控制无线终端与蜂窝无线通信基础设施间的信道的方法

摘要

所述基础设施包括核心网、链接至核心网的无线网络控制器及有无线接口且各自链接至一控制器的基站。加密信息通过第一通信路径以电路模式在核心网与终端间发送，经过第一主控制器，然而通过第二通信路径以电路模式在核心网与终端间发送，经过第二主控制器。第二路径建立在包括调整数据从第一主控制器向第二主控制器的传输及抑制第一路径的转移过程中。这些数据表示用来对该信息加密并以有规律的间隔得到递增的一序列号的当前值，还表示该序列号与第二控制器可用的一时间基准间的偏差。

说明书

本发明涉及无线通信领域，尤其涉及蜂窝网中使用的加密技术。

本发明尤其应用于使用码分多址(CDMA)技术的UMTS(通用移动通信系统)类型的第三代蜂窝网。

以下描述用于UMTS网络中的本发明，图1示出UMTS体系结构。

移动业务转换器10属于核心网(N)，它一方面链接至一个或多个固定网11，另一方面又通过所谓的Iu接口链接至控制设备12或RNC(无线网络控制器)。每个RNC12通过所谓的IUb接口链接至一个或多个基站13。基站13分布于网络覆盖的地域中，能通过无线电与称为UE(用户设备)的移动终端14、14a及14b通信。基站可以群分在一起形成称为节点B(node B)的节点。一些RNC12还可通过所谓Iur接口彼此通信。RNC与基站形成称之为UTRAN(UMTS陆地无线接入网)的接入网。

UTRN包括OSI模型的层1和层2的元件以提供无线接口(称为Uu)上所需的链路以及属于层3的用来控制无线资源的一级15A(RRC，无线资源控制)，正如3GPP(第三代合作伙伴项目)于2000年3月发布的《Radio InterfaceProtocol》3.4.0版的技术规范3GTS 25.301中所述。从较高层看，UTRAN只是用作UE与CN间的中继。

图2示出RRC级15A、15B以及属于UTRAN及UE的较低层的各级。在每一侧，层2再细分为无线链路控制(RLC)级16A、16B及媒体接入控制(MAC)级17A、17B。层1包括编码和多路复用级18A、18B。无线级19A、19B提供来自由级18A、18B提供的码元串的无线信号的发送的必要条件及在另一方向上所述信号的接收。

有多种将如图2的协议体系结构适合于图1的UTRAN的硬件体系结构的方法，一般根据信道类型可采用多种结构(见3GPP于2000年1月发布的《UTRANOverall Description》版本3.1.0的技术规范3GTS 25.401的11.2部分)。RRC、RLC和MAC这三个级位于RNC12中。层1位于，例如，节点B中。然而该层的一部分可位于RNC12中。

当几个RNC参与与UE的通信时，通常有一称之为SRNC的所谓服务RNC及至少一个称为DRNC的漂移RNC，属于层2的模块(RLC和MAC)位于SRNC中，DRNC链接至一基站，UE与该基站在一无线链路中。合适的协议提供了这些RNC在Iur接口上的交换，例如ATM(异步转移模式)和AAL2(ATM适配层No.2)。同样的协议亦可用于Iub接口上节点B与其RNC间的交换。

层1和层2都由RRC子层控制，由3GPP于1999年10月发布的《RRC ProtocolSpecification》版本3.1.0的技术规范3GTS 25.331描述了RRC子层的特点。RRC级15A、15B监控无线接口。而且，与对应于由层3产生的用户数据的处理的“用户计划”形成对比的是，它按照“控制计划”处理要发送至远端站的流。

RLC子层在由3GPP于2000年3月发布的《RLC Protocol Specification》版本3.2.0的技术规范3GTS 25.322中有描述。在发送方向，RLC级16A、16B根据各自的逻辑信道接收包括由层3产生的业务数据单元(RLC-SDU)组成的数据流。级16A、16B的RLC模块与每个逻辑信道相关，这样尤其可把所述流的RLC-SDU单元分段成定址到MAC子层且包括任选RLC信头的协议数据单元(RLC-PDU)。在接收方向，RLC模块与之相反地对接收自MAC子层的数据单元的逻辑信道的RLC-SDU单元进行重新装配。

