CN1087569C - 扩频通信系统 - Google Patents

Abstract

同信道干扰可以避免，即使具有不同传输速率的数据被同时以不同的扩展因子乘到同一频带宽度。通过扩频从具有不同速率的数据产生码分多址数据的方法包括步骤：对于每个由m序列构成的正交码序列，合并一个正交码和一个相反的正交码以产生第一正交码序列；合并两个正交码以产生第二正交码序列；合并两个相反的正交码以产生第三正交码序列，从第一、第二和第三正交码序列产生另一个具有两倍正交码码长的正交码；以及把产生的正交码与一个不同的m序列相乘在一起。

Description

扩频通信系统

本发明涉及一个采用直接序列扩频方法对具有不同码元速率的数据执行直接序列码分多址的扩频通信系统。特别地，本发明涉及一个扩频通信系统，通过它可以做到：改善码序列的自相关特性，简化初始同步捕捉特性，有效地分配有限的码资源。

近几年，根据增长的对移动通信需求，在移动通信中有效地使用频率已成为发展中的一个重要课题。这样采用扩频通信技术的直接序列码分多址系统已经被作为付诸实施的用于实现有效频率分配的系统进行了广泛的研究。

图9是一个采用扩频调制技术的直接序列码分多址(CDMA)系统的原理图。在图9中，在发送器SEND处一个特定的码Ci与每个信道的一个数字信号Si相乘。如果频率f和时间t在图10中被分别地表示为坐标的横轴和纵轴，那么频率在一个带宽上被完全扩展。因为这一点，如图10所示，所有的信道信号分量可以共存。

如果在发送器SEND处使用的码Ci在接收机REC还与接收的信号相乘，有可能仅仅提取出原始信号Si。

采用扩频调制技术的直接序列码分多址(CDMA)系统可以被应用于移动蜂窝无线通信系统，其中，每个小区安排若干个基站，将被发送到若干个用户的信号可以通过正交码的使用被正交化，以使得在基站和移动站间的通信中同信道干扰被降低。

例如，已经提出，日本的未审查的专利申请(号码是HEI6-501349，名称是“在CDMA蜂窝电话系统中产生信号波形的系统和方法”)中的一个通过使用沃尔施序列使声音信号正交化的第一个方法，电子，信息和通信工程师学会的技术报告(号码是RCS95-79，名称是“下一代系统的相关多码DS-CDMA移动无线接入”)中的一个通过使用正交哥得(Gold)码使信号正交化的第二个方法。

另一方面，对多媒体通信的需求已经增长，其中需要不同类型的数据，如视频图象数据，文本数据和计算机程序以及声音数据，被发送和接收。多媒体通信具有这样的特征，即所需的数据传输速率或通信质量依通信数据的类型而不同。

因此，为了完成对多媒体通信的这样的要求，需要一个系统完成不同数据传输速率。在第一和第二个技术中描述的正交编码方法，当数据具有一个同样的传输速率时，是有效的。但是，传输具有不同传输速率的数据，还保持数据正交是不可能的。

因此，在基站和移动站之间进行通信时，在具有不同数据传输速率的数据之间产生有干扰。它造成了通信质量的恶化。

为了克服上面描述的技术的缺点，第三个方法已经被提出，其中通过使用树结构的产生方法(在后面介绍)产生扩展码可以得到具有不同扩展因子的使信号正交的码，第三个方法被公布在电子、信息和通信工程师学会的技术报告中(号码是RC-96-103，名称是“对于相关DS-CDMA的使用树结构的正交扩展码的产生方法的正交多速率前向链路”)。

在第三个技术中，扩展码通过正交哥得码序列的使用，用树结构产生方法被产生。但是，这些码是通过重复短周期的码(例如，16码片的码)来构造的。因此有一个问题，即如图11所示的周期性地产生非正常相关值。这造成坏的自相关特性并使同步捕捉特性恶化。

因此，本发明的一种目标是提出一个用于组合具有长周期和优良自相关特性的码的码构造方法，这个方法与上面描述的第三个技术很不同，并提供一种扩频通信系统，用于即使在具有不同传输速率的数据以不同的扩展因子被同时乘到一个同样的频率带宽时也能防止互相干扰。

进一步地，如后面解释成为明显的是，在上面提到的第三个技术中的树结构的正交扩展码产生方法中，码分配时若干个正交码被限制。因此，有必要有效地分配扩展码。更特别地，在一个其中需要不同的数据传输速率的多媒体移动通信系统，有一个可能是，后向信道需要的传输速率与前向信道的不一样。因此，当前向信道需要更高的传输能力时很难处理这个问题。

这样，在第三个技术中的树结构的正交扩展码产生方法中提出的码分配中，当同时存在具有不同扩展因子的信号时，只有一些特殊的扩展码倾向于被使用。因此，不能用的码保留于高速数据传输，如同它是一个被虫吃的形式。相应地，已经造成一个问题，即码不能被有效地使用。

因此，本发明的另一个目的是提供一个使用扩频的扩频通信系统，其中扩展码可以被有效地使用以克服传统系统的缺点。

本发明的进一步的目的将通过下面的结合附图对采用本发明的实施例所作的解释而变得清楚。

图1显示了一个按照本发明的使用一个m序列的树结构扩展码系统的例子。

图2是一个解释按照本发明的使用一个m序列的树结构扩展码的自相关特性改善的图。

图3A和3B分别显示了标准CDMA蜂窝通信系统的发射机和接收机的示例图。

图4显示了一个解释在移动无线系统中的基站BS和移动站MS间的扩展码分配的流图。

图5显示了一个树结构扩展码的例子。

图6是描绘再建立扩展码过程的工作流图概貌的图。

图7是按照本发明的第三个码分配方法的第一说明图。

图8是按照本发明的第三个码分配方法的第二说明图。

图9是采用扩频调制方法的码分多址(CDMA)系统的原理图。

图10是采用扩频技术的发射信号的扩展频谱的说明图。

图11显示了传统树结构扩展码产生方法的自相关特性。

此后，按照本发明的实施例将被解释。在解释实施例之前，现在先说明在电子、信息和通信工程师学会的技术报告(号码是RCS96-103，名称是“使用树结构产生方法的正交多速率前向链路”)中描述的第三个技术中的码结构的内容以便更好地理解本发明。

在第三个技术中的树结构的正交扩展码的产生方法中，藉使用由下面的等式1表示的长为N＝2^P的码C^N并由下面的等式2表示的长为2N的码C^2N可以如下被递推地定义。 $C^N=\{C_0^N,C_1^N,C_2^N,...,C_{N-1}^N\}$ $C_0^N=\{C_0^N\left(0\right),C_0^N\left(1\right),C_0^N\left(2\right),...,C_0^N(N-1)\}$ $C_1^N=\{C_1^N\left(0\right),C_1^N\left(1\right),C_1^N\left(2\right),...,C_1^N(N-1)\}\·\·\·\·\·\·\left(1\right)$ $C_{N-1}^N=\{C_{N-1}^N\left(0\right),C_{N-1}^N\left(1\right),C_{N-1}^N\left(2\right),...,C_{N-1}^N(N-1)\}$ $C_{2k}^{2N}=\{C_k^N\left(0\right),C_k^N\left(1\right),...,C_k^N(N-1),C_k^N\left(0\right),C_k^N\left(1\right),...,C_k^N(N-1)\·\·\·\·\·\·\left(2\right)$ $C_{2k+1}^{2N}=\{C_k^N\left(0\right),C_k^N\left(1\right),...,C_k^N(N-1),\stackrel{\‾}{C_k^N\left(0\right)},\stackrel{\‾}{C_k^N\left(1\right)},..,\stackrel{\‾}{C_k^N(N-1)}\}$

上面描述的树结构产生方法作为一个标准的正交矩阵产生方法是为大家所熟知的。在这个方法中，正交矩阵的一行表示一个码。例如，在Miyagawa，Iwadare和Imai写的被Shokoudo出版的“编码理论”453页中描述了这一点。

当以C¹＝{1}、N＝2⁰＝1开始时，一个熟知为一个沃尔施(Walsh)序列的码序列可以被产生。甚至在美国的一个标准蜂窝CDMA系统中，也使用沃尔施序列以使前向信号正交(参考“用于双模宽带扩频蜂窝系统的移动站-基站兼容标准”TIA/EIA/IS-95-A)。

例如，如果C¹⁶被认为是一个长度为16的正交哥得码，那么其扩展因子是16或更多的信号可以被正交化。但是，本申请人已认识到这样的问题，即在树结构的产生方法中的码的自相关值每16个码片出现一次峰值。

