TWI327836B - Method for reassigning codes of orthogonal variable spreading factor (ovsf) code used in code divisional multiple access communications - Google Patents

Description

1327836 九、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 本發明大體上係有關於一種無線通訊系統。明確地，本 發明係有關於在這種系統中之碼分派。 【先前技術】 在分碼多重存取(CDMA)通訊系統中，可在一分享頻譜 上傳送通信訊息。為了使傳輸信號之間的交叉干擾最小化， ® 可使用正交碼。藉由正交碼、且經由一理想無線頻道傳輪之 通信訊息將不致歷經到交叉碼關連性，但實際上將因多重路 徑而使碼之正交本質衰減某些程度。 第1圖係直角可變擴展因素(OVSF)之一碼樹的圖式。該 樹頂端處者係一擴展因素為1之一碼。該樹中愈往下方之每 一列中之碼所具有的一擴展因素，皆為該碼上方列之因素的 兩倍。對於一第三代夥伴計劃(3Gpp)寬頻分碼多重存取 _ (WCDMA)通訊系統之分時多工(TDD)模態的碼樹而言，如第 1圖所示之最大擴展因素係十六(16)。在其他系統中，最大擴 展因素可更大，例如256或512。 第1圖係具有—最大舰时為16之-GVSF碼樹的 圖式。該樹具有擴展因素為1之-碼。具有-數值「卜！」 之C2(2)、及具有—數值「卜-1」之C2⑴等兩碼，係具有 5 2°C4(4)至C4(1)等四碼具有一擴展因素4。C8(8) s八碼具有一擴展因素8 ’ * C16(16)至C16(l)則具 5 1327836 各線段係用於連接樹中未互相正交之樹單體碼。由線段 僅沿著一向上或向下方向而作連接的碼並未正交。更明確 地，由於可使用三個向上方之連接線來達成自碼C16(16)至 碼C2(2)描繪出一路徑，因此碼C16(16)與C2(2)並未正交。 相反地’碼C16(16)與碼C8⑺係互相正交。自C16(16)至⑶⑺ 描繪出一路徑時，係包含使用兩個向上方之連接線、及一向 下方之連接線。 為了使通彳§訊息之間的干擾最小化，希望僅分派互相正 父之碼。亦希望藉一最佳化方式來分派碼，使得可有最多數 量之正父碼提供使用。於一正在運作之無線通訊系統中，將 分派與釋放該等碼，而未最佳化之碼分派可能降低系統之容 量。 第2A圖係一未最佳化之0VSF碼分派的圖式。使用 OVSF之_在於，如何有效率地使㈣。#分派及釋放碼 後，碼 C16(16)、C16(13)、C16(9)、及 C16(5)仍保持有效， 其係以填滿圓形表示。為了防止分派未與該等碼正交之一 碼，需阻擋分派該等碼上方之所有碼，而以一「χ」表示。 緣是，可使用C16(5)來阻擋C8(3)、C4(2)、C2(l)、及C1⑴。 如第 2A 圖所示，C1⑴、C2⑴、C2(2)、C4(2)、C4⑶、c4(4)、 C8(3)、C8(5)、C8⑺、及C8⑻等總共十個碼將受阻擋。由 於係分派十六個碼予四個擴展因素(SF)，因此無任何sf 2碼 可用，且僅一個SF4碼有效可用。緣是，將無法支援需要一 SF 2媽或多重sf 4碼之服務。 1327836 第2B圖係顯示一種四個SF 16碼的有效率分派。已使 用碼 C16(16)至 C16(13)。僅 Cl(l)、C2(2)、C4(4)、C8⑻、 及C8(7)專五碼’將因該分派而受阻播。結果，一個SF 2碼 及三個SF4碼將有效可用，以支援額外服務。第2B圖之分 派將允許較第2A圖者更為自由之碼分派。 緣是，亟需可供替代之碼分派方法。 【發明内容】 本發明包括一種用於直角可變擴展因素(〇VSF)碼分 派、分配解除(de-all〇cation)、與碼樹剪枝之系統及其複數個 方法。本發明亦包括〇VSF碼識別及儲存方案。其中提供了 用於碼樹紐、碼分派、及分解除之複數個具體實施例。 該等具體實_可應駐錢與非有槽分碼多重存取系統 中。