RLC级16A、16B作为一操作，尤其是作为逻辑信道类型的函数，可有几种操作模式。由此在本描述中，将考虑RLC子层的透明模式，该模式适合涉及电路模式通信的逻辑信道。在所述透明模式中，当需要分段与装配操作时，RLC模块便加以执行，且不向RLC-POU单元中引入信头。

MAC子层在由3GPP于2000年3月发布的《MAC Protocol Specification》版本3.3.0的技术规范3GTS 25.321中有描述。它向一个或多个发送信道TrCH上移置一个或多个逻辑信道。在发送方向，MAC级17A、17B可在一相同的发送信道中多路复用一或更多逻辑信道。在这样的一个发送信道上，MAC级17A、17B递送连续发送块TrBk，每个TrBk由一任选MAC信头和产生于相关逻辑信道的一RLC-PDU单元构成。

对于每个TrCH，RRC子层向MAC子层提供一组发送格式(TFS，“发送格式组”)。发送格式包括等于10、20、40或80毫秒的传输时间间隔(TTI)、发送块尺寸、发送块组尺寸以及定义将由层1用于TrCH中来检测并纠正发送差错的保护方案的参数。根据逻辑信道上或与TrCH相关的信道上的当前比特速率，MAC级17A、17B从由RRC子层指配的TFS选择一发送格式，并且在把该模式指示给层1的同时，在每个TTI中递送一组与所选格式相符的发送块。

层1可在一给定物理信道上多路复用多个TrCH。在此情况下，RRC子层向该物理信道指配一组发送格式组合(TFCS，“发送格式组合组集”)，MAC子层动态地从该TFCS集选择一发送格式组合，从而定义将用于多个被多路复用的TrCH中的发送格式。

UMTS使用扩频CDMA技术，也就是说，发送的码元与由称为“码片”的样本构成的扩频码相乘，码片的速率(在UMTS情况下为3.84兆码片/秒)大于所发送的码元的速率。扩频码区分叠加在由一载频构成的同一传输资源上的多个物理信道(PhCH)。扩频码的自相关性和互相关性使接收机能分离PhCH并提取经发给它的码元。对于下行链路上FDD模式(“频分双工”)的UMTS，每个基站被分派一个扰码，由互正交信道码(信道化码)区分所述基站使用的各个物理信道。基站亦可使用几个互正交扰码。在上行链路上，基站使用该扰码分离发送的UE，且可能使用信道码来分离产生于一个和相同UE的物理信道。对于每个PhCH，总扩频码是信道码与扰码的积。扩频因子(等于码片速率与码元速率的比)是4和512之间的2的幂。该因子被选为将在PhCH上发送的码元的比特速率的一函数。

在由基站使用的载频上以彼此相随的10毫秒帧组织成不同物理信道。每个帧再分成具有15个666微秒的多个时隙。每个时隙可承载一个或更多个物理信道的叠加形式，包括公共信道和DPCH(“专用物理信道”)专用信道。每个DPCH用这些数据发送产生于MAC子层的发送格式组合指示符，使目的地端MAC模块能恢复TrBk的结构。

对同一通信而言，有可能建立对应于不同信道码的几个DPCH，它们的扩频因子可以相等或不同。尤其是当一个DPCH不足以提供应用所需的传输比特速率时，遭遇到这种情况。而且，该通信可使用一个或更多发送信道。PhCH上对产生于TrCH的信息码元流的编码和多路复用在由3GPP于1999年10月发布的《Multiplexing and Channel Coding(FDD)》版本3.0.0的技术规范3GTS 25.212中有详细描述。

就RLC子层的处理模块以透明模式操作的每个逻辑信道而言，MAC级17A、18B在此之外还满足所发送信息的加密和所接收信息的解密的要求。在对应的发送信道上，涉及该逻辑信道的TrBk各自包含根据前述3GTS 25.301规范的第8章中所描述的机制加密的-RLC-PDU单元。

图3说明用于逻辑信道的RNC的/或UE的MAC级17A、17B的加密模块20。通过异或操作(门22)执行加密算法21以生成二进制掩码，该掩码与以透明模式从RLC接收的RLC-PDU单元的信息比特组合。同一模块可用于解密。算法21基于下列参数计算所述掩码：