也就是，由于所说明的自相关特性，同步捕捉特性被恶化，这是一个问题。因此，本发明要提出一个不同的码结构方法以解决这个问题并提供一个无线通信系统，其中使用了扩频技术通过码结构方法得到扩展码。

然后，按照本发明的第一个码结构方法现在将被解释。一个为支持四个不同扩展因子(如16，32，64，和128)的系统所使用的码结构方法将作为本发明的实施例被解释。还可能构造一个系统用于支持不同的扩展因子，如具有相同结构的16，32，64，和128的双倍尺寸。

首先，一个长为15的M序列被产生。这个序列被表示为m¹⁵。M序列被大家熟知为以周期自相关的优良的码。M序列的产生方法和特性在“扩频通信系统”(作者是Mitsuo Yokoyama，科学和技术出版社出版)中被详细地描述。

在这个描述中，两个M序列(每个的周期是15)中的一个序列被采用为：

m¹⁵＝{0，0，0，1，0，0，1，1，0，1，0，1，1，1，1}。

m¹⁵被位移一个码片。然后，零被加到长为16的位移序列，如下面表示的： $M_1^{16},...,M_{15}^{16}\·\·\·\·\·\·\left(3\right)$

进一步地，其中元素都是零、且其长度为16的一个序列被表示为： $M_0^{16}\·\·\·\·\·\·\left(4\right)$

这个码序列的第i个码片元素被给出为： $M_k^{16}\·\left(i\right)\·\·\·\·\·\left(5\right)$

也就是，码序列可以被表示为：

M₀ ¹⁶＝{0，0，0，0，0，0，0，0，0，0，0，0，0，0，0，0}

M₁ ¹⁶＝{0，0，0，1，0，0，1，1，0，1，0，1，1，1，1，0}

M₂ ¹⁶＝{0，0，1，0，0，1，1，0，1，0，1，1，1，1，0，0}

M₃ ¹⁶＝{0，1，0，0，1，1，0，1，0，1，1，1，1，0，0，0}

M₄ ¹⁶＝{1，0，0，1，1，0，1，0，1，1，1，1，0，0，0，0}

M₅ ¹⁶＝{0，0，1，1，0，1，0，1，1，1，1，0，0，0，1，0}

M₆ ¹⁶＝{0，1，1，0，1，0，1，1，1，1，0，0，0，1，0，0}

M₇ ¹⁶＝{1，1，0，1，0，1，1，1，1，0，0，0，1，0，0，0}

M₈ ¹⁶＝{1，0，1，0，1，1，1，1，0，0，0，1，0，0，1，0}

M₉ ¹⁶＝{0，1，0，1，1，1，1，0，0，0，1，0，0，1，1，0}

M₁₀ ¹⁶＝{1，0，1，1，1，1，0，0，0，1，0，0，1，1，0，0}

M₁₁ ¹⁶＝{0，1，1，1，1，0，0，0，1，0，0，1，1，0，1，0}

M₁₂ ¹⁶＝{1，1，1，1，0，0，0，1，0，0，1，1，0，1，0，0}

M₁₃ ¹⁶＝{1，1，1，0，0，0，1，0，0，1，1，0，1，0，1，0}

M₁₄ ¹⁶＝{1，1，0，0，0，1，0，0，1，1，0，1，0，1，1，0}·(6)

M₁₅ ¹⁶＝{1，0，0，0，1，0，0，1，1，0，1，0，1，1，1，0}

按照这个码序列，长为32和64的码通过采用一个类似于上面描述的第三个技术的树结构的序列码产生方法而被产生，被表示为： $M_k^{32}\·\·\·\·\·\·\left(7\right)$ 然后，一个长为64的码类似于长为32的码被产生，被给出为： $M_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(8\right)$

通过乘以具有两行和两列的矩阵，码的长度和数目分别变为两倍。这是一个标准正交矩阵产生方法。这个矩阵被给出为： $\left[\begin{array}{cc}0& 0\\ 0& 1\end{array}\right]\·\·\·\·\·\left(9\right)\·$

由式8表示的长为64的得到的码是分别正交的。进一步地，对甚至具有短长度的码，除了具有直接序列关系的码以外，保持着一个正交关系。

这里，m被用于表示一个序列，其周期是64，通过在长为63的M序列上加一个码片而得到。对m与如式10和11表示的所有的序列以相同的相位进行模2加法，以产生新的序列。 $M_0^{64}\·\·\·\·\·\·\left(10\right)$ $M_{63}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(11\right)$ 得到的新序列被表示为： $G_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(12\right)$

式(12)可以被表示为一个如下的标准的等式： $G_k^{64}\left(i\right)=m\left(i\right)+M_k^{64}\left(i\right)0\≤k\≤63\·\·\·\·\·\·\·\left(13\right)$

其中，+表示模2加。但是，上面描述的式10的码的元素都是零。因此，它被表示为： $G_0^{64}\left(i\right)=m\left(i\right)\·\·\·\·\·\·\left(14\right)$

m与所有的由式8表示的正交码以同样的相位相乘。得到的式12的码也成为正交码。进一步地，有可能通过把具有两行和两列的正交矩阵与上面描述的式12相乘而产生长为128的正交码。

在这种情况下，这个码不同于在上面描述的第三个技术中的树结构扩展码产生方法所产生的码，不同点在于，上面描述的式12被用作为一个扩展码，即使扩展因子是64或更小。

码分配如图1所示被执行。当以扩展因子32利用式15时，其他的用户不能同时使用如下所示的式15和16的码以及由式15和16所产生的式17的码： $G_2^{64}\·\·\·\·\·\·\left(15\right)$ $G_3^{64}\·\·\·\·\·\·\·\left(16\right)$ $G_4^{128}-G_7^{128}\·\·\·\·\·\·\left(17\right)$

进一步地，式18也可以以扩展因子32被利用，但是，它不能以扩展因子16被利用。

式18被表示为： $G_0^{64}\·\·\·\·\·\·\·\·\left(18\right)$

按照本发明的第二个码结构方法现在将被描述。在这个情况下自相关特性也能被改善。按照上面描述的第三个技术的扩展码的码结构方法或按照本发明采用M序列的第一个码结构方法产生的码只可用于扩展因子是2的幂的情况，如16，32，64和128，不能用于系数是可任选的情况。

一个利用平方剩余序列的结构将作为适用于宽范围扩展因子的码被解释，而不限于扩展因子是2的幂的情况。这个方法可以适用于扩展因子是4的倍数的情况。

在平方剩余序列的产生方法中，当一个(4的倍数减1)数是质数时，长度是这个质数的平方剩余序列存在，如在Miyagawa，Iwadare和Imai写的由Shokoudou出版的“编码理论”455和480页中所描述的。

{1，0，1，0，0，0，1，1，1，0，1}是一个周期为11的平方剩余序列。这个序列被位移一个码片。然后，零被加到长为12的序列的尾部，如下面表示的： $S_1^{12},...,S_{11}^{12}\·\·\·\·\·\·\left(19\right)$

进一步地，一个长为12的所有元素是零的序列由式20的码所表示。然后，每个码序列的第i个元素被表示为式21的码。

这些码被给出为： $S_0^{12}\·\·\·\·\·\·\left(20\right)$ $S_k^{12}\left(i\right)\·\·\·\·\·\·\left(21\right)$

其中，码序列被如下表示：

S₀ ¹²＝{0，0，0，0，0，0，0，0，0，0，0，0}

S₁ ¹²＝{1，0，1，0，0，0，1，1，1，0，1，0}

S₂ ¹²＝{1，1，0，1，0，0，0，1，1，1，0，0}

S₃ ¹²＝{0，1，1，0，1，0，0，0，1，1，1，0}

S₄ ¹²＝{1，0，1，1，0，1，0，0，0，1，1，0}

S₅ ¹²＝{1，1，0，1，1，0，1，0，0，0，1，0}

S₆ ¹²＝{1，1，1，0，1，1，0，1，0，0，0，0}…(22)

S₇ ¹²＝{0，1，1，1，0，1，1，0，1，0，0，0}

S₈ ¹²＝{0，0，1，1，1，0，1，1，0，1，0，0}

S₉ ¹²＝{0，0，0，1，1，1，0，1，1，0，1，0}

S₁₀ ¹²＝{1，0，0，0，1，1，1，0，1，1，0，0}

S₁₁ ¹²＝{0，1，0，0，0，1，1，1，0，1，1，0}

当一个数(4的倍数减1)不是质数时，有可能通过采用“编码理论”(作者是Miyagawa，Iwadare和Imai，Shokodo出版)中第459页所说明的方法产生长度是4的倍数的正交码。因此，采用第二个实施例的过程就成为可能。

