实施例说明
图1是根据本发明的优选实施例的用于向远端单元113发送数据
的基站100的方框图。基站100包括控制器101，定时器102，多个
基本信道电路103，一个或更多的辅助信道电路105，求和器111，和
调制器115。如图所示，基站100正在借助于下行链路通信信号117
与远端单元113通信，远端单元113正在借助于上行链路通信信号119
与基站100通信。
在本发明的优选实施例中，可以利用辅助信道电路105和/或基
本信道电路103进行向/从远端单元113的通信。更具体地讲，基站100
和远端单元113利用为正向和反向传输所定义的两类信道。优选实施
例的说明提供了通过从基站100至远端单元113进行的数据传输，但
是，本领域的普通技术人员知道，也可以以相同的方式进行从远端单
元113至基站100的数据传输，而不脱离本发明的精神和范围。
在优选实施例中，也被称为专用信道的基本信道与现有的CDMA
业务信道相同，并且用于话音、数据和信令。1999年6月在华盛顿DC
通过的电信工业协会标准IS-2000，扩频系统的cdma2000标准
(cdma2000 Standard for Spread Systems，Telecommunications Industry
Association Standard IS-2000)(通常称为cdma2000或IS95C)中详
细地说明了CDMA业务信道，上述标准结合于此作为参考。如IS-95C
中所述，这种信道的传输率可以动态地改变。此外，软越区切换(利
用一个以上的基本信道电路103的联立通信)是由基本信道电路103
支持的。
相反，将辅助信道用于向远端单元113的高数据率通信服务，其
中辅助信道的数据率在传输之前是经过协商的。在这个信道上对多个
数据资源进行时分复用。此外，这种信道的服务质量(例如，帧差错
率(FER)，误比特率(BER)和/或传输延迟)可以独立于基本信道
设置和操作。
根据本发明的优选实施例的从基站100的数据发送如下进行：在
远端单元113没有利用基本信道或辅助信道主动对基站100通信的时
间周期中，远端单元113处于暂停状态，主动地或周期性地监视一个
前向控制信道(IS-95C寻呼信道)，以获知是否有来自基站100的任
何未决发送的通知。更具体地讲，利用寻呼信道电路(未示出)向远
端单元113发送消息，指示未决下行链路发送。在本发明的优选实施
例中，寻呼信道电路是在IS-95C中说明过的。基站100确定有一个对
远端单元113的高数据率传输需要进行，并且确定辅助信道电路105
是否可用。由于只有有限数量的辅助信道可用于通信，因而一个辅助
信道可能不能用于对远端单元113发送。因此，将远端单元113置于
一个队列中，直到辅助信道电路105可用于发送。无论远端单元113
是否被置于队列中，都要将远端单元113置于一个分配了一个基本信
道或一个专用控制信道的控制保持状态中。更具体地讲，基站100向
远端单元113通知被基本和辅助信道所使用的扩展码(沃尔什码)，
和辅助信道的分配数据率。此外，如IS-95C中所述，在这点利用基本
信道进行初始功率控制。
一旦在适当的功率电平，和在有一个辅助信道成为可用时，远端
单元113进入发生利用辅助信道通信的(即，数据发送的)活动状态。
更具体地讲，分配给远端单元113的辅助信道电路105输出待发送到
求和器111的数据，在求和器111中将数据与其它信道发送相加。然
后用调制器115对所得的相加发送进行QPSK调制，并且借助于下行
链路通信信号117发送到远端单元113。
特别是有两种原因可以使辅助信道上的传输停止。第一个原因
是，所有的数据都已经发送到远端单元113。在这种情况下，远端单
元113要执行一个发送的最后帧的确认。更具体地讲，通过确认(ACK)
已经接收到的分组，和/或通过提供对即使已经接收到后面编号的消息
但仍然没有接收到其序列号的消息的否认(NAK)进行差错控制。(注
意，如果使用NAK程序，那么即使在剩下的数据发送期间协议仅使
用NAK程序，也必须确认最后分组的成功接收)。
根据本发明的优选实施例，在向远端单元113发送消息以放弃辅
助信道之前，基站100延迟(X时间)再放弃消息的发送。如果，在