——CK：M＝32位的保密加密密钥，定义于核心网与UE间的认证的前阶段；

——CSN：由M＝32位构成的加密序列号；

——BEARER：逻辑信道标识符，用来生成各个逻辑信道的不同掩码；

——DIRECTION：指示传输方向(上行链路或下行链路)的比特，用来生成这两个方向的不同掩码；

——LENGTH：以比特数表示的掩码的长度，作为发送格式的一个函数由RRC级给出。

算法21对M-比特号CSN和密钥CK进行组合以阻止同一掩码被用来对不同的块加密。号CSN以10毫秒无线帧的速率递增。图3示出提供参数CSN的32位计数器23。随着逻辑信道的每个新块，计数器使号CSN以量N递增，N是承载该逻辑信道的发送信道上每TTI的帧的数目(N＝1，2，4或8)。计数器因此每10毫秒递增1，每20毫秒递增2，每40毫秒递增4或每80毫秒递增8。一旦初始化加密的通信，RRC级提供号CSN的初始值CSN₀及计数器23的开始命令(START)。这些操作在执行MAC任务的RNC中及UE中都得到执行。

本发明考虑的问题是满足加密功能的MAC模块在网络基础设施中移位时CSN计数器的发送问题。这样的移动发生在含有无线接入资源的变化(切换)的转移过程的相关环境中。该转移过程可引起SRNC的改变，从而要求新SRNC的CSN计数器与前一SRNC的(及UE的)CSN计数器同步，而提供给RNC用来彼此通信的Iu和/或Iur接口是异步的。如果同一RNC使用不同的电路来管理转移前后所用的接入资源，亦可面对这样的情况：MAC模块的移动发生于同一RNC中。

转移过程的各种可能的情况在由3GPP于1999年10月发布的《Manifestations of Handover and SRNS Relocation》版本3.0.0的技术规范3GTR 25.832中有描述。一种情况区分了软切换(SHO)与硬切换(HHO)。一方面，SHO使用宏分集模式并且可能跟有称为“重定位”的SRNC变化；另一方面，HHO对应，例如，载频的变化(有或无RNC的变化)和/或对应不能通过Iur接口彼此通信的两RNC(同一接入网的或不同接入网的)间的切换。如果几个载频分配给UTRAN的操作员或如果该URTAN的所有RNC间未提供Iur接口，则在该UTRAN内会发生HHO。HHO亦可发生于两分离接入网间，例如，在两个UTRAN之间或一个UTRAN与一个不同类的基于相似的功能体系结构的系统间，该体系结构尤其使使用相同加密过程成为可能，诸如GERAN类型的系统(“GSM/EDGE无线接入网)。

在FDD模式中，UMTS支持宏分集技术，宏分集技术包括做准备以使UE能同时与分离的基站通信：在下行链路中，UE几次接收同样的信息，而在上行链路中，由UE发送的无线信号由基站接收以形成不同的估计值，这些估计值后来组合于UTRAN中。

宏分集提供接收增益，接收增益利用对信息的同一项的不同观察的组合改进系统性能。在UE移动时，宏分集亦使执行软小区间转移(SHO)成为可能。

在宏分集模式中，来自UTRAN或UE的多个传输的发送信道的路由选择及这些发送信道在接收中的组合是属于层1的选择和组合模块的责任的操作。该模块在与MAC子层的接口处，且位置于服务所述UE的RNC中。如果涉及的基站依靠通过Iur接口通信的不同的RNC，这些RNC中的一个充当SRNC而另一个充当DRNC。

完成一SHO时，UE与始发基站间的无线链路便断了。可以发生这样：UE所在的基站范围内的基站没有在SRNC的相关性内的。

UTRAN可很正常地继续以此方式支持通信。然而，这并非最优的，因为通过设法使得DRNC成为正在进行的通信的新的SRNC而省却出现在Iur接口上的交换并释放前一SRNC是可能的。这是由在前一SRNC的启动时触发的重定位过程的主题(《SRNS Relocation》，见前述3GTS25.401规范的7.2.3.2部分)。

该重定位过程包括从前一SRNC至前一DRNC的RLC和MAC实例的转移(以及如果保持宏分集则还有层1的选择和重组模块)转移。

由此产生的一个问题由加密算所用的CSN计数器以透明RLC方式的转移。尤其是，该计数器须与置于UE侧的MAC层中的计数器保持同步，而RNC间的链路(通过Iu接口及核心网或通过IUr接口)原则上是异步的。

