LTE协议栈RLC层ARQ机制的研究及分析

kenzo981

1 引言   LTE项目为3G的长期演进，需要实现更低的延迟，更高的数据传输率等，所以空中接口和网络架构有重大革新。RLC(无线链路控制协议)为用户和控制数据提供分段和重传服务，RLC实体有3种工作模式：透明模式(TM)，非确认模式(UM)），确认模式(AM)。ARQ只在AM模式使用，所以论文中讨论的都是确认模式的情况。
2     RLC层AM实体模型及ARQ基本类型   RLC的AM实体有一个发送端和一个接收端，发送端在收到来自
的
（
服务数据单元）后，PDCP RLC SDU RLC将其存储在发送缓冲内，在收到来自MAC层的发送时机(ul grant)后，根据其提供的大小对RLC SDU进行分段和/或级联，然后添加RLC头成为RLC PDU（RLC协议数据[2]单元）
。所有RLC PDU在发送前都要交给重传缓冲进行保存，在收到STATUS PDU后再对重传缓冲中的PDU进行重传或移除的操作。接收端在收到来自对等端的PDU后，先判断是控制PDU还是数据PDU，若是控制PDU则交给RLC控制模块，它用来判断发送端哪些PDU需要重传，若是数据PDU则送给接收缓冲，在重排序后移除RLC头，再重新组装成RLC SDU。




ARQ方式有3种基本类型：SAW重传、退N步(GBN)重传和选择重传(SR)。SAW重传是指发端发送每个分组后都要等待收端的回执，收到NACK就重传，收到ACK后则准备发送下一个分组。GBN重传可持续发送多个分组，发端发送第一个分组后不必等待回执，经过网络延迟后回执到达发端，若收端反馈的是NACK，则发端重传该分组及其后在延迟期间发送的分组。SR重传中发端按固定顺序发送分组，它只重传收到NACK所对应的分组。在3种重传方式中，SR重传的效率是最高的，但由于需要保证[4][5]分组的传送顺序，收发两端必须开较大的缓冲区
。目前的LTE标准采用的是SR重传方式，这样使得数据传输效率更高。
3     ARQ的工作原理3.1   重传机制AM实体发送端在收到状态报告后，对其中NACK对应的PDU和PDU segment进行重传。具体实现过程如图2所示：



如果低层在特定发送时机(ul grant)所指示的RLC PDU(s)的总大小与要重传的AMD PDU完全适合，就直接把这个AMD PDU传到低层， P字段除外(因为这个字段要根据目前的具体情况进行设置)。否则，就对这个AMD PDU进行分段，使得新形成的AMD PDU段与低层在特定发送时机所指示的RLC PDU(s)的总大小适合，把这个新形成的AMD PDU段传到低层。对于一个AMD PDU段的重传，根据它是否适合低层在特定发送时机指示的RLC PDU的总大小，如果不适合，就会根据低层指示的PDU的大小进行分段，使分段后的AMD PDU 段适合低层指示的大小。如果适合就直接在AM RLC实体的发送侧进行数据域映射、添AMD PDU 段头等操作。
3.2   轮询机制
为了保证RLC PDU的正确传送，ARQ过程引入了轮询机制，这是为了使发送端能从接收端收到回执(STATUSPDU)
。每组装一个新的AMD PDU，AM RLC实体的发送端将：
(1) 计数器PDU_WITHOUT_POLL的值都会加1。
(2) 把需要传送的AMD PDU的Data field元素的每个字节都映射到这个新的形成的RLC data PDU的Data ield，每映射一个字节，计数器BYTE_WITHOUT_POLL的值都会加1。在以下条件下AMD PDU的P field置1，即向对等端请求获取一个STATUS PDU：
①PDU_WITHOUT_POLL>=pollPDU.
②BYTE_WITHOUT_POLL>=pollByte.
③在发送完一个RLC data PDU后，发送缓存和重传缓存都为空。
④在发送完一个RLC data PDU后，没有新的RLC data PDU可以传送（由于发送窗口停止移动）。在一个RLC data PDU的P field置1后，重置计数器PDU_WITHOUT_POLL和BYTE_WITHOUT_POLL为0。在发送完一个P field置1的RLC data PDU到低层后，AM实体发送端将POLL_SN设为此时VT(S)-1的值，并判断定时器t-PollRetransmit是否在运行，若未运行则开启此定时器，已运行则重启此定时器。在收到一个STATUS PDU后，若该PDU含有对POLL_SN的ACK或NACK，则停止并重置t-PollRetransmit。
3.3  状态报告的触发触发状态报告的条件有：
①从低层收到1个P field为1的RLC data PDU,该PDU的SN落在接收窗口外或该PDU的所有字节之前已经接收过。则丢弃该PDU并触发一个状态报告。
②从低层收到1个P field为1，SN=x的RLC data PDU, 若x<VR(MS)或x>=VR(MR)，则触发一个状态报告。如果VR(MS)<= x<VR(MR)，则继续接收其他PDU直至x<VR(MS)或x>=VR(MR)。
③t_reordering超时，则更新VR(MS)，然后触发一个状态报告。当一个状态报告被触发，若t-StatusProhibit没有运行，则在MAC指示的第一个传输时机构造一个STATUS PDU并传给MAC。若t-StatusProhibit在运行，则在它超时后MAC指示的第一个传输时机构造一个STATUS PDU并传给MAC,即使在t-StatusProhibit运行期间状态报告被触发多次，也只传送一个STATUS PDU。




