KR100374760B1 - 통신 시스템내에서 어드레스 정보를 전송 및 수신하는 방법 - Google Patents

통신 시스템내에서 어드레스 정보를 전송 및 수신하는 방법 Download PDF

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KR100374760B1 KR10-2001-7003144A KR20017003144A KR100374760B1 KR 100374760 B1 KR100374760 B1 KR 100374760B1 KR 20017003144 A KR20017003144 A KR 20017003144A KR 100374760 B1 KR100374760 B1 KR 100374760B1
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Abstract

페이징 슬롯(405)의 제1 프레임은 모든 페이지(401-404)의 어드레스의 일부를 포함한다. 이와 같이, 슬롯(405)의 제2, 제3 및 제4 프레임은 페이징 어드레스의 각각으로부터 제2, 제3 및 제4부를 포함한다. 어드레스 정보는 가장 빠른 프레임에서의 정보가 이동국으로 향하는 어떤 메시지도 슬롯에 존재하지 않음을 결정할 수 있는 높은 확율을 이동국에 제공하는 방식으로, 슬롯의 미소 프레임에 구성된다. 제1 프레임을 수신한 후, 이동국은 이것이 현존하는 페이지를 갖고 있는지 결정하기 위하여 공지의 부분 어드레스 비교 기술을 사용한다.

Description

통신 시스템내에서 어드레스 정보를 전송 및 수신하는 방법{METHOD FOR TRANSMITTING AND RECEIVING ADDRESS INFORMATION WITHIN A COMMUNICATION}
많은 종래의 수신기는 임의의 메시지(페이지)가 수신기에 전송되도록 스케줄링되는지를 주기적으로 결정하기 위해 "기동(wake up)"된다. 어떤 메시지도 스케줄링되지 않은 경우, 수신기는 그 배터리 수명을 연장하기 위해 전력 다운된다. 이러한 통신 시스템중 하나는 차세대 CDMA(Code Division Multiple Access) 셀룰러 통신 시스템, 보다 일반적으로는 cdma2000 또는 광대역 CDMA로 불리는 것이다. 도 1에 도시된 바와 같이, cdma2000은 복수의 20밀리초(ms) 동기식 프레임(102)(F0,F1,F2,...,FK로 도시됨)을 활용한다. 프레임(102)은 선정된 지속시간(예컨데, 1.28*2N초, 여기서 N은 0 또는 양의 정수이다)을 갖는 전송 사이클에 대응하는 주기적으로 일어나는 시간 스팬(span)동안 전송된다. cdma2000내의 이동국은 특정 이동국용 모든 메시지가 전송될 4개의 프레임의 그룹으로 할당된다. 이와 같이 동작하는 이동국은 "슬롯 모드"에서 동작하는 것으로 알려진다. 슬롯 모드 동작은 cdma2000 이동국이 1.28*2N초 마다 단일 할당 페이징 슬롯에 대해 전력 업되게 한다.
전력을 더욱 보존하기 위해, 특정 슬롯동안 메시지를 수신하는 이동국용 모든 어드레스는 페이지 데이터를 방송하기 이전에 방송된다. 이동국의 어드레스가 방송되지 않는 경우, 이동국은 슬롯의 나머지를 위해 전력 다운될 수 있다. 도 2는 4개의 프레임을 갖는 슬롯(200)을 도시한다. 도시된 바와 같이, 슬롯(200)의 제1부(201)는 슬롯(200)내에서 페이지 데이터를 갖는 모든 이동국에 대한 어드레스 정보를 포함한다. 슬롯(200)에 할당된 특정 이동국은 슬롯(200)용 전송 시간동안 기동한다. 이동국은 제1 프레임을 수신하며, 이동국의 어드레스가 슬롯(200)의 제1부(201)내에 포함되지 않는다면, 이동국은 슬롯(200)의 나머지를 수신하기 이전에 전력 다운된다.