延迟周期中，不再有数据要向远端单元113发送，那么将把放弃消息
发送到远端单元113，指令远端单元113放弃辅助信道，并进入控制
保持状态。
通过延迟发送放弃辅助信道的指令，如果在延迟期间有对远端单
元113的新数据到达，基站100可以自动地向远端单元113传送更多
的数据。因此，在延迟期间，如果有对远端单元113的新数据到达，
远端单元不必从控制保持状态改变到活动状态，从而大大地减少了上
述跳动效应。
尽管优选实施例是根据从基站到移动或远端单元的传输说明的，
但上述发明可以应用于从远端单元到基站的传输。在这种情况下，在
向基站100发送了数据之后，远端单元113将延迟一个延迟周期(X)
再放弃该信道。
在本发明的一个替代实施例中，延迟周期(X)是根据数据传输
率改变的。更具体地讲，当数据率增加时，延迟成比例地增加。在本
发明的优选实施例中，将200ms的延迟用于19 KBPS的平均数据率。
对于100 KBPS的数据率，延迟周期线性地增加到500msec。延迟周
期与数据传输率成正比的改变可以减小了跳动效应，同时使远端单元
不必要地保持辅助信道的时间周期减少到最小。例如，在慢数据率传
输期间，数据有在发送末尾“堆积”的较高可能性。因此，在向远端
单元发送数据之后，如果有更多的数据要发送到远端单元，该可能性
很大，在基站已经得到缓解。因此，可以使用低延迟周期。相反，对
于高数据率的情况，在基站发生极小的数据缓存，并且有更大的可能
性需要把更多的数据发送到远端单元。因而需要更大的延迟时间。
停止在辅助信道上传输的第二个原因是因为利用辅助信道的发送
已经超过了分配的时间周期(或帧数)。例如，当分享辅助信道时，
远端单元可以分配到一定数量的帧，用于数据传输。在传输周期结束
后，远端单元一般要放弃该信道，从而使第二远端单元可以将信道用
于它们的数据传输需要。在这种情况下，第二远端单元从控制保持状
态转移到活动状态。但是，如上所述，从控制保持到活动状态的改变
一般要用一段时间。在本发明的优选实施例中，第一远端单元将在这
个时间周期中继续发送。图2中示出了这种情况。
如图2中所示，第一移动单元被分配在帧1-4中发送，但是，第
一移动单元将继续发送到(分配给第二移动单元的)帧5中。因此，
第一和第二移动单元都将在同一辅助信道上的同一帧期间发送，但
是，第一移动单元将仅在该帧期间发送。可能会以为第一和第二移动
单元都将在同一帧期间在同一信道上主动地发送。但是，如上所述，
从控制保持状态到活动状态的过渡要用一段时间。因此，第二移动单
元不可能开始帧5的发送。
因此，根据本发明的优选实施例，第一远端单元在它的分配帧过
去之后，将继续发送一段时间(X)，或一定的帧数(X)。在这种情
况下，时间周期取决于从控制保持状态过渡到活动状态要用多长时间
或多少帧数，因为X必须小于这个时间周期或帧数。
图3是根据本发明的优选实施例的图1的基本信道电路的方框
图。基本信道电路103包括：信道多路复用器201，卷积编码器212，
码元转发器215，块交织器216，长码扰码器217，和正交编码器220。
在操作期间，信道多路复用器201以特定的比特率(例如，8.6千比
特/秒)接收信号210(业务信道数据比特)。输入的业务信道数据210
比特一般包括被声码器转换成数据的话音，纯数据，或两类数据的组
合。信道多路复用器201将二次业务(例如，数据)和/或信令业务(例
如，控制或用户消息)多路复用到业务信道数据210上，并且以9.6
千比特/秒的比特率把多路复用的数据输出到卷积编码器212。卷积编
码器212用一种有利于数据码元的后续最大似然解码为数据比特的编
码算法(例如，卷积或块编码算法)将输入的数据比特210以一种固
定编码率编码成数据码元。例如，卷积编码器212以一种一数据比特
对两数据码元的固定编码率(即，1/3编码率)对输入的数据比特210
(以9.6千比特/秒的比特率接收的)进行编码，从而使卷积编码器212
能够以28.8千码元/秒的码元率输出数据码元214。
接下来，由转发器215转发数据码元214，并输入到交织器216。
交织器216在码元层交织该输入的数据码元214。在交织器216中，