32位数CSN可分解为对应P个CSN的最低有效位(LSB)的连接帧数CFN及对应32-p个最高有效位(MSB)的超帧数HFN(根据所述3GTS 25.301规范的第8章P＝8)。

监控每个由基站13服务的小区的RNC为该小区更新系统帧号SFN，SFN在Q＝12个比特上编码并随每个新的10毫秒无线帧递增。所述号SFN由基站通过其公共控制信道广播。

UE测量它从它的当前小区的相邻小区接收的信号与其自己的时钟间的时间偏差。在触发向目标小区的SHO之前，UE向其SRNC提供它测量的该目标小区的偏差，该偏差在2^P×10毫秒(即，2.56秒)的范围内对应在公共信道上获得的目标小区的SFN计数器与其自己的CFN计数器间的偏差。该偏差是根据检测同步模式以例如码元时间的数量级，实际上小于10毫秒的时间精确度的。它用来时间上箝制新基站的发送，这样在宏分集模式中，由UE从多个站接收的信息项彼此不是太偏差，这会要求过量的存储器以能组合观察。该偏差是通过Iur接口定址到新基站的。

由于该偏差的提供，所以DRNC先验知道将用来加密解密的CSN计数器的P个最低有效位。然而，这不提供最高有效位(HFN)。当前3GPP规范支持重定位过程包括由SRNC通过Iu接口发送消息“Relocation_Required”，在该消息插入HFN号，这样DRNC能与它的加密序列计数器同步。一接收该消息，核心网便执行将导致通信路由选择至DRNC的任务，并向后者透明地重新发送HFN。

这些安排不解决上述问题，因为在SRNC发送HFN的值的时刻与DRNC接收它的时刻间，已能使UE侧有效的HFC递增。每当HFN花不止2.56秒才能由DRNC接收就会出现这种情况。给定由异步核心网中的消息可遇到队列及由交换器10处理“Relocation_Required”消息的时间情况下，这难以有把握地避免。如果HFN花较少时间到达DRNC亦可出现差错：例如，如果是在CFN等于255时发送HFN，在HFN的值于UE处递增后它很可能由DRNC接收。

在不使用宏分集模式执行的HHO中更剧烈地遭遇以上问题。

在HHO中，通常有一对广播阶段，在此广播阶段期间在两个接入资源上同时发送同一下行链路信号项。这使UE一切换至第二接入资源便能无中断地接收发给它的信息。因此，当要执行HHO时，负责目标小区的RNC必须快速知道涉及UE的加密序列计数器CSN。而且，目标小区的RNC如果不同于先前的SRNC则一般预先不知道CFN计数器，因为没有宏分集。由先前SRNC发送的值因此必须尽可能大地覆盖CSN的最低有效位的范围，这样，考虑到通过异步网的路由选择时间，当它由目标小区的RNC接收时，它很可能过时。此缺陷在缺乏基站的同步时难以消除，这种同步对UMTS网络的操作不是必要的且不被标准所使用。

应注意的是，在RLC子层的非透明模式中，上面考虑的问题不存在。这些非透明模式是用于分组传输的，对分组传输而言切换期间或重定位过程期间短时中继传输通常没有损害，只要保证，例如通过确认机制，接收到正确的计数器值。而且，RLC子层通过使用每个RLC-PDU单元的信头的序列号对含于该RLC-PDU单元中的数据加密来满足非透明模式的加密/解密功能的要求。该序列号是未经加密发送的，这样不必在两端对加密计数器进行同步。

在使用时分多址(TDMA)技术的第二代GSM系统(“全球移动通信系统”)中，加密只在空中接口上有效。密钥的递增是基于与TDMA超帧的同步，这种同步是在时分多路复用方案的帧结构中的无线链路的两侧上以非歧义的方式实现的。因此，以上问题亦不存在。

WO 98/09458揭示一从GSM衍生的无线接入系统，该系统中只在空中接口上执行对通信的加密。该系统的一个限制是它要求基站在TDMA多帧的标度上的同步。而且，当基站间的交换所花时间多于多帧的相对短的持续时间(120毫秒)时，加密计数器的同步便丢失。

本发明的一个目的是提供一种针对上述同步加密计数器问题的解决方案。

因而，本发明提供一种控制无线终端与蜂窝无线通信基础设施间的电路模式通信逻辑信道的方法。所述基础设施包括至少一核心网、链接至核心网并包括第一和第二控制器的无线网络控制器以及提供有无线接口且各个链接至一无线网络控制器的基站。该方法包括以下步骤：