슬롯에 할당된 많은 이동국이 페이징되고 있는 많은 상황동안, 어드레스 정보는 단일 프레임보다 큰 시간 주기에 포함될 수 있다. 이런 이유로, 어드레스 정보는 슬롯의 제2 프레임내에 포함될 수 있다. 이는 도 3에 도시되며, 여기서 슬롯(300)의 제1부(301)(어드레스 정보를 포함함)는 2개의 프레임내에 실제적으로 포함된다. 슬롯내에 포함된 정보가 인터리브되기전 콘볼루젼 코드와 같은 코드를 사용하여 코딩되기 때문에, 이동국은 동시에 모든 프레임의 콘텐츠를 수신할 필요가 있다. 따라서, 어드레스 정보가 2개의 프레임내에 포함될 때, 이동국은 전력 다운하기 전에 2개의 프레임을 수신하며 디코딩할 필요가 있다. 따라서, 이동국은이런 프레임의 단지 일부가 어드레스 정보를 포함할 때 제2 프레임의 전체 지속시간에 대해 실제적으로 전력 다운된다. 따라서, 이동국이 매우 적은 어드레스 정보를 포함하는 프레임을 수신하며 디코딩하도록 요구하지 않는 통신 시스템내에사 어드레스 정보를 전송 및 수신하는 방법에 대한 요구가 생기게 되었다.
본 발명은 일반적으로 통신 시스템에 관한 것으로, 특히 통신 시스템내에서 어드레스 정보를 전송 및 수신하는 방법에 관한 것이다.
도 1은 cdma2000용 종래의 전송 스킴을 도시한 도면.
도 2는 종래의 전송 스킴을 도시한 도면.
도 3은 종래의 전송 스킴을 도시한 도면.
도 4는 본 발명의 바람직한 실시예에 따르는 어드레스 정보를 갖는 슬롯을 도시한 도면.
도 5는 부분 어드레스 비교의 성능을 도시하며, 이를 종래의 배터리 절약 방법의 성능과 비교한 도면.
도 6은 본 발명의 제1 실시예에 따르는 슬롯의 구성을 도시한 도면.
도 7은 본 발명의 제2 실시예에 따르는 슬롯의 구성을 도시한 도면.
도 8은 할당된 슬롯용 모든 메시지가 슬롯에 적합하지 않을때 부분 어드레스 비교가 배터리의 수명을 증가시키기 위해 사용될 수 있는 방법의 예를 도시한 도면.
도 9는 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 배터리 수명을 연장하는 방법을 사용하는 이동국의 플로우챠트.
도 10은 본 발명의 바람직한 실시예에 따라 배터리의 수명을 연장한 이동국의 플로우챠트.
도 11은 본 발명의 바람직한 실시예예 따라 부분 어드레스 페이지을 사용하는 기지국의 플로우챠트.
도 12는 본 발명의 바람직한 실시예에 따르는 어드레스 비트의 순서를 도시한 도면.
도 13은 본 발명의 바람직한 실시예에 따르는 부분 어드레스 비교가 페이징 채널을 복조하기 위한 이동국 듀티 사이클을 감소시키는 방법의 예를 도시한 도면.
통신 시스템내에서 어드레스 정보를 전송 및 수신할 필요를 지향하기 위해, 어드레스 정보를 전송 및 수신하는 방법이 제공된다. 페이징 슬롯의 제1 프레임은 모든 현존 페이지의 어드레스의 일부를 포함한다. 이와 같이, 슬롯의 제2, 제3, 및 제4 프레임은 현존 페이징 어드레스 각각으로부터 제2, 제3 및 제4부를 포함한다. 어드레스 정보는 이동국을 향한 어떠한 메시지도 슬롯에 존재하지 않는다고 결정할 수 있는 놓은 확율을 가장 빠른 프레임에서의 정보가 이동국에 제공하는 방식으로 슬롯의 미소 프레임에 조직화된다. 제1 프레임으로부터 정보 비트를 수신한 후, 이동국은 현존하는 페이지를 갖고 있는지를 결정하기 위하여 공지된 부분 어드레스 비교 기술을 사용한다. 이동에 대한 페이지가 없을 때, 이동국이 제1 프레임후 F-CCCH의 복조를 정지하도록 허용하는 확율(프레임에서의 비트가 랜덤이라고 가정한다)은 (1-1/256)4= 98.4%이다.