数据码元214被单个地输入到一个定义了预定大小的数据码元214块
的矩阵中。数据码元214被输入到一个矩阵内的各个位置，从而能够
以一列接一列的方式填充矩阵。数据码元214被从矩阵内的各个位置
单个地输出，从而能够以一行接一行的方式清空矩阵。矩阵一般是一
个具有行数等于列数的方矩阵；但是，也可以选择其它矩阵形式，以
增大连续输入的交织数据码元之间的输出交织距离。由交织器216将
交织数据码元218以它们输入时的相同数据码元率(即，28.8千码元/
秒)输出。由矩阵定义的数据码元块的预定大小是从可以在一个预定
长度传输块内以预定码元率发送的最大数据码元数量导出的。例如，
如果传输块的预定长度是20毫秒，那么数据码元块的预定大小是28.8
千码元/秒乘以20毫秒，等于576个数据码元，这定义了一个18×32
矩阵。
由扰码器217对交织数据码元218进行扰码，并输出到正交编码
器220。正交编码器220将一个正交码(例如，一个256-ary沃尔什码)
模2相加到每个交织并且扰码的数据码元218。例如，在256-ary正交
编码中，将每个交织和扰码的数据码元218用一个256码元正交码“异
或”运算。这256个正交码最好对应于来自一个256×256哈达玛矩
阵的沃尔什码，其中一个沃尔什码是该矩阵的一个单一行或列。正交
编码器220以固定的码元率(例如，28.8千码元/秒)反复输出对应于
输入数据码元218的沃尔什码。
进一步用一对短伪随机码224(即，当与长码比时短的代码)扩
展沃尔什码序列242，以产生一个I-信道和Q-信道码扩展序列226。
将I-信道和Q-信道码扩展序列226用于通过除以正弦波对的功率电平
控制二相调制一个正交正弦波对。将正弦波输出信号进行相加，(用
调制器115)进行QPSK调制，并通过天线120发射，以完成信道数
据比特210的发送。在本发明的优选实施例中，扩展序列226是以3.6864
兆码片/秒(Mcps)的速率发射的，并且在5MHz带宽中发射，但是，
在本发明的一个替代实施例中，可以以不同的速率输出并在不同的带
宽中发射扩展序列226。例如，在本发明的一个替代实施例中，可以
使用IS-95C传输方案，在该方案中，扩展序列226是在1.25MHz带
宽内以1.2288 Mcps(业务信道码片速率)的速率发射的。由于用一128
码元正交码对每个数据码元进行“异或”运算，所以实际输入数据码
元传输率(在步骤218)是19.2 Kcps(利用一个1/2卷积编码器)。
图4是根据本发明的优选实施例的、用于发送数据的图1的辅助
信道电路105的方框图。辅助信道电路105包括：信道多路复用器301，
卷积编码器312，码元转发器315，块交织器316，和正交编码器320。
在操作期间，由信道多路复用器301以一个特定比特率(例如，152.4
千比特/秒)接收信号310(数据)。信道多路复用器301将二次业务
(例如，用户数据)多路复用到辅助信道数据310，并且以153.6kb/s
将多路复用数据输出到卷积编码器312。
卷积编码器312利用一种有利于数据码元的后续最大似然解码到
数据比特的编码算法(例如，卷积或块编码算法)，以一种固定编码
率将输入数据比特310编码成数据码元。例如，卷积编码器312以一
比特对两数据码元的固定编码率(即，编码率为1/3)编码(以153.6千
比特/秒的比特率接收的)输入数据比特310，从而使卷积编码器312
能够以460.8千比特/秒的速率输出数据码元314。
接下来，数据码元314被输入到交织器316中。交织器316在码
元层交织输入的数据码元314。在交织器316中，数据码元314被单
个地输入到一个定义了预定大小数据码元314块的矩阵中。数据码元
314被输入到一个矩阵内的各个位置，使得能够以一列接一列的方式
填充该矩阵。将数据码元314单个地从矩阵的各个位置输出，使得能
够以一行接一行的方式清空矩阵。矩阵一般是一个具有行数等于列数
的方形矩阵；但是，也可以选择其它形式的矩阵，以增大连续输入的
未交织数据码元之间的输出交织距离。交织器316以输入数据码元相
同的数据码元率(例如，460.8千码元/秒)输出交织数据码元318。