【實施方式】 用者祕射触單元(WTRU)包餘稀於^ 行動電話基地台、_或行動用戶單元、3 夠在—無線環境中操作之任何其他型式裝置。 式。碼分派之―無、線通訊系統的簡化圖 (峨具有—絲電資源管理 相連結於分派及釋放碼。她裝置46具有與其 具有1八用於儲存碼分派及其他資訊。-節㈣ 刀派裝置42,其可自麵裝置46接收資源分配。 7 1327836 碼分派裝置42係將碼分派至上鏈、下鏈、或該兩者之通訊。 一發射器(TX)40係使用下鏈碼分派，且經由無線界面22之 (複數個)下鏈頻道36來傳遞通信訊息。一接收器(RX)38係 使用上鏈碼分派，而在(複數個)上鏈頻道34上接收通信訊 息。一 WTRU20具有一碼分派裝置32 ,以分派上鏈與下鏈 碼。可將該專碼分派自RRM裝置46、藉信號通知WTRU 20。 TX 28係使用上鏈碼分派來傳送上鏈資訊，而狀3〇係使用 下鍵碼分派來接收下鍵通信訊息。 以下係分派及/或重新分派OVSF碼之具體實施例。第4 圖係用於識別碼樹中之碼的一較佳技術圖式。在第4圖之技 術中’係以連續數字來識別碼。擴展因素i碼Ci⑴係識別 為卜擴展因素2碼係識別成：C2(2)為2，且C2⑴為3。擴 展因素8碼係識別成：C8(8)為8、C8⑺為9、C8⑹為10、 C8(5)為 1卜 C8(4)為 12、C8(3)為 13、C8(2)為 14、C8(l)為 15。擴展因素16碼係識別成：C16(16)為16、C16(15)為17、 C16(14)為 18、C16(13)為 19、C16(12)為 20、C16(ll)為 21、 C16(10)為 22、C16(9)為 23、C16(8)為 24、C16(7)為 25、C16⑹ 為 26、C16(5)為 27、C16⑷為 28、C16⑶為 29、C16(2)為 30、C16⑴為31。對於譬如FDD(分頻雙工)/CDMA等使用 大於16之擴展因素的系統，仍將據此來擴張碼樹。儘管第4 圖係圖解某一種數字方案，然而亦可使用其他型式者。更明 確地’橫跨各列的連續編號，可由右至左、或以另一順序達 成0 如第4圖之底部所示，可藉擴展因素來組合連續碼識別 符號，且使該等者保持連續。更明確地，SF 16之識別符號 係識別符號16至31。利用這種碼識別符號技術，.將容許碼 分派僅需要較小之儲存空間。第5圖係關於這種碼分派儲存 之圖式。每一碼識別符號1至31皆具有一相關之位元或字 組481至4831’以指示該碼目前之狀態，譬如「目前已分派」、 「已受阻擋」、或「有效可用」。一「已受阻擋」碼係因另 一「目則已分派」碼而無法分派的一媽。更明確地，倘若 C16(l)、C16(2)、C4(l)、C2(l)、或 C(l)業已使用，則 C8⑴ 將受阻擋。亦可提供額外之狀態資訊，例如亦可提供用於指 示受阻擔碼之數量的一指示資訊。 這種碼識別儲存方法大體上允許一簡明向量來包含碼 分派資訊，而不利用某些表列或表格型式。然而，可結合一 向量、表格、表列或其他儲存技術，來使用或適應以下之碼 分派方法。 -種較佳之碼狀態字組係利用—兩位元之元素。第一位 元係指示碼是否纽擔。「Q」係指示出該碼並未受阻播， 而「！」則指示出該碼已纽擋。第二位元係指示，該碼是 否因其子樹(SUb_tree)巾之某—碼或子射之全部兩碼而受阻 擋。其中〇」係指示出該某—碼者❿「丨」則指示出該全 部兩碼f。