본 발명은 통신 시스템내에서 어드레스 정보를 슬롯에 할당된 이동국에 전송하는 방법을 포함한다. 본 발명의 바람직한 실시예에서, 슬롯은 이에 할당된 이동국에 메시지를 전송하는데 사용된다. 이 방법은 슬롯 내에서 메시징을 요구하는 이동국의 서브세트를 결정하는 단계 및 서브세트내에서 모든 이동국에 대한 어드레스를 결정하는 단계를 포함한다. 서브세트내에서 이동국 각각에 대한 제1 어드레스부는 슬롯의 제1 프레임내로 전송된다. 이동국용 어드레스부는 이동국용 어드레스 전체보다 작은 이동국의 어드레스의 일부로 구성된다.
본 발명은 통신 시스템내에서 어드레스 정보를 전송하는 방법을 포함한다. 이 방법은 페이징 슬롯에 할당된 제1 이동국에 대한 제1 타입의 제1 어드레스를 결정하는 단계 및 페이징 슬롯에 할당된 제2 이동국에 대한 제1 타입의 제2 어드레스를 결정하는 단계를 포함한다. 본 발명의 바람직한 실시예에서, 제1 타입의 제1 어드레스의 일부 및 제1 타입의 제2 어드레스의 일부는 슬롯의 제1 프레임내에서 제1 및 제2 이동국에 전송된다.
본 발명은 또한 통신 시스템내에서 어드레스 정보를 메시지를 전송하는데 사용되는 슬롯에 할당된 이동국의 그룹에 전송하는 방법을 포함한다. 이 방법은 슬롯내에서 페이징을 요구하는 이동국의 그룹의 서브세트를 결정하는 단계, 서브세트내에서 이동국용 어드레스를 결정하는 단계, 및 서브세트내의 이동국을 동일한 최하위 어드레스 비트를 갖는 이동국의 그룹으로 그룹핑하는 단계를 포함한다. 복수의 그룹핑된 이동국은 많은 멤버에 따라 쏘트되며, 서브세트내의 각각의 이동국에 대한 제1 어드레스부는 슬롯의 제1 프레임내에 전송된다. 본 발명의 바람직한 실시예에서, 이동국의 제1 어드레스부는 이동국용 어드레스 전체보다 작은 이동국의 어드레스의 일부를 포함하며, 가장 적은 수의 멤버를 갖는 그룹핑된 이동국은 제1 프레임내에서 부분 어드레스 비트의 보다 큰 수를 갖는다.
결국, 본 발명은 통신 시스템내에서 어드레스 정보를 수신하는 방법을 포함한다. 본 발명은 메시지를 수신하기 위한 슬롯 시간을 결정하는 단계, 및 슬롯의 제1 프레임내에서 복수의 이동국용 제1 어드레스부를 수신하는 단계를 포함한다. 본 발명의 바람직한 실시예에서, 복수의 이동국들로부터 개별 이동국용 제1 어드레스부는 이동국용 어드레스의 전체보다 적은 이동국 어드레스의 일부를 포함한다. 이동국은 슬롯내에서 메지시 페이징을 갖는지 여부를 결정하기 위해 부분 어드레스 비교 기술을 수행한다.
도면을 참조하면, 도 4는 본 발명의 바람직한 실시예에 따르는 어드레스 정보를 갖는 슬롯(405)을 도시한다. 도 4에서, 32비트 메시지(401 내지 404)는 4개의 미소 프레임으로 이루어진 슬롯에 전송된다. cdma2000에서, 메시지는 통상 F-CCCH(Forward Common Control Channel)로 언급되는 페이징 채널상에 보통 송출된다. 간략화를 위해, 도 4에서, 각각의 메시지의 모든 32비트는 어드레스 비트이고, 각각의 프레임은 32비트를 포함하며, 그러나 본 기술의 숙력자에게는 메시지(401-404)가 예컨데 SPECIAL_SERVICE 및 SERVICE_OPTION 필드와 같은 다른 정보를 포함할 수 있음을 이해할 것이다. 본 발명의 바람직한 실시예에서, 메시지용 어드레스 정보는 F-CCCH 슬롯에서 가장 빠른 것을 포함하며, 다른 메시지 관련 정보에 선행한다.
도시된 바와 같이, 슬롯(405)의 제1 프레임은 모든 페이지(예컨데 메시지(401-404)) 어드레스의 일부를 포함한다. 도 4에서 슬롯(405)의 제1 프레임은 4개의 어드레스 각각으로부터 제1부(8비트)를 포함한다. 이와 같이, 슬롯(405)의 제2, 제3 및 제4 프레임은 4개의 어드레스 각각으로부터 제2, 제3 및 제4부(각각은 8비트를 포함함)를 포함한다. 어드레스 정보는 이동국으로 향하는 어떠한 메시지도 슬롯에 존재하지 않느다고 결정할 수 있는 높은 확율을 가장 빠른 프레임에서의 정보가 이동국에 제공하는 방식으로 슬롯(405)의 미소 프레임에서 조직화된다.