由矩阵定义的数据码元的预定块大小是从可以在一个预定长度传输块
内以预定码元率发送的数据码元的最大数量导出的。例如，如果传输
块的预定长度是20毫秒，那么数据码元的预定块大小是9.216千码元。
由转发器315转发交织的数据码元318，并且输出到正交编码器
320。正交编码器320将一个正交码(例如，一个16-ary沃尔什码)
模2相加到每个交织和扰码的数据码元318。例如，在16-ary正交编
码中，用一个16个码元的正交码“异或”运算每个交织和扰码的数
据码元318。这16个正交码最好对应于来自一个其中沃尔什码是矩阵
的一个单一行或列的16×16哈达玛矩阵的沃尔什码。正交编码器320
以固定码元率(例如，460.8千码元/秒)反复地输出对应于输入数据
码元318的沃尔什码或它的逆。
用一对短伪随机码324(即，当与长码相比时短的码)进一步扩
展加权的沃尔什码序列342，以产生一个I-信道和Q-信道码扩展序列
326。利用I-信道和Q-信道码扩展序列326，通过除以正弦波对的功
率电平控制，二相调制一个正弦波正交对。将正弦波输出信号相加，
(用调制器115)QPSK调制，并通过天线120发射，以完成信道数
据比特310的发送。在本发明的优选实施例中，扩展序列326是以3.6864
Mcps的速率输出，并且在5MHz带宽内发射的。
图5是说明根据本发明的优选实施例的数据传输的流程图。逻辑
流在步骤401开始，在此步骤，发射装置以一数据率通过一无线数据
信道(例如，CDMA辅助信道)主动地向一接收装置发送(CDMA活
动状态)。如上所述，发射和接收装置可以是一个对远端/移动单元发
送的基站，反之亦然。此外，数据传输是通过一个空中传输协议，例
如CEMA/GSM空中传输协议进行的。在步骤403，发射装置确定全
部数据是否已经发送到接收装置，如果没有，那么逻辑流返回到步骤
401。但是，如果在步骤403确定已经发送了全部数据，那么逻辑流
继续到步骤405。在步骤405，发射装置激活延迟定时器102，以延迟
向接收装置发送放弃消息。如上所述，延迟定时器102根据数据传输
率可以产生或可以不产生一个时间长度。在延迟定时器102终止之后，
将放弃消息发送到接收装置(步骤407)，将发射机置于“控制保持”
状态。
如上所述，通过延迟发出放弃辅助信道的指令，在延迟周期中，
如果有对接收装置的新数据到达，发射装置可以自动地向该接收装置
传送更多的数据。因此，在延迟周期中，如果有新数据到达，接收设
备不必从控制保持状态改变到活动状态，大大地减小了跳动影响。
图6是显示根据本发明的一个替代实施例的数据传输的流程图。
逻辑流在步骤501开始，在此步骤，第一和第二接收装置分享一个共
用数据传输越空信道。把每个接收装置分配在其中发送和接收数据的
特定时间周期，或帧数。在步骤503，第一接收装置(例如，一个远
端单元)接收来自一个发射装置(例如，一个基站)的数据。接下来，
在步骤505，基站确定远端单元是否已经达到用于数据传输的时间限
度，或帧数限度。如果，在步骤505，确定远端单元尚未达到其数据
传输的时间/帧限度，那么逻辑流返回到步骤503，否则逻辑流继续到
步骤507。在步骤507，基站在一个预定的时间周期中继续在分配给
第二接收装置的下一个时间周期/帧内发送，并且同时将第二接收装置
(例如，第二远端单元)置于活动状态。
因此，第一和第二远端单元都在共享信道上在同一帧/时间中发
送，但是基站将在预定时间周期(X)内的重迭时间/帧中仍向第一远
端单元发送。如上所述，可能会以为第一和第二移动单元将在同一帧
中在同一信道上主动发送。但是，从控制保持状态到活动状态的过渡
要用一定的时间周期。正是仅在这段时间周期中，第一远端单元将继
续接收数据。因此，根据本发明的优选实施例，第一远端单元将在它
的分配帧过去之后继续发送一段时间(X)。在这种情况下，时间周
期取决于从“控制保持”状态过渡到“活动”状态要用多长时间，因
为X必须短于这个时间周期。
尽管上述实施例被说明为在一个CDMA通信系统中实现的，但
是本领域的普通技术人员会知道，上述发明也可以应用到其它通信系
统协议。以下的内容说明了在使用通用分组无线电业务(GPRS)数