长度为24和48的正交码可以类似于采用第一个实施例的第一个码结构方法的情况被产生。这里，m被设置为一个序列，其周期是48，它是通过加一个码片到长为47的平方剩余序列而被产生的。一个新的序列可以通过对所有的码23和24的序列执行一个同相位的模二加法而被产生。这些码被给出为： $S_0^{48}\·\·\·\·\·\·\left(23\right)$ $S_{47}^{48}\·\·\·\·\·\·\left(24\right)$

新产生的序列被表示为： $G_k^{48}\·\·\·\·\·\·\left(25\right)$ 也就是，这个序列被表示为如下的等式： $G_k^{48}\left(i\right)=m\left(i\right)+S_k^{48}\left(i\right)0\≤k\≤47\·\·\·\·\·\·\left(26\right)$

其中，+表示模二加法。如需要通过乘以具有两行两列的矩阵还可能产生一个更大长度的码。

如上面描述的，被第一个和第二个码结构方法产生的具有长码长度的正交性的码可以在第一个和第二个实施例中得到。藉此，改善自相关特性成为可能，这在第三个技术中成为一个问题，如图2所示。

这里，在第一个和第二个实施例中，改善自相关特性成为可能，这在第三个技术中成为一个问题。但是，与第三个技术的情况相似，码的分配有一个限制。

因此，按照本发明的一个实施例将在后面被描述，其中可以实施更有效的码分配方法。

图3A和3B显示了一个标准CDMA蜂窝通信系统的实例图。图3A显示了一个基站BS的功能框图。图3B显示了一个移动站MS的功能框图。进一步地，图4显示了用于解释基站BS和移动站MS间扩展码分配的一个流图。

首先，移动站MS向基站BS请求呼叫建立(参考图4的步骤S1)。然后，呼叫建立被执行，并规定一个数据传输速率以利于通信。基站BS确认移动站MS是否可以收到对移动站MS的呼叫建立请求(步骤S2)。接着，基站BS通过确定无线信道回答移动站MS一些数据，如为了便于通信的扩展码分配(步骤S3)。

移动站MS可以根据所发射的数据作出回答，来自基站BS的数据通过哪一个扩展码被发射。因此，移动站MS可以为与基站BS的通信作好准备(步骤S4)。

在图3A中，移动站MS产生在每个信道在信号处理器30和31中形成帧的信号。然后，移动站MS可以通过每个信道中基站BS确定的固定的扩展码#1和#2在乘法器32和33中获得一个EX-OR逻辑。

一个加法器34加上一个从乘法器32和33输出的所有信道需要的EX-OR逻辑。然后，一个调制器35用输出信号调制载波以便发射到基站BS。

在图3B中，基站BS在一个载波解调器36中解调这些信号。然后，一个反扩频电路37执行一个相应于信道的同移动站的一样的扩展码的模二加。因此，可能接收并恢复每个信道上发射的信号。

在这里，当扩展码被从基站BS分配到移动站MS时(如上面描述的图4的流图所示)，按照第三个技术的树结构的扩展码产生方法产生的码或按照本发明的第一个和第二个实施例的第一个和第二个码结构方法产生的码被采用。在这种情况下，需要考虑将被分配的扩展码。

例如，树结构的扩展码产生方法产生的码被包括在树结构序列中，如图5所示。因此，如果直接序列被同时采用，一个正交的关系不能被保持，这样造成大的干扰。进一步地，图5仅显示了从64组其扩展因子是128的码中选择的四组扩展码的树结构的构成。

当利用以第三个技术的树结构的扩展码产生方法构成的码或以第一个和第二个实施例的第一个和第二个码结构方法构成的码时，相应地，需要在上面描述的限制范围内分配这些码。如果具有多种扩展因子的信号共存，因此有一种可能性，即这些码不能被有效地分配。

因此，本发明提供了在一个支持不同扩展因子的系统中的一个有效的码分配的方法，这个方法现在将被描述。

首先，按照本发明的第一个码分配方法现在将被解释，涉及的情况是4个扩展因子16，32，64和128被这个系统支持，以及以树结构的码产生方法或以第一个和第二个实施例的第一个和第二个码结构方法产生的码被采用。

对于移动站MS所要求的扩展因子是128的情况：

(步骤1)：其中k被置为零。

(步骤2)：这里，判断式27的码是否可用和式28的码是否不可用(步骤2)。这些码被如下给出： $C_{2k}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(27\right)$ $C_{2k+1}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(28\right)$

当式27的码可用、式28的码不可用时，处理以分配式27的码而结束。

当式27的码不可用、式28的码可用时，处理进入到下一个步骤3。

上面的步骤1和2的处理意味着，例如，扩展因子为128的第一组的(1)(参看式29的码)和(2)(参看式30的码)在图5中被考虑，判断1是否可用和2是否不可用，如果(1)可用，则(1)将被分配。 $C_0^{128}\·\·\·\·\·\·\left(29\right)$ $C_1^{128}\·\·\·\·\·\·\left(30\right)$

(步骤3)：判断式27的码是否不可用和式28的码是否可用。

当式27的码不可用和式28的码可用时，处理以分配式28的码而结束。

当式27的码可用和式28的码不可用时，处理进入到下一个步骤4。

例如，图5中所显示的第一组的(1)(上面描述的式29的码)和(2)(上面描述的式30的码)再次被考虑。当判断(1)是否不可用和(2)是否可用时，如果(2)可用，则(2)将被分配。

(步骤4)：如果k是63，处理进入到下一个步骤5。

如果k不是63，则k被置为k+1。然后，处理进入到步骤2重复处理直到k＝63。

当具有扩展因子128的64对码中的一个特定码对只有一个码在过程的步骤1到4中被使用以及这个特定对的另一个码是不可用时，步骤1到4的过程是要分配一个码以便使用这个特定对的另一个码：

(步骤5)：k被置为零。

(步骤6)：判断式31的码是否可用。 $C_k^{128}\·\·\·\·\·\·\left(31\right)$

当式31的码可用时，处理以分配式31的码而结束。

当式31的码不可用时，处理进入到下一个步骤7。

(步骤7)：如果k是127，则处理被结束，因为式31的码不能被分配。

如果k不是127，过程返回到步骤6重复处理。

当具有扩展因子128的64对码中的一个特定的对的两个码都不可用时，上面描述的步骤5到7的过程被执行。

当所要求的扩展因子是64时：

(步骤1)其中k被置为零。

(步骤2)当式32的码可用、式33的码不可用时， $C_{2k}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(32\right)$ $C_{2k+1}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(33\right)$

处理以分配式32的码而结束，否则处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)判断式32的码是否不可用和式33的码是否可用。

当式32的码不可用和式33的码可用时，处理以分配式33的码而结束。

当式32的码可用和式33的码不可用时，处理进入到下一个步骤4。

(步骤4)如果k是31，则处理进入到下一个步骤5。

如果k不是31，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤2重复处理。

上面描述的处理类似于当码的扩展因子是128时的步骤1到4的过程。

(步骤5)进一步地，k被置为零。

(步骤6)判断式34的码是否可用。 $C_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(34\right)$

当式34的码可用时，处理以分配式34的码而结束。

当式34的码不可用时，处理进入到下一个步骤7。

(步骤7)判断k是否是63。如果k是63，则处理被结束，因为式34的码不能被分配。

如果k不是63，则k被置为k+1。然后处理返回到步骤6重复处理。

进一步地，上面描述的处理类似于当码的扩展因子是128时的步骤5到7的过程。

当所要求的扩展因子是32时：

(步骤1)其中k被置为零。

(步骤2)判断式35的码是否可用和式36的码是否不可用 $C_{2k}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(35\right)$ $C_{2k+1}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(36\right)$

当式35的码可用和式36的码不可用时，处理以分配式35的码而结束。

当式35的码不可用和式36的码可用时，处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)判断式35的码是否不可用和式36的码是否可用。

当式35的码不可用和式36的码可用时，处理以分配式36的码为一个码而结束。

当式35的码可用和式36的码不可用时，处理进入到下一个步骤4。

(步骤4)如果k是15，则处理进入到下一个步骤5。

如果k不是15，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤2重复处理。

该处理也类似于当码的扩展因子是128或64时的步骤1到4的过程。

(步骤5)k被置为零。

(步骤6)  判断式37的码是否可用。 $C_k^{32}\·\·\·\·\·\·\left(37\right)$

当式37的码可用时，处理以分配式37的码而结束。

当式37的码不可用时，处理进入到下一个步骤7。

(步骤7)如果k是31，则处理被结束，因为式37的码不能被分配。如果k不是31，则k被置为k+1。然后处理返回到步骤6重复处理。该处理也与码的扩展因子是128或64时的步骤5到7的过程一样。当所要求的扩展因子是16时：(步骤1)其中k被置为零。(步骤2)然后，判断式38的码是否可用。 $C_k^{16}\·\·\·\·\·\·\left(38\right)$