제1 프레임을 수신한 후, 이동국은 현존하는 메시지를 가지고 있는지 결정하기 위해 공지의 부분 어드레스 비교 기술을 사용한다. 따라서, 이동국은 현존하는 메시지를 가지고 있는지 결정하기 위해 임의의 다른 프레임을 디코딩할 필요가 없는 높은 확율을 가진다. 부분 어드레스 비교는 공지된 기술이다. 페이지 어드레스를 수신하기 위한 이러한 기술은 본 출원에 합체된 미국특허(US Pat No. 5,666,657 METHOD IN A SELECTIVE CALL RECEIVER FOR APPLYING CONDITIONAL PARTIAL ADDRESS CORRERATION TO A MESSAGE, by Kampe et al)에 상세히 개시된다. 본 발명의 바람직한 실시예에서, 이동국은 4개의 메시지 각각으로부터의 8비트를 공지의 기술을 사용하는 어드레스의 대응하는 8비트와 비교한다. 비교결과에 어떠한 정합도 없게 된다면, 이동국은 슬롯에 포함된 이동국으로 어드레싱되는 메시지가 없음을 보장하며, 이동국은 그후 슬롯의 나머지에 대해 F-CCCH의 복조를 정지할 수 있다.
이동국에 대한 슬롯에 어떠한 메시지도 없을 때, 이동국이 제1 프레임후 F-CCCH의 복조를 정지하도록 허용될 확율(프레임에서의 어드레스 비트가 램덤하다고 가정한다)은 (1-1/256)4= 98.4%이다. 이동국이 정합을 발견하지 못한 경우, 제2 프레임은 기동한체 유지되야만 한다. 이동국은 제2 프레임을 수신한 후 부분 어드레스 비교를 다시 수행한다. 이동국은 지금까지 수신된 4개의 메시지 각각으로부터의 16비트와 그 어드레스의 대응하는 16비트를 비교한다. 정합이 없다면, 이동국은 F-CCCH의 복조를 정지하도록 허용된다. 이동국용 슬롯에 메시지가 없을 때, 이동국이 제2 프레임후 F-CCCH의 복조를 정지하도록 허용되는 확율(프레임에서의 어드레스 비트는 랜덤하다고 가정한다)는 (1-1/65536)4= 99.994%이다.
부분 어드레스 비교의 목적은 전력을 절약하는 것이며, 따라서 이동국의 전원 수명을 보존하는 것이다. 이동국이 F-CCCH의 프레임을 수신하고, 부분 어드레스 비교를 수행하고, 어드레스 정합이 없음을 결정할 때, 그렇치 않다면 F-CCCH를 계속해서 모니터링하는데 필요하게 되는 전력을 보존하게 된다. 이동국은 전력을 보존하기 위해 많은 단계를 취할 수 있으며, 제한되지 않는 하나 이상의 다음의 단계를 포함한다:
1. 무선 수신기로부터 전력을 턴오프/제거;
2. 비확산을 수행하는 하드웨어로부터 전력을 턴오프/제거;
3. 디인터리빙을 수행하는 하드웨어로부터 전력을 턴오프/제거;
4. 디코딩을 수행하는 하드웨어로부터 전력을 턴오프/제거;
5. 비확산을 수행하는 하드웨어에 전력을 턴온/인가시키지 않음;
6. 디인터리빙을 수행하는 하드웨어에 전력을 턴온/인가시키지 않음;
7. 디인터리빙을 수행하는데 사용되는 소프트웨어 지시를 실행시키지 않음; 또는
8. 디코딩을 수행하는데 사용되는 소프트웨어 지시를 실행시키지 않음.