D/C（1 bit）：0表示为控制PDU,1表示为数据PDU。STATUS PDU属于控制PDU。CPT（3 bits）：CPT字段用于指示RLC control PDU的类型，000表示为STATUS PDU,其余值为保留值。ACK_SN(10 bits):STATUS PDU是对ACK_SN之前的PDU进行确认。E1(1 bit)：1表示有一个{ NACK_SN、E1、E2}在其后，0表示没有。NACK_SN(10 bits): ACK_SN字段用于指示在AM
RLC实体的接收侧检测到丢失的AMD PDU(或其一部分)的SN。E2(1 bit): 1表示有一个{ Sostart、SOend }在其后，0表示没有。SOstart(15 bits): SOstart 用于指示SN = NACK_SN的AMD PDU 片段的第一个字节在源AMD PDU的Data eld中对应的置.SOend(15 bits): SOend用于指示SN = NACK_SN的AMD PDU 片段的最后一个字节在源AMD PDU的Data eld中对应的位置。STATUS PDU的格式可以看出：RLC的控制模块可以很清晰地解出NACK所对应的PDU或PDU段，然后控[1]制重传缓冲使其正确重传错的PDU 。.4  发送窗口和接收窗口的管理AM模式中的发送窗口和接收窗口大小都为512，为RLC PDU序号总数（0-1023）的一半。从发送窗口可以清晰地看出哪些PDU还未收到ACK，发送窗口塞满后将不会发送新的数据，实现了流量控制，发送窗口区间为[VT(A),VT(MS))。接收窗口用来决定是否需要发送STATUS PDU以及哪些收到的数据PDU需要重组及上传，接收窗口区为[VR(R),VR(MR) )。




如图4所示，AM实体发送端已发送了序号为0，
1，2的PDU，此时只有序号为0的PDU收到了来自对等端的ACK，所以VT(A)=1,VT(S)=3,VT(MS)=VT(A)+512=513。若序号为1或2的PDU收到了NACK，则会执行重传操作。若VT(S)一直增大且VT(MS)不变，则当VT(S)=VT(MS)时窗口出现堵塞，只有VT(MS)再出现变化时才会再发送新的PDU。




如图5所示，AM实体接收端收到序号为0，1，3的PDU，所以VR(R)=VR(MS)=2，VR(MR)=VR (R)+512=514。序号为0，1的PDU落在了窗口外，所以若能重组成RLC SDU则需上传。由于在收到序号为2的PDU之前收到了序号为3的PDU，所以出现了断点，触发了t_reordering的开启，VR(X)=VR(H)=4，若t_reordering超时则将此消息传递给RLC控制模块，由RLC控制模块生成STATUS PDU，然后加头并由发送端发送。

[ 本帖最后由 tomtuo 于 2011-10-24 14:28 编辑 ]