当式38码可用时，处理以分配式38的码作为一个码而结束。

当式38的码不可用时，处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)如果k是15，则处理被结束，因为式38的码不能被分配。

如果k不是15，则k被置为k+1。然后处理返回到步骤2重复处理。

对于扩展因子是16的情形的处理，结构不包括成对的码。因此，处理与上面描述的码的扩展因子是128、64或32时的步骤5到7的过程类似。

下面，当被一个系统支持的扩展因子是16，32，64和128，以及按照树结构的码产生方法产生的码或按照第一个和第二个实施例的第一个和第二个码结构方法产生的码被采用时，按照本发明的第二个码分配方法将被解释。

第二个码分配方法与扩展码的第一个码分配方法不同。不同点在于，通过对被使用的码的再分配，使新的码分配成为可能，即使由第一个码分配方法产生的码不能被分配。

例如，一个重新建立扩展码的过程，如图6显示的运行流图那样地被执行。基站BS和移动站MS之间进行通信的同时(步骤4)，基站BS要求移动站MS修改一个前向链路的扩展码(步骤5)。

(步骤6)：然后，基站BS通知新被分配的扩展码。

(步骤7)：在那之后，基站BS通过新码的使用使通信方便进行。

在上面描述情况中的再分配将被使用的码现在将在后面被解释。

当所要求的扩展因子是128时：

其中分配处理与第一个码分配方法中的类似。

当所要求的扩展因子是64时：

(步骤1)：k被置为零。

(步骤2)：判断式39的码是否可用和式40的码是否不可用。 $C_{2k}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(39\right)$ $C_{2k+1}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(40\right)$

当式39的码可用和式40的码不可用时，处理以分配式39的码为一个码而结束。

当式39的码不可用和式40的码可用时，处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)：判断式39的码是否不可用和式40的码是否可用。

当式39的码不可用和式40的码可用时，处理以分配式40的码而结束。

当式39的码可用和式40的码不可用时，处理进入到下一个步骤4。

(步骤4)：如果k是31，则处理进入到下一个步骤5。

如果k不是31，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤2重复处理。

(步骤5)：k被置为零。

(步骤6)：判断式41的码是否可用。 $C_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(41\right)$

当式41的码可用时，处理以分配式41的码而结束。

当式41的码不可用时，处理进入到下一个步骤7。

(步骤7)：如果k是63，则处理进入到下一个步骤8。

如果k不是63，则k被置为k+1。处理返回到步骤6重复处理。

(步骤8)：k和u被置为零。

(步骤9)：判断式42的码是否可用。 $C_k^{128}\·\·\·\·\·\·\left(42\right)$

当式42的码被置为可用时，m[u]为k，u被置为u+1。

然后，判断u是否为2。

如果u是2，则处理进入到步骤11。

如果u不是2，则处理进入到下一个步骤10。

(步骤10)：如果k是127，则处理被结束，因为该码不能被分配。

如果k不是127，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤9重复处理。

(步骤11)：当m[1]是一个偶数时，使用式43的码的用户的码被重新分配给式44的码。然后，式45的码被分配给新用户。 $C_{m\left[1\right]+1}^{128}\·\·\·\·\·\left(43\right)$ $C_{m\left[0\right]}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(44\right)$ $C_{m\left[1\right]/2}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(45\right)$

当m[1]是一个奇数时，使用式46的码的用户的码被重新分配给式44的码。式47的码将被分配给一个新用户，然后，处理结束。 $C_{m\left[1\right]-1}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(46\right)$ $C_{\left(m\right[1]-1)/2}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(47\right)$

上面描述的步骤8到11的处理被概括为，当两对码被考虑时，以及其中两对中的各自的一对只有一个码被使用时，一对的一个被使用的码被重新分配给另一对的(未被使用的)另一个码。因此，一对的两个码都成为未用的，于是，一对的未用的码可以被分配给一个更高层次的码对。

当所要求的扩展因子是32时：

(步骤1)：k被置为零。

(步骤2)：然后，判断式48的码是否可用和式49的码是否不可用。 $C_{2k}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(48\right)$ $C_{2k+1}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(49\right)$

当式48的码可用和式49的码不可用时，处理以分配式48的码而结束。

当式48的码不可用和式49的码可用时，处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)：判断式48的码是否不可用和式49的码是否可用。

当式48的码不可用和式49的码可用时，处理以分配式49的码而结束。

当式48的码可用和式49的码不可用时，处理过程进入到下一个步骤4。

(步骤4)：如果k是15，则处理进入到下一个步骤5。

如果k不是15，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤2重复处理。

(步骤5)：k被置为零。

(步骤6)：然后，判断式50的码是否可用。 $C_k^{32}\·\·\·\·\·\·\left(50\right)$

当式50的码可用时，处理以分配式50的码而结束。

当式50的码不可用时，k被置为k+1。然后，处理进入到下一个步骤7。

(步骤7)：如果k是31，则处理进入到下一个步骤8。

如果k不是31，则处理返回到下一个步骤6重复处理。

(步骤8)：k和u被分别置为零。

(步骤9)：然后，判断式51的码是否可用。 $C_k^{128}\·\·\·\·\·\·\left(51\right)$

当式51的码可用时，m[u]被置为k，u被置为u+1。然后，判断u是否为4。如果u是4，则处理进入到步骤11。

如果u不是4，则处理进入到下一个步骤10。

(步骤10)：如果k是127，则处理被结束，因为式51的码不能被分配。

如果k不是127，则k被置为k+1，然后，处理返回到步骤9重复处理。码的再分配类似于扩展因子是64的情况被执行以使扩展因子为32的码可用。然后，处理以分配可用的码结束。

上面描述的步骤8到11的处理类似于所要求的扩展因子是64的步骤8到11的过程。

当所要求的扩展因子是16时：

(步骤1)：k为零。

(步骤2)：然后判断式52的码是否可用。 $C_k^{16}\·\·\·\·\·\·\left(52\right)$

当式52的码可用时，处理以分配式52的码而结束。

当式52的码不可用时，处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)：如果k是15，处理进入到下一个步骤4。

如果k不是15，则k被置为k+1，然后处理返回到步骤2重复处理。

(步骤4)k和u被分别置为零。

(步骤5)然后，判断式53的码是否可用。 $C_k^{128}\·\·\·\·\·\·\left(53\right)$

当式53的码可用时，m[u]被置为k，u被置为u+1。

如果u是8，则处理进入到步骤7。

如果u不是8，则处理进入到步骤6。

(步骤6)如果k是127，则处理被结束，因为式53的码不能被分配。

如果k不是127，则k被置为k+1，处理返回到步骤5重复处理。

码的再分配类似于扩展因子是64的情况被执行，以使扩展因子为16的码可用。然后，处理以分配被再分配的码结束。

下面，当被支持的扩展因子是16，32，64和128，以及按照树结构的码产生方法产生的码被采用时，按照本发明的第三个码分配方法3现在将被解释。

同时，按照第一个和第二个码结构方法产生的码也可以通过使用第三个方法3被分配。

它与第一个和第二个码分配方法1和2不同，它使得对新用户的码的分配成为可能，而不用改变在第一个扩展码分配方法中码不能被分配的情况中，或在码的再分配应该在第二个扩展码的分配方法中进行的情况中的已分配的码的位置。

首先，第三个码分配方法的原理现在将被解释。

当扩展因子大两倍时，式55的码可以被表示为由式54的码产生的一个码。

这些表示式的码被如下表示： $C_0^{16}\·\·\·\·\·\·\·\left(54\right)$ $C_0^{128}~C_7^{128}\·\·\·\·\·\·\left(55\right)$ $C_0^{128}=C_0^{16},C_0^{16},C_0^{16},C_0^{16},C_0^{16},C_0^{16},C_0^{16},C_0^{16}$ $C_1^{128}=C_0^{16},C_0^{16},C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}}$ $C_2^{128}=C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}}$ $C_3^{128}=C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},C_0^{16}\·\·\·\·\·\·\left(56\right)$ $C_4^{128}=C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}}$ $C_5^{128}=C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},$ $C_6^{128}=C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16}$ $C_7^{128}=C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}}$