譬如’倘若碼8正在伽竭9侧置，則碼4 將僅因單碼而叉阻擔，且因此可標示為「1〇」；倘若已使 用碼^及9「則碼4將因其子樹中之全部兩碼所阻撞，而因 ，標不為11」。倘碼目前正在使用，則將其標示為 00」。G1」錄地係指示出，此時間射無法使用該碼。 第6圖係用於譬如TDD/CDMA等有槽CDMA通訊系統 中之一較佳剪枝方法。碼樹剪枝係一種碼重新分派，以允許 未來的碼分派更具彈性❶儘管以下係描述一由左至右方式^ 碼剪枝，但亦可使用譬如由右至左等其他的碼分派順序二 在步驟100中係加入一新的呼叫，且將複數個碼分派至 該呼叫。剪枝係於-組時間槽之-第一時間槽開始，以實施 可此的分派及重新分派。更明確地，在一 TDD/CDMA系統 中，槽2、4、6、及10可用於上鏈傳輸，且槽2可視作第= 槽、槽4為第二槽，以此類推。在步驟1〇2中，可鑑定時間 槽中擴展因素(SF)隶向之最左側有效可用碼。倘若第一時間 槽中並無任何該SF之碼有效可用，則將繼續搜尋後續之時 間^直到尋得-碼為止。儘管第6圖中之流程圖係描述自 -最高擴展因素勒至最低者，但亦可由最低至最高、或另 一順序來處理。 在步驟104 +，當尋得一碼後，可判定出在任何時間槽 中，能夠向左運動至該時間槽中的一最高证碼。在步驟^ 中，可使該業已判定之碼向左方改換位置。倘若其他碼亦可 向左運動’則在步驟112中亦可使該等碼改換位置。步驟ι〇6 及108將對次-時間槽重複該位置改換程序。倘若已無任何 時間槽尚未鑑定，則在步驟m及118中將對次高之擴展因 素實施該向左側之位置改換。可重複實施該程序，直到達成 譬如SF !等最低擴展因素為止，如步驟116。較佳地並不改 換具有- SF為1之碼的位置，且該鱗將在該處終止。 1327836 較佳地係在每-新呼叫後引發第^圖之演算法。她 該演算法係由樹之最低層起始、且自最右側之時間槽 若一碼可‘向左改換至任何位置，則該碼“動: 田取低層中全部可能的碼皆已運動後，該演算法將向上1 -階層且重複相同料。可_重複，直舰達最高 ==亦即’在TDD之情況下’SF1之碼典型地。

，照第7圖之另-方法係將樹剪枝限制於在各別時間样 内之剪枝。這種碼處理方法亦可應用至非有槽系統中。玲 步驟120中將財叫分派至—碼後，即在步驟122中選^且 有一最高SF之最右側碼。倘若最右侧之最高卯碼可在步驟 121中向纽換位置，則該碼將在步驟13G +向左改換位少置。 倘右另SF可在步驟132巾向左改換位置，則1將在 步驟no中改換位f。在步驟126巾，可依序對每_較低擴 展因素重複向左改換位置。當在步驟128中抵達譬如sf】 之最低SF後，該程序及結束。 _〜之菖母新，叫到達後’即引發苐7圖之演算法。 該演算法係靖之最低層碼、且向左側碼開始雜。倘若一 玛可向左賴至任何位置，職碼將職。在較佳具體實施 例中’每一碼皆將改換位置至儘可能遠的左側。當最低層中 全部可能的碼皆已運動後，該演算法將向上運動一階屏，且 重複相同程序。可繼續重複，直到抵達最高層之前―層^止。 第8圖係樹剪枝之較佳具體實施例。這種演算法僅 11 1327836 週期性地動作，且限制改換位置之最大次數。這種方法可使 需求的總處理量減少。附加地，亦可使關於重新分派之輔助 操作(overhead)減少。這種演算法亦留意樹中之碼片段 (fragmentation)。碼樹片段係用於度量該樹内受阻擋碼之數 量。儘管係以本方法在一有槽CDMA系統中之較佳應用來 說明該方法，然而其亦可應用至非有槽系統中。 當在步驟134中已有譬如「X」個等某一特定數量之新 到達的呼叫後，即引發該演算法。初始時，該演算法係在每 一時間槽中留意樹片段。倘若至少其中一該等樹在步驟136 中***成超過譬如T等某一特定臨界值之片段，則該演算法 將在步驟138中自最低層碼起始、且由最右側之時間槽及碼 開始剪枝該樹。