——在核心网与终端间建立至少一个第一通信路径，通过一基站并通过构成所述第一路径的主控制器的第一控制器；

——沿第一通信路径发送逻辑信道的信息；

——在核心网与终端间建立至少一个第二通信路径，通过一基站并通过构成所述第二路径的主控制器的第二控制器；

——沿第二通信路径发送逻辑信道的信息。

沿每个通信路径发送的信息以从主控制器至无线终端的所述路径的一部分中加密。加密作为包括秘密密钥和与所述密钥结合的加密序列号的参数的函数而被执行。主控制器与终端共同以具有确定持续时间的帧的速率递增加密序列号，以有相同的加密参数来允许解密信息。第二路径建立于转换过程中，该转换过程包括从第一控制器向第二控制器发送调整数据并抑制每个第一路径。所述调整数据表示加密序列号的及加密序列号与第二控制器可用的时间基准的偏差的当前值。

这使无线终端中加密序列号的递增保持连续性成为可能。第二控制器处理从第一控制器接收的调整数据以把它增加的加密序列号与由无线终端自主增加的加密序列号对准。因此，转换过程的执行对终端的MAC层可以是透明的。

加密序列号与第二控制器可用的时间基准间的偏差较佳地由终端根据无线信号测量，所述无线信号是从链接至第二控制器并携带涉及所述时间基准的信息的基站接收的。该时间基准有益地对应于为链接至第二控制器的一基站而保持的一帧计数器。

在SHO之后的重定位过程的情况下，该偏差已至少部分地提供给在建立通过一链接至该第二控制器的基站的一个新的通信路径的过程中的第二控制器。这样，在本方法的一实施例中，转换过程包括：

——一阶段，该阶段是在核心网与无线终端间建立至少一第一附加路径，通过一链接至第二控制器的基站并通过构成主控制器的第一控制器外还通过第二控制器，在此阶段至少一些表示所述偏差的调整数据从第一控制器发送至第二控制器；

——一宏分集阶段，在此阶段逻辑信道的信息同时沿包括所述第一附加路径的至少两个第一通信路径发送；以及

——一重定位阶段，在此阶段表示加密序列号的当前值的调整数据从第一控制器发送至第二控制器，在此之后每个第一路径由未通过第一控制器的第二路径取代。

为简化该过程，重定位阶段通常在抑制每个未通过第二控制器的第一路径的阶段之后执行。

当有宏分集阶段时，调整数据有益地通过一无线网络控制器间的接口而不通过核心网从第一控制器发送至第二控制器。这避免了需由核心网的转换器处理发送偏差数据的消息，从而使调整数据的传输持续时间最短，进而使它们迟到第二控制器的风险最小。

可选地，在建立第一附加路径阶段发送的调整数据可通过无线网络控制器间的接口而不通过核心网发送，而剩余的调整数据在重定位阶段通过核心网发送。尤其是当用比特数表示的偏差大于执行SHO所需的偏差时推荐这样做。通过核心网发送的调整数据的过时风险得以降低，因为这些数据只要不以大于偏差值的一个循环的时延到达第二控制器便有效。