当以下式57，58和59的码被包括在上面描述的码中时： $C_0^{128}\·\·\·\·\·\·\left(57\right)$ $C_2^{128}\·\·\·\·\·\·\left(58\right)$ $C_1^{32}\·\·\·\·\·\·\left(59\right)$

只有树结构码产生方法产生的码，即在图7的表中用圆圈标出的码，可以被使用。扩展因子为64的码不能被分配。

在这种情况下，在连接请求被拒绝之后，或便于进行通信的用户的扩展因子为128的码，通过使用上面描述的式58的码被改为式60的一个码之后，应该使用式61的码以便进行通信。 $C_1^{128}\·\·\·\·\·\·\left(60\right)$ $C_1^{64}\·\·\·\·\·\·\left(61\right)$

但是，有可能通过采用第三个码分配方法，而不改变码的分配，以便于进行扩展因子为64的通信。

上面描述的式60的码和下面的式62的码可以被表示为序列63。式60和62的码可以通过安排下面的式64的码和式64的码的相反比特来表示。 $C_3^{128}\·\·\·\·\·\·\left(62\right)$ $C_1^{128}=C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}}\·\·\·\·\·\·\left(63\right)$ $C_3^{128}=C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16}$ $C_0^{16}\·\·\·\·\·\·\left(64\right)$

当式63的码C₁ ⁶⁴和C₃ ¹²⁸被比较时，明显的是，第一个，第二个，第五个和第六个C₀ ¹⁶是一样的，第三个，第四个，第七个和第八个比特分别是相反的。也就是，如果两比特数据的一个比特被分配给式64的码的第一个，第二个，第五个和第六个比特，以及另外一个比特被分配给式64的码的第三个，第四个，第七个和第八个比特，那么通过使用上面描述的式60和62的码，可以以64倍扩频进行通信。

这可以通过使用可选的两个码被实现。因此，有效地分配扩展码而不用再分配码将成为可能。

上面描述的原理可以下面的标准形式被表示。为了64倍的扩展，有必要通过采用长为128的序列来传输两个符号。数据的两个符号被表示为d0和d1。进一步地，将被产生的一个信号被显示为s(i)。

(步骤1)：然后，判断式65的两个或多个码是否空闲。 $C_k^{128}\·\·\·\·\·\·\left(65\right)$

当具有式65的两个或更多的码是空闲时，处理进入到下一个步骤2。

当具有式65的两个或更多的码不是空闲时，处理结束，因为式65的码不能被分配。

(步骤2)：然后，判断式66和67的可用的码集是否共同存在。 $C_{2k}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(66\right)$ $C_{2k+1}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(67\right)$ 当式66和67的可用的码对共同存在时，下面的式68的码被采用。 $C_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(68\right)$ 相应地，将被发射的码序列被给出为：

当没有式66和67的码对时，过程进入到下一个步骤3。

(步骤3)：式70和71的一个可任选的码的集合被采用。两个序列每个比特模二加所得到的值，在“0”的位置被调制到d0，并在“1”的位置调制d1。相应地，它成为一个包括下面等式72的信号序列。 $C_{k1}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(70\right)$ $C_{k2}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(71\right)$

当扩展因子大四倍时，从式73的码产生的码将被考虑。在这里，假定式74，75和76的码正在使用。 $C_0^{16}\·\·\·\·\·\·\left(73\right)$ $C_0^{128}\·\·\·\·\·\·\left(74\right)$ $C_1^{128}\·\·\·\·\·\·\left(75\right)$ $C_7^{128}\·\·\·\·\·\·\left(76\right)$

在这种情况下，如图8所示，当码在树结构产生方法中不被再分配时，不可能产生扩展因子是32的信号。

然后，用于通过合并四个相应于128倍扩展因子的码来执行32倍扩展的方法将被显示如下。当扩展因子大两倍时，可以实现可任选的组合。但是，当组合四个码时对组合的码有一个限制。

当一个模二加在四个码的每个比特上执行时，有一个限制，即有一个包含全零的序列。在这种情况下，如果模二加在式77，78，79和80的码上逐比特地进行，所获得的序列包含全零。 $C_2^{128}\·\·\·\·\·\·\left(77\right)$ $C_3^{128}\·\·\·\·\·\·\left(78\right)$ $C_4^{128}\·\·\·\·\·\·\left(79\right)$ $C_3^{128}\·\·\·\·\·\·\·\left(80\right)$

也就是，有可能把这四个码合并在一起。因此，还可能通过使用下面给出的四个码序列产生扩展因子是32的信号： $C_2^{128}=C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}}$ $C_3^{128}=C_0^{16},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},C_0^{16}\·\·\·\·\·\·\left(81\right)$ $C_4^{128}=C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}}$ $C_5^{128}=C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16},\stackrel{\‾}{C_0^{16}},C_0^{16}$

这些码可以通过分割成(1，4)，(2，3)，(5，8)和(6，7)的四个比特对的各部分来被考虑。如果类似于产生由树结构扩展码产生方法构造的码，除了直接正交码以外，数据被分配到(1，4)，(2，3)，(5，8)和(6，7)的每个对，那么产生的信号变成与式82，83，84和85的码正交。因此，扩展因子为32的信号可以被累积。 $C_0^{128}\·\·\·\·\·\·\left(82\right)$ $C_1^{128}\·\·\·\·\·\·\left(83\right)$ $C_6^{128}\·\·\·\·\·\·\left(84\right)$ $C_7^{128}\·\·\·\·\·\·\left(85\right)$

上面描述的原理可以以下面的一般形式来被表示。为了32倍的扩展，应该通过采用长为128的序列实行四符号的传输。数据符号被表示为d1，d2，d3和d4。产生的信号由s(i)表示。

(步骤1)：判断式86的四个或多个码是否空闲。 $C_k^{128}\·\·\·\·\·\·\left(86\right)$

当式86的四个或更多的码是空闲时，处理进入到下一个步骤2。

当式86的四个或更多的码不是空闲时，处理结束，因为式86的码不能被分配。

(步骤2)：判断可用的式87，88，89和90的码集是否共同存在。 $C_{4k}^{128}\·\·\·\·\·\·\·\left(87\right)$ $C_{4k+1}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(88\right)$ $C_{4k+2}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(89\right)$ $C_{4k+3}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(90\right)$ 当没有式87，88，89和90的码集时，式91的码被采用。 $C_k^{32}\·\·\·\·\·\·\left(91\right)$ 也就是，信号s(i)被表示为：

如果式87，88，89和90的可用码集不是共同存在，则处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)：然后，判断是否存在这样的组合，以使得由四个序列的逐比特模二加得到的值是全零。

当这些组合可以被得到时，序列成为式93，94，95和96的码。然后，处理进入到下一个步骤4。这些码被给出为： $C_{k0}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(93\right)$ $C_{k1}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(94\right)$ $C_{k2}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(95\right)$ $C_{k3}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(96\right)$

当没有这样的组合时，处理结束，因为此码不能被分配。

(步骤4)：用上面描述的式93，94，95和96的码来调制d0到d3。调制的信号S(i)可被表示为：

接着，使用本原理的码分配方法的过程将类似于第一个和第二个码分配方法被解释。

当所支持的扩展因子是16，32，64和128，以及按照树结构的扩展码产生方法产生的码被采用时，码分配将被如下解释。按照第一个和第二个码结构方法产生的码也可以被使用。

一个不同的特征是，藉再分配正在使用中的码使码的分配成为可能，即使第一个扩展码分配方法不能执行码分配。

当所要求的扩展因子是128时，步骤的过程与第一个扩展码分配方法一样。

当所要求的扩展因子是64时：

(步骤1)：其中，k是零的情况。

(步骤2)：然后，判断式98的码是否可用和式99的码是否不可用。 $C_{2k}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(98\right)$ $C_{2k+1}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(99\right)$

当式98的码可用和式99的码不可用时，步骤以分配式98的码而结束。

当式98的码不可用和式99的码可用时，执行下一个步骤3。

(步骤3)：判断式98的码是否不可用和一个式99的码是否可用。

当式98的码不可用和式99的码可用时，处理以分配式99的码而结束。

当式98的码可用和式99的码不可用时，处理进入到下一个步骤4。

(步骤4)：如果k是31，则处理过程进入到下一个步骤5。

如果k不是31，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤2重复处理。

(步骤5)：k被置为零。

(步骤6)：然后，判断式100的码是否可用。 $C_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(100\right)$