倘若在步驟15〇中可將一碼向左改換至任何 其他位置’則該碼將運動，且更新譬如由一變 追縱、又可§己錄改換位置次數的一計數值。倘若在步驟152 中達到最大之改換位置次數，則該演算法將停止。倘若尚未 達到最大之改換位置次數，則繼續該演算法。在步驟154及 142中’當最向擴展因素中全部的可能碼皆已運動後，該演 算法將向上運動至次高之擴展因素且重複相同之程序，如步 驟146及148。在步驟148、156中，將對每一較低擴展因素 重複該程序，直到最低擴展因素為止。 亦可使用這種碼管理方案之變型。可由右至左地分配具 有一低SF之碼，而由左至右地分配具有高SF之碼，因此用 於相似服務之碼將可集巾於補時間槽巾。碼樹剪枝演算法 亦可利用該碼管财案，以提供縣舒請求—高、或低sf 12 1327836 的新到達呼叫。 第9A及9B圖係用於分派〇VSF碼之一較佳演算法。 仏官故種演算法可用於眾多應用中’但該演算法較佳地係用 於fDD/CDMA之上鏈碼分派中。該較佳演算法係使用一屬 向1及第4圖之碼樹’其中該碼向量具有如上所述之二位元 碼狀態元素。 初始時，譬如為「X」之一變數係設為Q，其中Q係需 要分派之碼的SF，如步驟2〇〇。步驟202係檢查樹中具有該 SF之一初始節點是否閒置(ν(χ)=「〇〇」”若然，則在步驟 2〇4中檢查根源(parent)節點(具有一最低擴展因素之相連接 節點)是否已受阻擋。若已受阻擋，則在步驟216中分派節點 X。在步驟218中係將代表該分派之一變數rs」設為Γχ」， 且該演算法將繼續前進至步驟220。 倘若根源節點尚未受阻擔，則分派該節點將無法最佳化 (「non—optimal」=「X」），如步驟2〇6。在步驟2〇8中將檢 查次一 gg點(x=x+l)。在步驟21〇中，倘若該次一節點具有相 同SF(x<2*Q)，則該演算法將移動至步驟202，以判斷該節 點是否最佳化。若否，則在步驟212中選擇「n〇n_〇ptimal」 節點來分派。步驟214中係將變數「s」設為「non_optimal」， 且該演算法將繼續前進至步驟220。 步驟220係將節點S之元素標示為(v(s))= Γ11」。在步 驟222中，可將具有低於該分派節點SF之一 SF的相連接節 點更新(UpNode=[s/2])。在步驟224中，倘若UpNode=0，則 13 1327836 有節點皆已更新，而該演算法將繼續前進至步驟 倘若並非為v(UpNode)=「〇〇」n _ 屮兮t p /」⑷步驟226中將指示 =點為有效可用’而在步驟·中指示該節點受阻擔 (v_od= 10」）。在步驟23〇中將檢查次高節點(具有一較 低 SF 者)(UpNode=[UpN()de/2])。倘若 ν(υ__「^ ， 如步驟232(其指示該節點過去係由某—碼輯1現在係由 兩個碼阻擋)’則朝向該樹上方實施之程序即在步驟234中完 成0 在步驟236巾，該演算法將繼續向下更新該樹(起始 D〇WnNode=S*2)。在步驟238中，目前節點下方待檢查之節 點數量為2(起始number_nodes=2)。步驟240中，該演曾法 將檢查是否已通過該樹底端(DownN〇de<32)。倘若已通過該 底端’則在步驟254中即完成更新。倘若尚未通過該底端， 則將在步驟242中起始一計數值(initiaiize eount=〇))。在步驟 244中’該計數值所指示之節點將受阻擋 (v(DownNode+count)=「11」）。步驟248中，該演算法將使 該计數值增置’而繼續前進至次一節點(counhcount+i)。在 步驟248中’倘若該計數值小於number_nodes，則該演算法 將檢查次一節點’且前進至步驟244。