据通信的全球移动通信系统(GSM)中的实现。
在GPRS中，建立一个临时块流(TBF)，以在一个分组数据信
道上传送数据分组。TBF是被两个相互通信无线电资源(RR)对等实
体所用的逻辑连接，用于支持在用于分组数据的物理信道上单向传送
来自上逻辑链路控制(LLC)层的逻辑链路控制(LLC)分组数据单
元(PDU)。在一个GPRS系统中，多个远端单元以一特定频率在多
个时隙中发送数据。图7中示出了一个GPRS系统的数据传输。如图
所示，多个远端单元将共享一个用于上行链路传输的第一时隙组，和
一个用于下行链路传输的第二时隙组。由于在同一时间仅有一个单一
的远端单元能够发送或接收信息，所以控制了通过高速数据信道的数
据的发送和接收。在GPRS系统内，不像CDMA系统中那样放弃物理
数据信道。通过多个用户共享对信道的接入，数据信道保持在活动状
态。更具体地讲，将给任何希望发送/接收数据的用户分配一个使用物
理数据信道的逻辑信道。
在TBF终止期间，发送实体(即，基站或远端单元)将借助于
一个包括保留比特在内的放弃消息释放TBF。例如，如在3GPP TS 04.60
第三代的第9.3.2.6和9.3.3.5节；技术规范群组GSM EDGE无线电接
入网；通用分组无线电业务(GPRS)；移动站(MS)-基站系统(BSS)
接口；无线电链路控制/媒体存取控制(RLC/MAC)协议(3GPP TS 04.60
3rd Generation Partnership Project；Technical Specification Group GSM
EDGE Radio Access Network；General Packet Radio Service(GPRS)；
Mobile Station(MS)-Base Station System(BSS)interface；Radio Link
Control/Medium Access Control(RLC/MAC)protocol)中所述，基站
通过把一个最后块指示符比特(FBI)设置为“0”终止TBF。
根据本发明的优选实施例，一旦数据传输停止，发送实体将保持
在TBF上，直到它被网络释放。在下行链路TBF的延迟释放期间，
由于必须必要时通过下行链路数据信道发送数据，以便从移动单元获
得测量数据并给予移动单元建立上行链路TBF的机会，所以在网络保
持下行链路TBF的时间周期中，网络至少要必要时发送空无线电链路
控制(RLC)数据。在上行链路TBF延迟释放期间，在网络保持上行
链路TBF的时间周期中，要求移动单元必要时发送上行链路块。这个
时间周期允许网络建立一个下行链路TBF和/或给移动单元提供延长
上行链路TBF的机会，而不是建立另一个上行链路TBF。
通过暂时地延迟GPRS TBF的终止，增大了当最后轮询发生时具
有答复准备的接收实体的可能性。更具体地讲，在网络与移动单元之
间的正常操作或TBF的延迟释放期间，GPRS RLC/MAC协议使得网
络与同一移动单元之间的反方向上的TBF的建立比没有建立这样的
TBF时快得多。在典型的因特网应用中，在上行链路TBF中从移动单
元向网络发送一个因特网数据分组(IP分组)，该网络在数百毫秒内
产生一个答复IP分组。如果在网络准备好开始答复的发送时，移动单
元在上行TBF中仍然是活动的，那么建立一个从网络到移动单元传送
答复所需的下行链路TBF要比在如果移动单元处于空闲模式并且没有
上行链路TBF是活动的情况下建立快得多，因此，通过在最后数据传
送完成之后将上行链路TBF保持一个时间周期，显著地加快了下行链
路TBF的建立，因此加快了从网络到移动单元的答复传送速度。如果
初始数据是从网络向移动单元传送的，那么也同样可以在反方向上加
快速度，尽管速度增加一般比较小。
图8示出了根据本发明的优选实施例的消息通知/数据发送的呼
叫-流图。如图所示，在从基站的头两个发送期间，经过数据块801进
行下行链路数据发送。接下来，当发送完所有数据时，基站通过发送
信令远端单元发送分组下行链路Ack/Nack 803的、包含LLC数据802
的、将FBI比特设置为0和将S/P比特设置为1的最后数据块延迟放
弃TBF。然后，基站周期性地向远端单元发送带有设置为1的S/P比