在本方法的另一实施例中，第一和第二路径有分别由不同的接入资源，例如不同的载频(HHO情况)，支持的无线链路。转移过程可以包括：

——一旦链接至第二控制器的终端在第二路径的基站的无线范围内，则从第一控制器向第二控制器发送调整数据；

——同时发送由第一和第二路径的各自的基站加密的相同信息的无线信号的传输阶段；

——将终端从第一路径的无线链路切换至第二路径的无线链路；以及

——抑制第一路径，终端沿第二路径发送和接收加密的信息。

在此情况中，调整数据通常通过核心网从第一控制器发送至第二控制器。

本发明的另一方面涉及包括至少一个安置为用来实现以上定义的方法的无线网络控制器的蜂窝无线通信系统的接入网。

下面参照附图对非限制性示例实施例的描述将使本发明的其他特点和优点变得明显，其中：

图1是UMTS网络的框图，此前对其作过评述；

图2是示出UMTS网络的无线接口所用的通信协议的分层构造的图，先前对其作过评述；

图3是用于UMTS网络的MAC层中的加密模块的示意图，先前对其作过评述；

图4是可使用本发明的UMTS网络的简图；

图5至图8是示出在各个通信实例中有效的链路的图4的网络的图；

图9和图10是分别由源RNC和目标RNC执行的重定位过程的步骤的流程图；

图11是本发明可用于其中的另一UMTS网络的简图；

图12至图14是示出在各个通信实例中有效的链路的图11的网络的图。

图4示出用来支持几个SRNS间的宏分集模式的UMTS网络基础设施。所给基础设施有一有意简化的配置以使本发明的说明明晰。核心网包括用于电路模式的移动业务交换器(MSC，“移动业务交换中心”)30，通过Iu接口链接至各有RNC40和RNC41的两无线网络子系统(SRNS)。两个RNC40和41通过IUr接口彼此通信并通过IUb接口分别监视基站50和51(节点B)。

图5至图8示出UE14移动时UE14与核心网间的有效通信路径。在图5的情况中，第一路径已在MSC30和UE14间通过充当SRNC40和基站50以惯常方式建立。SRNC40和UE各有一MAC实例，该MAC实例针对每个电路模式的专用逻辑信道和每个通信方向以参照图3所示的方式提供了在该第一路径上发送的信息的加宽和解密功能。模块20的静态参数(CK、BEARER、DIRECTICN和LENGTH)及计数器23的初始化参数已由RRC级提供。

在图6的情况中，另一路径已以宏分集模式通过RNC40、充当DRNC的RNC41及基站51在MSC30和UE14间建立。在建立这种其它路径前，UE14已测量其自己的加密序列号CSN与由基站51在它的下行链路公共信道上广播的帧号SFN间的时间偏差Δ。该偏差Δ是以比10毫秒帧的分辨率更精细的分辨率测量的。其值由UE提交给SRNC10(RRC层)且SRNC40在宏分集建立过程中通过Iur接口把它发送至DRNC41，这样，基站51有一关于UE14的在码元时间数量级的标度上对准基站50的传输的传输。、

在这些规范的当前状态中，UE的RRC层向其SRNC的RRC层发送Δ模的值2^P×10毫秒＝2.56秒。我们用Δ_k＝(CSN-SFN)mod^-2^k表示由以10毫秒为单位表达的偏差Δ的整数部分的k个最低有效位表示的数(1≤k≤Q)。CSN取M＝32位而SFN取Q＝12位时，则UE测量Δ_Q＝Δ₁₂。然而，它只通知UTRAN关于Δ_p＝Δ₈。

在图6的情况中，逻辑信道是在两路径中的每一个上由置于SRNC40的和UE14的MAC子层中的相同加密/解密模块加密的。一个选择组合模块已在层1中创建，一方面在SRNC40中，另一方面在UE14中。

在图7的情况中，通过基站50的路径已得到抑制，无线链路的质量不再是相当好。尽管RNC40不再有任何基站在与UE的无线链接中，RNC40仍充当SRNC。相反地，另一路径得到保持(当然，仍会有以宏分集模式通过DRNC41的其他路径；而且，先通过DRNC41建立的路径可能已得到抑制。)

规范规定，在这样的情况下，SRNC40可请求重定位，这就导致图8所示的情况：先前DRNC41成为MSC30向其转换通信的新的SRNC。请求是在“Relocation Required”消息中进行的，该消息是通过Iu接口发送至MSC的且含有预期从源RNC40的RRC层透明的发送至目标RNC41的RRC层的一字段。根据当前规范，该字段含有当前HFN，也就是说，由RNC40和UE14使用的加密序列号CSN的M-P＝24最高有效位。核心网处理“Relocation_Required”消息并将HFN值以透明方式发送至RNC41，能够用从目标小区的SFN计数器及先前接收的偏差Δ₈推断的CFN的当前值(CFN＝(SFN+Δ₈)mod 2⁸)补充它。这样补充的号CSN可由用于该逻辑信道的创建于RNC41中的新的MAC实例使用。然而，如果HFN在RNC40与41之间的过渡期间HFN在UE级上已被修改，该CSN是出错的。

为避免这些错误，RNC40和41可运用能在RRC层中执行的图9和图10的重定位过程。

一旦已决定重定位(图9的步骤100)，源RNC40记录加密序列号CSN的当前值(CSNE)(步骤101)并把它在一消息中发送至目标RNC41，该消息还可含有Δ_k(k≤Q)个比特中的全部或一些(步骤102)，之后等待对该消息的确认(步骤103)。