倘若該計數值大於或 等於mmiber_nodes，則該演算法將在步驟250中檢查該樹中 之較低階層(DownNode=2*DownNode)。在步驟252中，較 低階層中所檢查之節點將倍增。 第10A及10B圖係在業已釋放(解除分配)一碼後再更新 樹的較佳演算法。在步驟256中係將一變數「S」設定為業 1327836 已解除分配之節點的數值。步驟258中係將該節點s標示為 free(v(S)=「00」）。步驟26〇中係更新該樹中之較高節點 (mitialize UpNodeiW])。步驟262中係檢查是否已通過該樹 頂端(UPNode=0)。倘若已通過該樹頂端，則在步驟272中將 杈查該树中之較下方節點。倘若並未通過該頂端，則步驟 中將由某一碼來阻擋目前之節點(v(UpN〇de)=「1〇」），而步 驟266中則將該節點標示為有效可用(v(UpN〇de)=「〇〇」）。 該演异法將繼縯前進，以在步驟268中檢查該樹中之次高節 ^ 點WPNodHUpNode/2])，且該演算法將檢查該節點。倘若 已由兩碼來阻擋該節點，則在步驟270中將其設為由某一節 點阻擂(v(UpNode)=「10」）。 為了向下更新該樹，可在步驟274中將「DownNode」 變數初始化(DownNode=S*2)。在步驟276中係將該節點下方 之更新卽點數置初始化(number_nocies=2)。倘若已通過該樹 底端(DownNod>=32)，則業已在步驟292中更新該樹。若否 • (D〇wnNod<32)，則可在步驟280中將一計數值初始化 (count?=0)。可使該計數值所指示之節點閒置而得以分派 (v(DownNode+count)=「00」）’如步驟 282。在步驟 284 中 可將該計數值增量(count=count+l)。倘若並未超過更新之節 點數量(count<nmnber_nodes) ’則在步驟286中將對次一計數 值重複實施更新。倘若已超過(count>=number__nodes)，則將 在次一步驟288中朝向該樹下方檢查次一階層 (DownNode=2*DownNode)。較下方階層中待分析節點的數 量，係先前階層者之兩倍(number_nodes=2*number nodes)， 15 1327836 如步驟290，且重複實施更新。 本發明之一具體實施例係有關於3GGP W_CDMA厶 TDD模態的預設(default)中間碼分配方案之碼分派。中間鴆 係TDD貫體頻道架構之一部份。tdd存在有不同的中間痛 分配方案。其中之一為可應用至上鏈與下鏈兩者的一特定 WTRU中間碼分配。對於該特定WTRU中間碼分配，一特 疋中間碼係明確地分派予一特定使用者之全部頻道。另一方 案則為亦可應用至上鏈與下鏈兩者之預設中間碼分派。在遠 種方案中，其使用之中間碼係由中間碼、與已受分派之頻道 化碼之間的一既定結合關係(ass〇ciati〇n)所決定。 另一方案係僅可用於下鏈之通用中間碼分配。在這種方 案中，可將一通用中間碼分配予一特定時間槽中之全部實體 頻道。對於該特定WTRU及通用中間碼方案，可將碼分派 予使用者，而無需考慮中間碼分派。 然而，對於預設中間碼而言，中間碼與頻道化碼之間的 結合關係可用於該碼分配方案。可根據標準規範所定義之爆 發型態及Kcell值，而應用不同之結合關係。爆發型態與 值等兩者，可譬如藉由-操作及保養(〇&M)功能、或嬖如無 線電資源管理(RRM)動態頻道分配(DCA)等無、線電網路控^ 器(RNC)中之一功能，而在rnc中對每一時間槽各別獨:地 配置。可經由無線電資源控制器(RRC)信號處理，而以信號 通知WTRU該配置，且因此使WTRU得知該結合關係:儿 對於預設中間碼分配，中間碼與頻道化碼之間的結合關 16 1327836 係將疋義出主要及次要頻道化碼。