特的空数据块804，这是信令远端单元发送一个分组下行链路Ack/Nack
805，以允许远端单元请求建立一个上行链路TBF。当基站接收到建
立上行链路TBF的请求时，基站向远端单元发送分组上行链路分配消
息806。接下来，远端单元开始在上行链路TBF上发送数据块。最后，
基站发送一个带有设置为1的S/P比特和设置为1的FBI比特的空数
据块(807)，信令远端单元结束TBF。远端单元用一个带有设置为1
的最后_确认_指示符(Final_Ack_Indicator)比特的分组下行链路
Ack/Nack消息回答，并随后终止TBF。
图9示出了一个从基站到远端单元的经过数据块901进行的下行
链路数据发送的呼叫-流图。当发送了所有数据时，基站通过在包含LLC
的最后数据块902中当S/P比特设置为1和FBI比特设置为0时，从
远端单元请求分组下行链路Ack/Nack 903，延迟放弃TBF。基站将周
期性地向远端单元发送空数据904或新数据块905，而无需建立新的
下行链路TBF。
图10示出了一个从远端单元到基站的经过数据块1001进行上行
链路数据发送的呼叫-流图。远端单元通过把递减计数值(CV)设置
为0指示最后数据块1002的发送。基站把对远端单元的分组上行链
路Ack/Nack答复1005的发送延迟1003一定时间。如果基站接收到
向远端单元发送数据的请求，那么基站可以通过发送一个分组下行链
路分配消息1004建立下行链路TBF。在它的一次选择中，基站通过
发送一个分组上行链路Ack/Nack 1005和向移动单元轮询分组控制确
认1006，开始上行链路TBF的释放。当下行链路TBF继续时，基站
继续向远端单元发送数据1007。
图11示出了一个从远端单元到基站的经过数据块1101进行上行
链路数据发送的呼叫-流图。远端单元通过把递减计数值(CV)设置
为0指示最后数据块1102的发送。基站向远端单元发送带有设置为0
的最后_确认_指示符比特的分组上行链路Ack/Nack 1103，而不释放
上行链路TBF。基站将周期性地给予远端单元发送数据的机会，如果
远端单元没有数据，那么远端单元发送一个空控制块1104。如果基站
接收到向远端单元发送数据的请求，那么基站可以建立下行链路TBF
1105，并随后通过发送一个分组上行链路Ack/Nack 1106和向移动单
元轮询分组控制Ack 1107开始释放上行链路TBF。基站继续向远端
单元发送数据1108。
图12示出了一个从远端单元向基站的经过数据块1201进行上行
链路数据发送的呼叫-流图。远端单元通过把递减计数值(CV)设置
为0指示最后数据块1202的发送。基站向远端单元发送带有设置为0
的最后_确认_指示符比特的分组上行链路Ack/Nack 1203，而不释放
上行链路TBF。基站将周期性地给予远端单元发送数据的机会，如果
远端单元没有数据，那么远端单元发送一个空控制块1204，否则远端
单元发送数据块1205。
以下的段落示出了根据本发明的优选实施例的对3GPP TS 04.60
第三代合作项目方；技术规范群组GSM EDGE无线电接入网；通用
分组无线电业务(GPRS)；移动站(MS)-基站系统(BSS)接口；
无线电链路控制/媒体存取控制(RLC/MAC)协议标准的修改。这些
改变在递交给2001年1月22至26日召开的3GPP TSG会议的，记
录在会议记录7.2.5.2中的论文中也有详细的说明，这些记录结合在此
作为参考。
9.3.1a节，下行链路临时块流的延迟释放
当网络完成了它在下行链路TBF上的下行链路数据的传输时，
它可以延迟下行链路TBF的释放(即，停止下行链路RLC数据块的
发送，而不释放TBF)，或它可以通过遵循9.3.2.6或9.3.3.5节中的
程序释放TBF。
为了延迟TBF的释放，如果包含有效LLC PDU数据的最后RLC
数据块不是在LLC PDU边界上结束，那么应当利用10.4.16节中的程
序填充。然后，向移动站发送带有设置为“0”值的FBI比特的块。
然后，网络应当通过向移动站发送下行链路空RLC数据块来保持释放
延迟的TBF，发送下行链路空RLC数据块的频度，如功率控制需求