当式100的码可用时，处理以分配式100的码为一个码而结束。

当式100的码不可用时，处理过程进入到下一个步骤7。

(步骤7)：如果k是63，则处理过程进入到下一个步骤8。

如果k不是63，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤9重复处理。

(步骤8)：k和u被分别置为零。

(步骤9)：然后，判断式101的码是否可用。 $C_k^{128}\·\·\·\·\·\·\left(101\right)$

当式101的码可用时，m[u]被置为k，u被置为u+1。

如果u是2，则处理进入到步骤11。

如果u不是2，则处理进入到下一个步骤10。

当式101的码不可用时，处理进入到下一个步骤10。

(步骤10)：如果k是127，处理被结束，因为此码不能被分配。

如果k不是127，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤9重复处理。两个符号的数据通过使用下面的式102和103的码对而被调制。 $C_{m\left[0\right]}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(102\right)$ $C_{m\left[1\right]}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(103\right)$

如果数据的两个符号被表示为d0和d1，则所产生的信号s(i)被如下表示：

当所要求的扩展因子是32时：

(步骤1)：其中，k被置为零。

(步骤2)：然后，判断式105的码是否可用和式106的码是否不可用。 $C_{2k}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(105\right)$ $C_{2k+1}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(106\right)$

当式105的码可用和式106的码不可用时，处理以分配式105的码而结束。

当式105的码不可用和式106的码可用时，处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)：判断式105的码是否不可用和式106的码是否可用。

当式105的码不可用和式106的码可用时，处理以分配式106的码为一个码而结束。

当式105的码可用和式106的码不可用时，处理进入到下一个步骤5。

(步骤4)：如果k是15，则处理进入到下一个步骤5。

如果k不是15，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤2重复处理。

(步骤5)：k被置为零。

(步骤6)：然后，判断式107的码是否可用。 $C_k^{32}\·\·\·\·\·\·\left(107\right)$

当式107的码可用时，处理以分配式107的码而结束。

当式107的码不可用时，处理进入到下一个步骤7。

(步骤7)：如果k是31，则处理过程进入到下一个步骤8。

如果k不是31，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤6重复上面描述的步骤。

(步骤8)：k和u被分别置为零。

(步骤9)：判断式108的码是否可用。 $C_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(108\right)$

当式108的码可用时，m[u]被置为k，u被置为u+1。

如果u是2，则处理过程进入到步骤11。

如果u不是2，则处理过程进入到下一个步骤10。

当式108的码不可用时，处理进入到下一个步骤10。

(步骤10)：如果k是63，则处理进入到步骤12。

如果k不是63，k被置为k+1，然后，处理返回到步骤9重复上面描述的步骤。

(步骤11)：两个符号的数据通过使用下面的式109和110的码而被调制。 $C_{m\left[0\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(109\right)$ $C_{m\left[1\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(110\right)$

当数据的两个符号被表示为d0和d1时，产生的信号s(i)可以被如下表示：(步骤12)：k和u被分别置为零。(步骤13)：然后，判断式112的码是否可用。

当式112的码可用时，m[u]被置为k，u被置为u+1。

这里，如果u是3，则处理过程进入到步骤15。

如果u不是3，则处理进入到下一个步骤14。

当式112的码不可用时，处理进入到下一个步骤14。

(步骤14)：如果k是127，则判断u是否是2。

如果u被置为2，则m[0]被置为m[1]，u被置为1。进一步地，k被置为m[0]+1。然后，处理进入到一个步骤15。

如果u不是2，则处理被结束，因为式112的码没有被分配。

如果k不是127，则k被置为k+1，处理进入到步骤15。

(步骤15)：然后，判断由式113的码给出的式114的码是否可用。 $C_{m\left[3\right]}^{128}=C_{m\left[0\right]}^{128}\left(i\right)+C_{m\left[1\right]}^{128}\left(i\right)+C_{m\left[2\right]}^{128}\left(i\right)\·\·\·\·\·\·\left(113\right)$ $C_{m\left[3\right]}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(114\right)$

当被式113的码给出的式114的码可用时，过程进入到下一个步骤16。

当式114的码不可用时，u被置为u-1。然后，处理返回到步骤14重复处理。

(步骤16)：d1到d3通过使用式115的码而被调制。在这里，由下面的等式116所显示的关系可以被得到。 $C_{m\left[0\right]}^{128},C_{m\left[1\right]}^{128},C_{m\left[2\right]}^{128},C_{m\left[3\right]}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(115\right)$

当所要求的扩展因子是16时：

(步骤1)：其中，k被置为零。

(步骤2)：然后，判断式117的码是否可用或不可用。 $C_k^{16}\·\·\·\·\·\·\left(117\right)$

当式117的码可用时，处理以分配这个码而结束。

当式117的码不可用时，处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)：如果k是15，则处理进入到下一个步骤4。

如果k不是15，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤2。

(步骤4)：k和u被置为零。

(步骤5)：然后，判断式118的码是否可用。 $C_k^{32}\·\·\·\·\·\·\left(118\right)$

如果式118的码可用，则m[u]被置为k，u被置为u+1。

如果u是2，则处理过程进入到步骤7。

如果u不是2，则处理进入到下一个步骤6。

(步骤6)：如果k是31，则处理过程跳到步骤8。

如果k不是31，则k被置为k+1。然后，处理过程返回到步骤5重复处理。

(步骤7)：两个符号的数据通过使用式119和120的码集而被调制。这些码被给出为： $C_{m\left[0\right]}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(119\right)$ $C_{m\left[1\right]}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(120\right)$

当表示两个符号的数据时，产生的信号s(i)可以被如下表示：

(步骤8)：k和u被分别置为零。

(步骤9)：然后，判断式122的码是否可用。 $C_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(122\right)$

当式122的码可用时，m[u]被置为k，u被置为u+1。

如果u是3，则处理过程进入到步骤11。

如果u不是3，则处理进入到下一个步骤10。

当式122的码不可用时，处理过程进入到下一个步骤10。

(步骤10)：如果k是63，则判断u是否是2。

如果u是2，则m[0]被置为m[1]，u被置为1，k被置为m[0]+1。然后，处理返回到步骤9。

如果u不是2，则处理被结束，因为式122的码不能作为一个码被分配。

如果k不是63，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤9。

(步骤11)：然后，判断通过式123的码得到的式124的码是否可用。如果+表示模二加。 $C_{m\left[3\right]}^{64}\left(i\right)=C_{m\left[0\right]}^{64}\left(i\right)+C_{m\left[1\right]}^{64}\left(i\right)+C_{m\left[2\right]}^{64}\left(i\right)\·\·\·\·\·\·\left(123\right)$ $C_{m\left[3\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(124\right)$

当式124的码可用时，处理进入到下一个步骤12。

当式124的码不可用时，u被置为u-1。然后，处理返回到步骤10重复处理。

(步骤12)：d0到d3通过使用式125的码而被调制。也就是，关系式可以被表示为由下面的式126的信号给出的标准等式： $C_{m\left[0\right]}^{64},C_{m\left[1\right]}^{64},C_{m\left[2\right]}^{64},C_{m\left[3\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(125\right)$

进一步地，按照本发明的第四个扩展码分配方法现在将被解释。

当被系统支持的扩展因子是16，32，64和128，以及采用按照树结构的码产生方法产生的码时的一个码分配方法将被作为一个例子被解释。

按照本发明的第一个和第二个码结构方法产生的码也可以被分配。

第四个分配方法与上面解释的扩展码的码分配方法的不同处在于，当只有不可组合的码可用时，码的分配可以通过再分配码被执行。进一步地，第四个方法的一个特征是，要求被再分配的码数小于第二个扩展码分配方法中被再分配的码数。

当所要求的扩展因子是128时，处理与第一个扩展码分配方法一样。

当所要求的扩展因子是64时，处理与第三个扩展码分配方法一样。

当所要求的扩展因子是32时：

(步骤1)：其中，k被置为零。

(步骤2)：然后，判断式127的码是否可用和式128的码是否不可用。这些码被给出为： $C_{2k}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(127\right)$ $C_{2k+1}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(128\right)$

当式127的码可用和式128的码不可用时，处理以分配式127的码作为一个码而结束。

当式127的码不可用和式128的码可用时，处理进入到下一个步骤3。

(步骤3)：判断上面描述的式127的码是否不可用和上面描述的式128的码是否可用。

当式127的码不可用和式128的码可用时，处理以分配式128的码而结束。

当式127的码可用和式128的码不可用时，处理进入到下一个步骤4。

(步骤4)：如果k是15，则处理进入到下一个步骤5。

如果k不是15，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤2重复处理。

(步骤5)：k被置为零。

(步骤6)：然后，判断式129的码是否可用。 $C_k^{32}\·\·\·\·\·\·\left(129\right)$

当式129的码可用时，处理以分配式129的码而结束。

当式129的码不可用时，处理进入到下一个步骤7。

(步骤7)：如果k是31，则处理进入到下一个步骤8。

如果k不是31，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤6。

(步骤8)：k和u被置为零。

(步骤9)：判断式130的码是否可用。 $C_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(130\right)$