如果k≤P，则消息不必包括Δ_k，因为RNC 41已知Δ_p。

如果p＜k≤Q，我们可把Δ_k包括进来或只包括它的k-p个最高有效位。这可通过修改由UE在RRC连接上向SRNC发送的测量报告，从而使报告包括Δ_k(Δ_k得到测量)而不仅仅是Δ_p来实现。

当目标RNC41接收该消息(图10的步骤110)时，便在步骤111中读取其中的值CSNE并在合适的时候读取偏差Δ_k的信息，然后在步骤112中根据以下计算两个帧指数TE_k和TR_k：

TE_k＝(CSNE+δ)mod 2^k

Tk_k＝(SFN+Δ_k)mod 2^k其中，SFN在目标小区的帧计数器的当前值，对应于该值的帧，将以值CSN₀初始化RNC 41的计数器23。指数TE_k表示，在相对于CSN的倒计算数由UE定位的2^k个帧的循环中，预计消息开始在目标RNC处的时刻。正的或0整数δ表示以10毫秒为单位的消息的路由选择的最小持续时间。如果没有有关该最小持续时间的先验的信息，我们取δ＝0。指数TR_k表示，在同一循环中，UE级的号CSN的k个最低有效位的当前值。向CSN₀的k个最低有效位指配TRk是在步骤113中进行的，在步骤113中CSNE的M-k个最高有效位进一步指配给CSN₀的M-k个最高有效位。

如果指数TR_k小于指数TE_k(步骤114)，则在消息的路由选择期间由UE保持的CSN计数器的k个最低有效位中已存在溢出，这样必须更新最高有效位。为做到这一点，在步骤115中以模2^M递增2^k初始值CSN₀。如果在步骤114中TR_k≥TE_k，则在步骤113中获得的初始化值CSN₀是正确的。

目标RNC41则可为正在进行的通信启动MAC实例，尤其是加密模块20及其相关计数器23(步骤116)。如果在目标SRNS中UE处于宏分集模式，目标RNC41亦创建一个选择和组合模块。它随后向源RNC40返回确认(步骤117)以表示已完成重定位。

一接到该确认，源RNC便抑制它的涉及UE14的MAC实例，并且在适当的时候抑制它的选择/组合模块(步骤104)。如果在规定时标内未收到确认，它可重复图9的过程或取消重定位请求。

只要用来从源RNC向目标RNC发送消息的时标不超过(2^k+δ)×10毫秒，图9和图10的过程便正确地使目标RNC中的加密过程对准于UE中执行的加密过程。

该条件易于满足。例如取k＝Q＝12是可能的，这使得时标可多至至少40秒。为做到这一点，发送至准备宏分集的DRNC的偏差可拓宽至Q比特。可选地，向值CSNE提供丢失的Q-P个最高有效位是可能的。这样，图9和图10的消息可是通过核心网发送的“Relocation_Required”消息、值CSNE，并可能是置于以透明方式发送至目标RNC的RRC层的字段中的Δ_Q的Q-P个最高有效位。

通过Iur接口发送图9和图10的消息亦是可能的。该接口亦是异步的，但通常允许较短的路由选择时间，因为核心网不必处理这些消息。在此情况下，我们能够允许自己降低号k，例如按k＝p＝8，从而无需修改由UE发送回来的报告消息。

在有关HHO的关联环境中执行重定位的情况中，图9和图10的过程亦是可取的。这可出现于图11的图解配置中，除了在所涉及的两RNC60和61之间没有Iur接口外。图11的图解配置类似于图4的图解配置。要注意的是，可以有一个这样的Iur接口，但不用于切换，例如因为后者在两不同的载频间。在另一实施例中，RNC60和61属于不同的接入网(例如UTRAN和GERAN)。

HHO的典型情况由图12和图14在图11的网络配置中进行说明。起初(图12)，以惯常的方式在核心网的MSC30与UE14间通过源RNC60和与之相关的基站70建立一个路径。UE在其相邻小区的公共信道尤其是链接至图12所示情况中的RNC61的基站71的信道上执行规定的测量。当这些测量的分析显示向基站71的HHO是需要的时，SRNC60向其MSC30发送一条指定目标RNC61的HHO请求消息(“Handover_Prepare”)。