所要求的和如轮询请求建立上行TBF的移动站所需的，至少应当足以
防止定时器T3190终止。
如果网络已经延迟了下行链路TBF的释放，当网络有新的数据
要在下行链路TBF上发送时，它应当停止下行链路空RLC数据块的
发送，并且重新开始RLC数据块的发送。
如果网络已经延迟了下行链路TBF的释放，并且它希望释放
TBF，那么它应当使用9.3.2.6或9.3.3.5节中的程序，如果没有RLC
数据块可用时，用下行链路空RLC数据块代替RLC数据块。
一旦网络发送了一个带有设置为值“1”的FBI比特的RLC数据
块或下行链路空数据块，TBF的延迟释放不再可能。
10.2.1a节，下行链路空RLC数据块
下行链路空RLC数据块是由一个带有在RLC数据块的末尾的指
示LLC PDU结束的一个长度八位字节的，并且带有包含一个19个八
位字节空LLC PDU(见GSM 04.64)的RLC数据字段的CS-1 RLC数
据块构成的。
10.3a.5节，EGPRS下行链路空RLC数据块
EGPRS下行链路空RLC数据块是由一个带有在RLC数据块末尾
的指示LLC PDU结束的一个长度八位字节的，并且带有包含一个足
以完全充满RLC数据字段的大小的空LLC PDU(见GSM 04.64)的
RLC数据字段的RLC数据块构成的。
10.4.16节，RLC数据字段
RLC数据字段包含来自一个或多个LLC PDU的八位字节。RLC
数据字段可以包含一个或两个LLC PDU的一部分，或任意数量的LLC
PDU的全部。E比特，M比特，和长度指示符将RLC数据字段划界
成LLC PDU。
如果TBF的最后LLC PDU没有充满整个RLC数据字段，那么
要使用一个延长八位字节来指示有效RLC数据八位字节的数量，并且
要用具有值“00101011”的填充项八位字节填充RLC数据字段的剩余
部分。仅有TBF的最后RLC数据块可以包含填充项八位字节。
如果TBF终止，并且没有新LLC数据要发送，并且LLC PDU
连同指示LLC边界的长度八位字节没有完全充满整个RLC数据字段，
那么应当使用一个带有指示RLC数据块末尾的长度字段的延长八位字
节，并且根据以下规则填充RLC数据字段的剩余部分：
如果，在插入了长度八位字节之后，不再需要更多的八位字节，
那么将不作任何事。
如果需要一个或更多的八位字节，那么应当插入一个长度足以准
确地填充剩余八位字节的空LLC PDU(GSM 04,64)。
6.5节，空LLC PDU
空LLC PDU的格式如图12中所示。从八位字节4到八位字节74
的所有八位字节具有相同的值。这个PDU是通过接收作为一个无效
PDU的LLC实体识别的，并且放弃。如果需要一个1八位字节空LLC
PDU，那么使用八位字节1。如果需要一个2八位字节LLC PDU，那
么使用八位字节1和八位字节2，等等。空LLC PDU最多74八位字
节长。可以通过低层协议把空LLC PDU插入到LLC数据流中，而不
影响LLC协议的操作。
注意：空LLC PDU是一个C/R＝1的UI帧，是SGSM对MS的
命令，和MS对SGSM的回答。SAPI是3，是用户数据1。LLC序列
号N(U)是0。禁止加密。PM比特是1，这指示LLC标题由LLC FCS
保护。无论在空LLC PDU中包括多少八位字节，FCS或者是不存在
或是无效，这使得整个LLC PDU无效。信息字段包含十六进制值2B，
这是用于优化空中接口物理层性能的优选填充模式。
比特
8 7 6 5 4 3 2 1
PD＝0
C/R＝1
0
0
SAPI＝3
1
1
D＝0
0
0
N(U)＝0
N(U)＝0
E＝0
PM＝0
0 0 1 0 1 0 1 1
0 0 1 0 1 0 1 1
0 0 1 0 1 0 1 1
…
0 0 1 0 1 0 1 1
0 0 1 0 1 0 1 1
八位字节1
八位字节2
八位字节3
八位字节4
八位字节5
八位字节6
八位字节73
八位字节74
尽管本发明是参考特定实施例特别显示和说明的，但是本领域的
普通技术人员应当知道，可以对其形式和细节进行各种改变而不脱离
本发明的精神和范围，本发明将包括所有在所附权利要求的范围中的
所有变化。