当式130的码可用时，m[u]被置为k，u被置为u+1。

如果u是2，则处理过程进入到步骤11。

如果u不是2，则处理进入到下一个步骤10。

当式130的码不可用时，处理进入到下一个步骤10。

(步骤10)：如果k是63，则处理过程被跳到步骤12。

如果k不是63，则k被置为k+1，然后，处理返回到步骤9。

(步骤11)：两个符号的数据通过使用下面的式131和132的码对而被调制。这些码被给出为： $C_{m\left[0\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(131\right)$ $C_{m\left[1\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(132\right)$

当数据的两个符号被表示为d0和d1时，产生的信号s(i)被如下表示：

(步骤12)：其中，k和u被分别置为零。

(步骤13)：判断式134的码是否可用。 $C_k^{128}\·\·\·\·\·\·\left(134\right)$

当式134的码可用时，m[u]被置为k，并且u被置为u+1。

如果u是3，则处理进入到步骤15。

如果u不是3，则处理过程进入到下一个步骤14。

当式134的码不可用时，处理进入到下一个步骤14。

(步骤14)：当k是127时，判断u是否是2。

如果u是2，则处理返回到步骤13。

如果u不是2，则处理进入到步骤17。

如果k不是127，则k被置为k+1，然后处理返回到步骤13。

(步骤15)：判断一个被等式135给出的式136的码是否可用。其中+2表示一个模二加。 $C_{m\left[3\right]}^{128}=C_{m\left[0\right]}^{128}\left(i\right)+C_{m\left[1\right]}^{128}\left(i\right)+C_{m\left[2\right]}^{128}\left(i\right)\·\·\·\·\·\·\left(135\right)$ $C_{m\left[3\right]}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(136\right)$

当式136的码可用时，处理进入到下一个步骤16。

当式136的码不可用时，处理返回到步骤14。

(步骤16)：d0到d3通过使用下面的式137的码而被调制。 $C_{m\left[0\right]}^{128},C_{m\left[1\right]}^{128},C_{m\left[2\right]}^{128},C_{m\left[3\right]}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(137\right)$

产生的信号s(i)可以被表示为：

(步骤17)：其中，k和u被分别置为零。

(步骤18)：判断式139的码是否可用。 $C_k^{128}\·\·\·\·\·\·\left(139\right)$

当式139的码可用时，m[u]被置为k，u被置为u+1。

如果u是3，则处理进入到步骤20。

如果u不是3，则处理过程进入到下一个步骤19。

当式139的码可用时，处理进入到下一个步骤19。

(步骤19)：如果k是127时，则处理结束，因为式139的码不能被作为一个码分配。

如果k不是127，则k被置为k+1，处理过程返回到步骤18。

(步骤20)：等式140被如下地得到： $C_{m\left[3\right]}^{128}=C_{m\left[0\right]}^{128}\left(i\right)+C_{m\left[1\right]}^{128}\left(i\right)+C_{m\left[2\right]}^{128}\left(i\right)\·\·\·\·\·\·\left(140\right)$

(步骤21)：判断式141的码是否可以按照码的再分配被释放。 $C_{m\left[3\right]}^{128}\left(i\right)\·\·\·\·\·\·\left(141\right)$

当式141的码可以被释放时，使得式141的码不可用的码被再分配。然后，处理进入到下一个步骤22。

当式141的码不可以被释放时，u被置为u-1，然后处理返回到步骤19。

(步骤22)：d0到d3通过使用式142的码而被调制。 $C_{m\left[0\right]}^{128},C_{m\left[1\right]}^{128},C_{m\left[2\right]}^{128},C_{m\left[3\right]}^{128}\·\·\·\·\·\·\left(142\right)$

这个调制的信号被表示为如下：

当所要求的扩展因子是16时：

(步骤1)：其中，k被置为零。

(步骤2)：然后，判断式144的码是否可用。 $C_k^{16}\·\·\·\·\·\·\left(144\right)$

当式144的码可用时，处理以分配式144的码而结束。

当式144的码不可用时，处理过程进入到下一个步骤3。

(步骤3)：如果k是15，则处理进入到下一个步骤4。

如果k不是15，则k被置为k+1。然后，过程跳到步骤6。

(步骤4)：k和u被分别置为零。

(步骤5)：判断式145的码是否可用。 $C_k^{32}\·\·\·\·\·\·\left(145\right)$

当式145的码可用时，m[u]被置为k，和u被置为u+1。

如果u是2，则处理过程跳到步骤7。

如果u不是2，则处理过程进入到下一个步骤6。

当式145的码不可用时，处理进入到下一个步骤6。

(步骤6)：如果k是31，则处理过程进入到步骤8。

如果k不是31，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤5。

(步骤7)：两个符号的数据通过使用式146和147的码集而被调制。这些码被给出为： $C_{m\left[0\right]}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(146\right)$ $C_{m\left[1\right]}^{32}\·\·\·\·\·\·\left(147\right)$

当两个符号的数据被表示为d0和d1时，产生的信号s(i)被表示为如下：

(步骤8)：其中，k和u被分别置为零。

(步骤9)：判断式149的码是否可用。 $C_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(149\right)$

当式149的码可用时，m[u]被置为k，u被置为u+1。

如果u是3，则处理跳到步骤11。

如果u不是3，则处理进入到下一个步骤10。

当式149的码不可用时，处理过程进入到下一个步骤10。

(步骤10)：如果k是63，则处理进入到步骤13。

如果k不是63，则k被置为k+1。然后，处理返回到步骤9重复处理。

(步骤11)：判断由等式150得到的式151的码是否可用。假若+表示模二加。 $C_{m\left[3\right]}^{64}=C_{m\left[0\right]}^{64}\left(i\right)+C_{m\left[1\right]}^{64}\left(i\right)+C_{m\left[2\right]}^{64}\left(i\right)\·\·\·\·\·\·\left(150\right)$ $C_{m\left[3\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(151\right)$

当式151的码可用时，处理进入到下一个步骤12。

当式151的码不可用时，u被置为u-1。然后，处理返回到步骤10。

(步骤12)：d1到d3通过使用式152的码而被调制。 $C_{m\left[0\right]}^{64},C_{m\left[1\right]}^{64},C_{m\left[2\right]}^{64},C_{m\left[3\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(152\right)$

也就是，这个被调制的信号可以被表示为：

(步骤13)：其中，k和u被分别置为零。

(步骤14)：然后，判断式154的码是否可用。 $C_k^{64}\·\·\·\·\·\·\left(154\right)$

当式154的码可用时，m[u]被置为k，u被置为+1。

如果u是3，则处理跳到步骤16。

如果u不是3，则处理进入到下一个步骤15。

当式154的码不可用时，处理进入到下一个步骤15。

(步骤15)：如果k是63时，则处理结束，因为式154的码不能被分配。

如果k不是63，则k被置为k+1。然后处理进入到一个步骤16。

(步骤16)：下面的等式155被得到： $C_{m\left[3\right]}^{64}=C_{m\left[0\right]}^{64}\left(i\right)+C_{m\left[1\right]}^{64}\left(i\right)+C_{m\left[2\right]}^{64}\left(i\right)\·\·\·\·\·\·\left(155\right)$

(步骤17)：判断式156的码是否可以按照码的再分配被释放。 $C_{m\left[3\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(156\right)$

当式156的码可以被释放时，使得式156的码不可用的用户的码被再分配。然后，处理进入到下一个步骤18。

当式156的码不可以被释放时，u被置为u-1，然后处理返回到步骤15。

(步骤18)：d0到d3通过使用式157的码而被调制。 $C_{m\left[0\right]}^{64},C_{m\left[1\right]}^{64},C_{m\left[2\right]}^{64},C_{m\left[4\right]}^{64}\·\·\·\·\·\·\left(157\right)$ 也就是，这个被调制的信号可以被表示为：

如上面解释的，按照本发明，提供了一个合并长周期码的码结构方法，通过这个方法自相关特性被改善。相应地，可以提供一个采用扩频以防止相互干扰的用于移动通信的无线通信系统，即使有不同传输速率的数据被同时以不同的扩展因子在同一个频带宽度上被复用。