도 5는 부분 어드레스 비교의 성능을 도시하며, 이 성능과 표준 95-B, "이중 모드 확산 스펙트럼 시스템용 이동국-기지국 호환 표준"(TIA/EIA-95-B)에 포함된 배터리 절약 방법의 성능을 비교한 것을 도시한다. 부분 어드레스 비교의 성능이 페이징에 사용되는 어드레스 타입의 크기에 관계없음을 이해해야 한다. TIA/EIA-95-B에서 예시된 바와 같이 cdma2000 전력 절약 기술의 성능은 페이징에 사용되는 어드레스 타입의 크기가 증가함에 따라 나빠진다. 도 5는 TMSI(Temporary Mobile Station)과 IMSI(International Mobile Station Identifier) 어드레스들 모두에 대한 성능을 도시한다.
도 6은 본 발명의 일 실시예에 따르는 슬롯(600)의 구성을 도시한다. 도시된 바와 같이, 제1 프레임(601)은 이에 완전히 포함된 제1 메시지(빠른 페이지 메시지)를 포함한다. 이와 같이, 제2 및 제3 프레임(602 및 603)은 제2 메시지(빠른 페이지 연속 메시지)를 포함한다. 제4 프레임(604)은 슬롯 모드에서 동작하는 이동국에 어드레싱된 메시지를 포함하는 이동국 지향 메시지를 포함한다. 제1 및 제2 빠른 페이지 연속 메시지는 제2 및 제3 프레임들(602 및 603) 각각내에 완전히 포함된다. 빠른 페이지 메시지 및 2개의 따른 페이지 연속 메시지는 LENGTH 필드및 CRC 필드 모두를 포함한다. 페이지 정보는 3개의 메시지내에 포함된다. 빠른 페이지 메시지는 제1 프레임(601)내에 정확히 맞도록 가능한 많은 정보를 포함한다. 제2 프레임(602)의 빠른 페이지 연속 메시지에도 동일한 것이 적용된다. 각각의 메시지가 한 프레임내에 완전히 포함되기 때문에, 이동국은 각각의 프레임을 수신한후 새로운 메시지를 디코딩하는 기회를 가진다. 예컨데, 이동국은 슬롯(600)의 제1 프레임(601)을 수신할 때 기동되며, 제1 프레임(601)을 수신하며, 제1 프레임(601)을 디인터리브 및 디코드하며, 빠른 페이지 메시지를 처리한다. 빠른 페이지 메시지를 처리할 때, 이동국은 이에 향하는 페이지가 슬롯에 포함되지 않는다는 것(어떠한 부분 어드레스도 이동국에 정합되지 않음)을 결정할 수 있다면, 슬롯(600)의 나머지에 대해 복조를 중지할 수 있게 된다. 이동국이 빠른 페이지 메시지를 처리한 후 이런 결정을 행할 수 없는 경우, 이동국은 제2 프레임을 수신하며 빠른 페이지 연속 메시지를 처리한다. 빠른 페이지 연속 메시지를 처리할 때, 이동국은 이에 향하는 페이지가 슬롯(600)에 포함되지 않는다는 것을 결정할 수 있다면, 슬롯의 나머지에 대해 슬립(sleep)될 수 있다. 제3 프레임(603)의 처리도 유사하다.
슬롯 모드용 이동국 지향 메시지에 대해, 빠른 페이지 메시지 및 빠른 페이지 연속 메시지후의 슬롯에 포함된 이동국, 또는 메시지가 향하는 이동국의 어드레스 또는 어드레스의 일부는 상술한 바와 같이 형성된 빠른 페이지 메시지/빠른 페이지 연속 메시지에 포함된다. 이를 행하기 위해 사용될 수 있는 2가지 방법이 있다. 제1 방법은, 빠른 페이지 메시지/빠른 페이지 연속 메시지에서 이동국의 어드레스 비트만을 포함하며, 완전한 어드레스는 이후 이동국 지향 메시지에 포함된다. 빠른 페이지 메시지/빠른 페이지 연속 메시지에서 이동국의 어드레스의 16비트부를 포함함에 의해, 이동국은 슬롯(또는 잠재적으로 다음 슬롯)에서 메시지를 나중에 수신하기 위해 기동을 대기하게 한다. 제2 방법은, 빠른 페이지 메시지/빠른 페이지 연속 메시지에서 이동국의 완전한 어드레스를 포함하며, 완전한 어드레스는 이동국이 기동을 대기하도록 한다. 이동국 지향 메시지는 이동국의 어드레스에서 발생되는 빠른 페이지 메시지/빠른 페이지 연속 메시지내의 슬롯 및 위치롤 다시 참조하는 압축된 어드레스 타입을 가진채로 어드레싱된다. 이동국은 이에 지향된 페이지의 위치를 기억하며, 따라서 압축된 어드레스 타입은 메시지를 이동국의 어드레스와 링크한다.