在触发切换时建立第二路径，始于下行链路(图13)。逻辑信道的同一信息从MSC30(或几个MSC)发送两次，通过RNC60及基站70发送一次，通过RNC61及基站71发送一次。在上行链路中，终端14保存第一路径的物理信道的参数直到它收到一要它切换至另一基站71的“Handover_Command”消息。一收到该消息，UE14便执行命令，一旦经同步的网络完成第二路径的建立便这样做。然后抑制第一路径(图14)。

在图13所示的情况中，下行链路信息是在RNC与UE间的两路径上加密的。目标RNC61的MAC实例已用一由图9和图10的过程提供的初始值CSN₀启动它的计数器23。值CSNE和Δ_k可由源RNC 60包括在“Handover_Prepare”消息中并由核心网发送至目标RNC61。因此，UE已测量Δ_k并把它报告给SRNC是必要的。我们将较佳地取k＝Q＝12。

一转换至基站71，UE无需修改地使它的CSN号得到同步。它因此能立即接收下行链路信息并发送有正确的加密的上行链路消息。一旦基站61已获得同步，则完成第二路径。

在某些情况下，UD在向目标RNC执行有载波改变的HHO之前可以已有在第一载频上源RNC与目标RNC间的微分集阶段。在这种情况下，目标RNC已有偏差Δ_k或Δ_p，这样在HHO时重复它不是强制性的。

亦可发生另一UE已有源RNC(SRNC)与目标RNC(DRNC)间的宏分集阶段。当对UE14的HHO过程开始时，源RNC60无需从UE14接收偏差Δ_k就能确定偏差Δ_k的相关值：源RNC60从两UE的CFN及由另一UE测量和显示的偏差推断该值。

应注意的是，根据本发明的一可选实施例，参照图11至图14以上述方式操作的控制器60和61可以是置于网络的给定结点的设备项的两个分离部件。该设备项可以是UMTS体系结构中的RNC类型的，且这两分离部件可以是分开的管理关于至少MAC层的两路径的电路，这些路径以异步方式彼此通信。这些电路例如由两不同的卡承载或装在RNC的两不同的机箱中。

还要注意的是，图9和图10的过程可采用各种等价形式。这样，发送给目标RNC的消息可含有使目标RNC能恢复这些参数的任一组合，而不是明显地含有CSNE和Δ_k。

例如，在目标RNC已提供了偏差Δ_p的SHO之后的重定位中，发送给目标RNC的消息可含有HFN的当前值HFNE及由目标小区的当前SFN的k个最低有效位表示的号SFNE_k(P＜k≤Q)亦即SFNE_k＝(CSNE-Δ_k)mod 2^k。目标RNC则能如先前一样用Δ_k＝(HFNE×2^p-SFNE_k+Δ_p)mod 2^k及CSNE＝(HFNE×2^p+Δ_p)mod 2^M操作。

在另一实施例中，尤其在HHO情况下可取的是，发送给目标RNC的消息含有CSN的当前值CSNE及前述的号SFNE_k(P＜k≤Q)。目标RNC可以与用Δ_k＝(CSNE-SFNE_k)mod 2^k相同的方式操作。

而且，第二RNC41或61可用的时间基准，相对于偏差Δ_k或任一表示该偏差的有关量，可以与目标小区的SFN不同例如：

——链接至目标RNC的另一基站的SFN，其公共控制信道已由UE(或由由源RNC监控的另一UE)检测，从而允许这一其它站的偏差Δ_k的测量。由于目标RNC知道它监控的基站的SFN间的区别，它因而能够恢复Δ_k的正确值；

——任一基站的SFN，尤其是源小区的SFN，如果RNC知道各个小区间的SFN偏差，有时可用于用户位服务。

——对RNC公共的时间基准，例如通过GPS类型的接收机或类似之物接收由卫星星座发送的经同步的信号而获得。

在本发明的另一实施例中，源RNC只明显地发送CSN的最高有效位部分，例如HFN，当剩余的最低有效位部分即CFN有一为目标RNC所知的经确定的值(例如0)时也即隐含地提供该值时，源RNC强迫自己这样做。此种处理方式适合SHO之后的重定位的情况，因此用来执行这样的重定位的时标不是关键性的。