可運用以下規則：每一次 要頻道化·侧於—單—主要頻道化碼；每—次要頻道化 碼皆使用相同之帽碼來作為與其相關之主要頻道化碼；只 有當亦分配_駐要辦，才可分配次要碼；細於相同 中間碼之全部頻道化碼，僅可分配予相同之;以及對 於通用及特定WTRU巾_分配，可將财碼皆視為主要 碼。 φ 為了對預设中間碼方案實施碼分派，較佳地可提供每一 碼額外旗標，以指示其為一主要或次要頻道化碼，一中間 ，標誌、(亦可稱作一碼群標誌◊，其可為Kcdl個互不相同之可 能數值的其中之-(譬如〇至Kcell_1}，及一標記，用於WTRu 結合關係。 第11圖係取代第9圖之步驟200至220,而用於預設中 間碼方案之碼分配的流程圖。由於每一碼皆相關於一給定之 • :間碼，因此可將該用於WTRU結合關係之標記提供至每 頻道化碼、或僅提供至每一中間碼。與一 WTRU之—中 間碼的結合關係，即意味著其與該WTRU之結合關係。 該程序企圖為-較制者(WTRU)#^最佳的有效可 用碼(“示為「〇〇」之碼）。第一(最希望)的選擇係一次要碼， 其係相關於已分派予該使用者之一中間碼。可將這種型態之 碼分類為一第1類碼。第二選擇係具有已由某一碼阻擋:一 ，源(標示為「10」之根源)的一主要碼。這種碼將分類為一 第2類碼。第三選擇係具有尚未受阻擋之一根源的—主要 17 碼’其可分類為—第3類碼。與屬於—不同使用者之一中間 碼相關的次要碼，财作為分派之用。 儘官較佳演算法係、自樹中該階層之最左側碼開始，由左 向右掃BS ’但亦可使用其他掃瞎方向。倘若有效可用碼可屬 於任何一類’則將對每一有效可用碼判定其所屬之類別。倘 右尋得一第1類碣，則可實施一中間分派。否則，當掃瞄停 止但仍未尋得—第1類碼時’將回顧第2及/或3類中之最左 側碼來作可能的分派。 以下各變數係用於較佳演算法中：用於一第2類碼的 Optimal一Primary及用於一第3類碼的

Won-Optimal一Primary。一變數X將初始化成擴展因數之值 X Q ’如步驟300。Q係分配之碼sf。〇ptimal_Primary及 Νοη—Optimal一Primary皆設為零。步驟32〇係檢查變數ν(χ) 是否等於「00」’其中該「00」係指示其閒置。倘若χ為一 次要碼，如步驟304，且將相關於碼χ之中間碼分派予使用 者’如步驟306 ’則步驟308將使選定之碼s設定為x(S=x)。 接著，該演算法將跳至步驟336。 倘若χ並非為一次要者而係一主要者，如步驟31〇，且 Optimal_Primary=0，如步驟312(尚未發現任何一最佳化碼為 最佳化者）’則當未尋得一次要碼時’將保留最左侧主要碼作 為最佳化者’以於稍後使用。步驟314係檢查根源碼是否已 由某一碼阻擋(v(x/2)=「10」）。若然，則步驟320可將 OptimalJPrimary 設定成目前之 x(〇ptimalJPrimary=0)，且步 1327836 驟322將檢查次一碼(χ=χ+ΐ)。倘若根源碼已受阻擋，則步驟 318將貫施一檢查，來判定是否尋得一非最佳化主要碼。接 者’步驟322將檢查次一碼(χ=χ+ι)。 在步驟324中，倘若次一碼仍屬於相同擴展因素内 (x<2*Q)，則將對次一碼重複該程序，且該演算法將前進至 步驟320。倘若次一碼不屬於相同擴展因素内，則步驟326 將實施一檢查，以判定是否尋得一最佳化主要碼 (Optimal一Primary=〇)。倘若已尋得一最佳化主要碼，則步驟 328可將該碼設定成最佳化主要(s=〇ptimal—primary)者。在 步驟330中係將受分派碼S之中間碼分派予使用者。 