도 7은 본 발명의 제2 실시예에 따르는 슬롯(700)의 구성을 도시한다. 본 실시예에서, 제1 프레임(701)은 빠른 페이지 메시지를 포함한다. 빠른 페이지 메시지는 제1 프레임(701)내에 완전히 포함된다. 빠른 페이지 연속 메시지는 제2 및 제3 프레임(702 및 703)에 포함된다. 제4 프레임(704)은 슬롯 모드에서 동작하는 이동국으로 어드레싱된 메시지를 포함하는 이동국 지향 메시지를 포함한다. 비트는 하나의 LENGTH 필드 및 하나의 CRC 필드가 제거된다는 관점에서 이전에 비해 줄어든다. 그러나, 이동국은 이들이 슬롯(700)의 나머지에 대해 슬립될 수 있는지를 결정하는 제2 기회를 갖기 전에 제3 프레임을 기동한체 유지되야만 한다. 그러나, 제1 프레임 후 슬립하는 이동국 수의 페센트는 종종 매우 높아서, 제2 슬립 기회를 제3 프레임(703)의 종단으로 이동하는 효과가 무시된다. 하부구조는 제1 프레임을수신한 후 슬립핑하는 이동국 수의 퍼센트에 기초하여 도 6 및 7에 의해 도시된 구성들간에서 잠재적으로 선택될 수 있다. 그 수의 퍼센트가 높다면, 도 7이 바람직하며, 그 수의 퍼센트가 낮다면 도 6이 바람직하다.
프레임 구성과 무관하게, 슬롯에서 제1 프레임의 메시지 어드레스 정보에 이용가능한 비트수가 슬롯에서 제1 프레임에 적합한 슬롯의 모든 어드레스로 어드레싱되는데 충분하게 큰다면, 모든 메시지 어드레스는 제1 프레임에 포함된다. 슬롯에서 제1 프레임의 메시지 어드레스 정보에 이용가능한 비트의 수가 슬롯에서의 모든 메시지용 모든 어드레스 비트를 수용하는데 충분하게 크지 않다면, 제1 프레임에서의 이용가능한 비트는 모든 메시지들간에 대략 똑같이 분할된다. 예컨데, 112비트가 14 메시지에 이용가능하다면, 8 어드레스 비트는 제1 프레임에서의 각각의 메시지에 할당된다(이 경우, 이용가능한 비트의 수는 메시지 수에 의해 균등하게 분할가능하다). 112 비트가 15 메시지에 이용가능하다면, 7 어드레스 비트는 제1 프레임에서의 8 메시지 각각에 대해 할당되며, 8 비트는 제1 프레임에서의 7 다른 메시지에 할당된다(이 경우, 이용가능한 비트의 수는 메시지의 수에 의해 균등하게 분할가능하지 않다). 메시지 어드레스 정보에 이용가능한 비트의 수가 메시지 수에 의해 균등하게 분할가능하지 않을 때, 임의의 메시지에 할당된 비트의 수는 임의의 다른 메시지에 할당된 비트의 수와는 다른 1 비트 이상이 있을 수 없다. 이동국이 제1 페이징 채널 프레임을 수신할 때, 이동국은 그 프레임에 존재하는 각각의 어드레스의 일부와 그 자신의 어드레스의 대응하는 부분을 비교한다. 그 부분들중 어디에도 정합이 없다면, 이동국은 슬롯의 나머지에 대해 슬립을 허용한다.그 부분들중에 정합이 있다면, 이동국은 슬롯의 다음 프레임을 기동을 유지(적어도)해야만 한다.