进一步地，即使在有时延的通信路径上也有防止相互干扰的可能。同时改善序列的自相关特性并简化初始同步捕捉特性也成为可能。

进一步地，按照本发明，有效地分配扩展码成为可能。因此使处理这样的情况变得简单，即在后向和前向信道上要求的传输速率不同，特别是在其中需要不同数据传输速率的多媒体移动通信系统中。

更特别地，在第三个技术中的正交扩展码的树结构产生方法中提出的码分配中，当具有不同扩展因子的信号同时存在时，只有某些特殊的扩展码倾向于被使用。所以，不可用的码保留在高速数据传输中，就象它是一个被虫吃的形式。因此，这造成了一个问题，即码不能被有效地使用。

本发明可以以其它的具体形式实施，而不偏离本发明的构思或其基本特征。因此，本实施例被看作在所有的方面都是描述性的，而不是限制性的，由所附的权利要求所指出的(而不是前面的描述指出的)本发明的范围，以及在权利要求的等效性的意义和范围内所作的所有变化，因此也希望被包括在其中。

Claims (19)

1.一种用于通过直接扩频从具有不同速率的数据产生码分多址数据的方法，所述的方法包括以下步骤：

对于每个由m序列构成的正交码序列，合并一个正交码和一个藉把正交倒码而得到的相反的正交码，藉此产生第一个正交码序列；

对每个由m序列构成的正交码序列，合并两个正交码，藉此产生第二个正交码序列；

对每个由m序列构成的正交码序列，合并相反的正交码的两个，因此产生一个第三个正交码序列；并且

从第一个，第二个和第三个正交码的序列产生另外一个具有两倍正交码长的正交码；并且

把产生的正交码与一个不同的m序列乘在一起。

2.按照权利要求1的用于数据扩频的方法，其特征在于，其中，所述产生的码分多址数据有树结构的码，并进一步包括的步骤：

找到一对由一个特定的具有一个扩展因子的码得到的码，这对码具有两这个特定码的扩展因子的两倍的扩展因子，并且这对码只有一个码被使用；以及

分配这对码的另一个码，这个码对于码分多址数据是未被使用。

3.按照权利要求1的用于数据扩频的方法，其特征在于，其中，所述产生的码分多址数据有树结构的码，且进一步包括以下步骤：

对两个码序列的每个相应的比特执行模二加，其中每个序列具有一个扩展因子；以及

分别在通过执行模二加的步骤得到的值0和1的位置上调制数字信号的两个数字符号，这样数字信号可以以一个扩展因子的一半被发射。

4.按照权利要求1的用于数据的扩频的方法，其特征在于，其中，所述产生的码分多址数据有树结构的码，并进一步包括以下步骤：

对每个树结构码执行模二加，以找到具有一个扩展因子的四个码序列，所有的码序列具有零值，以及

对每两个处于正交关系的比特，在四个各自的位置上调制数字信号的四个数字符号，这样数字信号可以以一个扩展因子的四分之一被发射。

5.按照权利要求4的用于数据的扩频的方法，其特征在于，其中，进一步包括以下步骤：如果所说的一个扩展因子的四个码在执行模二加的步骤中不能满足所有的码是零值，则寻找可释放的码，以及用可释放的码代替所述的一个扩展因子的四个码序列。

6.一种用于通过直接扩频从具有不同速率的数据产生码分多址数据的方法，所述方法包括以下步骤

对于每个由平方剩余序列构成的正交码序列，合并一个正交码和一个由藉把正交码到相而得的相反的正交码，藉此产生第一个正交码序列；

对于每个由平方剩余序列构成的正交码序列，合并两个正交码，藉此产生第二个正交码序列；

对于每个由平方剩余序列构成的正交码序列，合并两个相反的正交码，藉此产生第三个正交码序列；

从第一个，第二个和第三个正交码的序列产生另外一个具有两倍正交码码长的正交码；以及

把产生的正交码与一个不同的平方剩余序列乘在一起。

7.按照权利要求1或6的用于数据的扩频的方法，其特征在于，

其中所说的从第一个，第二个和第三个正交码的序列产生另外一个具有两倍正交码的码长的正交码的步骤被重复若干次。

8.按照权利要求6的用于数据的扩频的方法，其特征在于，其中，所述产生的码分多址数据有树结构的码，并进一步包括以下步骤：

找到一对由一个特定的具有一个扩展因子的码得到的码，这对码具有这个特定码的扩展因子的两倍的扩展因子，并且这对码只有一个码被使用；以及

优选地分配这对码的另一个码，这个码对于码分多址接入数据不被使用。

9.按照权利要求6的用于数据的扩频的方法，其特征在于，其中，所述产生的码分多址数据有树结构的码，并进一步包括以下步骤：

对两个码序列的每个相应的比特执行模二加，其中每个序列具有一个扩展因子；以及

分别在通过执行模二加的步骤得到的值0和1的位置调制数字信号的两个数字符号，这样数字信号可以以一个扩展因子的一半被发射。

10.按照权利要求6的用于数据的扩频的方法，其特征在于，其中，所述产生的码分多址数据有树结构的码，并进一步包括以下步骤：

对每个树结构码执行模二加，以找到具有一个扩展因子的四个码序列，所有的码序列具有零值；以及

对每两个处于正交关系的比特，在四个各自的位置上调制数字信号的四个数字符号，这样数字信号可以以一个扩展因子的四分之一被发射。

11.按照权利要求10的用于数据扩频的方法，其特征在于，其中，进一步包括以下步骤，如果所说的一个扩展因子的四个码在执行模二加的步骤中不能满足所有的码是零值，则寻找可释放的码，以及用可释放的码代替所述的一个扩展因子的四个码序列。

12.一种用于通过直接序列扩频从具有不同码元速率的数据产生码分多址接入数据的方法，所说方法包括以下步骤：

根据一个从一个正交码序列产生的树结构的码中的特定的码找到一对码，这对码具有这个特定码的扩展因子的两倍的扩展因子，并且这对码只有一个码被使用；以及

优先地分配这对码的另一个码，这个码对于码分多址接入数据不被使用。

13.按照权利要求12的用于数据扩频的方法，其特征在于，进一步包括以下步骤：

用两对中的一对的一个未用的码替换两对中的另一对的一个使用的码，藉此执行码的再分配。

14.一个用于通过直接扩频从具有不同速率的数据产生有树结构的码的码分多址数据的方法，所说的方法包括以下步骤：

通过沃尔施序列产生树结构的码；

对两个码序列的每个相应的比特执行模二加，其中每个序列具有一个扩展因子以及；

分别在通过执行一加的步骤得到的值0和1的位置h调制通数字信号的两个数字符号，这样数字信号可以以一个扩展因子的一半被发射。

15.一种用于通过直接扩频从具有不同速率的数据产生有树结构的码的码分多址数据的方法，所说方法包括以下步骤：

通过正交哥德(Gold)码产生树结构的码；

对两个码序列的每个相应的比特执行模二加，其中每个序列具有一个扩展因子；以及

分别在通过执行模二加的步骤得到的值0和1的位置上调制数字信号的两个数字符号，这样数字信号可以以一个扩展因子的一半被发射。

16.一种用于通过直接扩频从具有不同速率的数据产生有树结构的码的码分多址接入数据的方法，所说的方法包括以下步骤：

通过沃尔施序列产生树结构的码；

对每个树结构码执行模二加，以找到具有一个扩展因子的四个码序列，所有的码序列具有零值，以及

对每两个处于正交关系的比特，在四个各自的位置上调制数字信号的四个数字符号，这样数字信号可以以一个扩展因子的四分之一被发射。

17.按照权利要求16的用于数据扩频的方法，其特征在于，其中，进一步包括以下步骤：如果所述的一个扩展因子的四个码序列在执行模二加的步骤中不能满足所有的码是零值，则寻找可释放的码，以及用可释放的码代替所述的一个扩展因子的四个码序列。

18.一种用于通过直接扩频从具有不同速率的数据产生有树结构的码的码分多址数据的方法，所说的方法包括以下步骤：

通过正交哥德码产生树结构的码；

对每个树结构码执行模二加，以找到具有一个扩展因子的四个码序列，所有的码序列具有零值；以及

对每两个处于正交关系的比特，在四个各自的位置上调制数字信号的四个数字符号，这样数字信号可以以一个扩展因子的四分之一被发射。

19.按照权利要求18的数据的扩频的方法，其特征在于，其中，进一步包括以下步骤：如果所述的一个扩展因子的四个码序列在执行模二加的步骤中不能满足所有的码是零值，则寻找可释放的码，以及用可释放的码代替所述的一个扩展因子的四个码序列。

Images