倘若在步驟332中尋得一非最佳化主要竭 (Non一Optimal_Pnmary=〇) ’則步驟334可將s設定成非最佳 化主要(S=Non—Optimal_Primary)者。在步驟330中，可將受 分派碼S之巾間碼分辭制者。當已分派該巾間碼後，步 驟336可將該受分派碼標示為已分派(v(s)=「u」），且因此 可在步驟338中更新碼樹。倘若無任何次要或主要碼有效可 用，則無法分派一碼，如步驟340。 由於分配解除程序僅包括更新碼樹，因此當預設中間碼 分派加上-額外步驟時’即可制前述之碼分配解除程序。 當完成解除分配-主要碼時，即可使相關於該碼之中間喝與 使用者(WTRU)解除相關。 〃 一較佳地，可在已決定哪—碼需解除分_引發該程序的 實體(entityX譬如-無、線電資源管理功能），將確保倘若一主 19 。卩次要碼皆未$分派時，僅該主要碼可解除分配。 k地在分配解除程序開始處加入一步驟，以確認當一主 要碼之相關次要碼仍受分派時，該主要碼並未解除分配。倘 若仍有任何相要辦分派，則退出分配解除程序且指示 一碼分派已失敗。

20 1327836 【圖式簡單說明】 第1圖係一 OVSF碼樹之圖式。 第2A及第2B圖係碼分配及其所造成之受阻擋碼的圖式。 第3圖係一 OVSF碼分派系統之簡化方塊圖。 第4圖係一較佳〇vsf碼識別方案。 第5圖係一碼向量之圖式。 第6圖係用於多重時間槽上〇乂兕碼樹剪枝之流程圖。 第7圖係OVSF碼樹剪枝之流程圖。 第8圖係週期性碼樹剪枝之流程圖。 第9A圖及第9B圖係OVSF碼分派及碼樹更新程序之流程 圖。 第10A圖及第10B圖係〇VSF解除分配及碼樹更新程序之 流程圖。 第UA圖及第11B圖係修飾第8圖而結合一預設中間碼之碼 分派方案使用的流程圖。 【主要元件符號說明】 20 24 無線發射/接收單元(WTRU) 點B 22無線界面 26 無線電網路控制器(RNC) 28發射器 30 接收器 32碼分派裝置 34 上鏈頻道 36下鏈頻道 38 接收器 40發射器 21 1327836 42碼分派裝置 44記憶體 46無線電資源管理(RRM)裝置

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Claims (1)

1327836 十、申請專利範圍： 1. -種重新分派在分碼多重存取通訊中制的—直角可 變擴展因素(OVSF)碼樹之碼給一新呼叫的方法，其包 含： 、 射=τ 一時間槽中從—最高擴展因素的該碼 Μ中選擇-第—碰將該第—碼分派給該新啤叫. 、在一f一時間槽中沒有該擴展因素的可用碼的情 況下，搜哥一隨後的時間槽； 確定該新呼叫是否可被重新定位至 的一不同的碼； 狀 重新定位該新呼·叫； 選擇該擴展因素的下一個碼；以-及 下-二 1::=:::_情況下’從 U請專利範圍第2項所述的方法，其中該重新定㈣ 4如申:=將該新呼叫重新定位在該樹的最左側。 •如申明專利範圍第2項的方法，1 — 二括將該新，叫重新定位在該樹的該新呼 項所述的方法’其㈣， 6·如申請專利範圍第5項所述的方法，財該重新定位該 23 8. 括”重新定位在該樹的最左側。 新哞^利乾圍第5項所述的方法，其中該重新定位該 ^括將該新呼叫重新定位在該樹的最右侧。 明專利耗圍第1項所述的方法’其中該搜尋-隨後 脸^間槽並未執行，藉以，該方法僅在-單-時間槽中 將該新呼叫重新分派至一碼。 9. 如申π專利賴第1項所述的方法，其巾係為每一新的 啤叫而執行該方法。 10.如申請專利範圍第〗項所述的方法，其中該方法係週期 性地執行。 / U.如申轉利範圍第1項所述的方法，其巾該方法係限制 重新分派給該新呼叫的碼數目。 12·如申凊專利範圍第1項所述的方法，更包含： 評估該碼樹的一片段參數；以及 在該片段參數超過一門檻值的情況下，執行該方 24