슬롯에서 모든 메시지들간에 동일하게 또는 대략 동일하게 비트를 분할하면, 부분 어드레스 정합이 없으며 이동국이 슬립으로 갈 수 있는 확율이 증가된다. 제1 예(112 비트가 14 메시지에 대해 이용가능함)에서, 이동국이 단일 8비트 부분 어드레스와 정합되지 않는 확율(랜덤 어드레스 비트를 가정함)은 (1-1/28) = 99.6%이다. 이동국이 임의의 어드레스들에 정합되지 않는 확율(랜덤 어드레스 비트를 가정함)은 (1-1/28)14= 94.67%이다. 이로부터 14 메시지 각각에 대해 8 비트를 할당하는 대신에 7 비트가 1 메시지에 할당되며, 8 비트가 12 메시지 각각에 대해 할당되며, 9 비트가 1 메시지에 할당된다. 이동국이 임의의 어드레스 비트와 정합되지 않는 확율(랜덤 어드레스 비트를 가정함)은 (1-1/27)(1-1/28)12(1-1/29) = 94.48%이다. 메시지들간에 비트를 균등하지 않게 분할하면, 부분 어드레스가 정합되지 않는 확율은 감소된다(따라서, 이동국이 부가 프레임을 기동하도록 유지해야만하는 확율은 증가한다). 제2 예(112 비트가 15 메시지에 이용가능하다)에서, 7 어드레스 비트는 8 메시지 각각에 대해 할당되며, 8 어드레스 비트는 다른 7 메시지 각각에 할당된다. 이동국이 임의의 어드레스들에 정합되지 않는 확율(랜덤 어드레스 비트를 가정함)은 (1-1/27)8(1-1/28)7= 91.38%이다. 이로부터, 9 어드레스 비트는 1 메시지에 할당되며, 7 어드레스 비트는 9 메시지 각각에 대해 할당되고, 8 어드레스 비트는 다른 5 메시지 각각에 대해 할당된다. 이동국이 임의의 어드레스들에 정합되지 않는 확율(랜덤 어드레스 비트를 가정함0은 (1-1/29)(101/27)9(1-1/28)5= 91.20%이다. 다시, 메시지들간에 비트를 균등하지 않게 분할하면, 부분 어드레스 정합이 없는 확율은 감소한다(따라서 이동국이 부가 프레임을 기동하도록 유지되야말할 확율은 증가한다).
부분 어드레스 비교의 효율을 최대화하기 위하여, 제1 프레임에 존재하는 어드레스 비트는 높은 확율의 부정합을 생성하기 위하여 가능한 랜덤하게 있어야 한다. 에컨데, TIA/EIA-95-B에서, 4 비트 페이지 기록 포맷은 각각의 페이지에 대해 포함된다. 페이지 기록 포맷은 이동국의 어드레스의 일부로서 고려될 수 있다. 그러나, 페이징 슬롯에 포함된 페이지 기록 포맷은 매우 랜덤한거 같지 않다. 예컨데, TMSI를 사용하는 시스템에서는 한 슬롯에서의 모든 메시지가 포맷 '1001'(24 비트 TMSI)을 사용하게 하며 모든 이동국이 어드레스의 이런 타입과 정합되기 쉽다. 따라서, 슬롯에서의 제1 프레임의 부분 어드레스의 일부로서 페이지 기록 포맷을 포함하는 것은 모든 이동국이 어드레스의 이런 부분상에서 정합되기 때문에 이동국을 슬립하게 하는 정보를 제공할 수 없다. 가장 작은 수의 어드레스 비트를갖는 페이지 기록 포맷은 16 어드레스 비트를 가지며 16 비트 부분 어드레스 비교가 높은 확율의 부정합을 제공하기 때문에, 페이지 기록 포맷은 페이지 기록 포맷으로 포함된 어드레스의 최하위 비트를 포함한 후 페이징 채널 슬롯에 이상적으로 포함된다. 페이지 기록 포맷 필드후에, 포함되야할 어드레스 비트의 나머지가 포함된다. 어드레스 비트의 변동가능한 수를 갖는 임의의 페이지 기록 포맷에서, 변동부의 길이를 특정하는 필드는 변동부에 선행하여 포함된다. 예컨데, 페이지 기록 포맷 '1011', TMSI_CODE_ADDR의 최하위 16 비트는 TMSI_ZONE에 선행하는 TMSI_ZONE_LEN에 선행하는 TMSI_CODE_ADDR의 다음 최상위 16 비트에 선행하는 '1011에 선행하여 먼저일 것이다.
개별적으로 향하는 cdma2000 메시지에는 이동국에 의해 정합되야만할 2가지 타입의 어드레스가 있다: 제1의 타입은 IMSI이고, 제2의 타입은 TMSI이다. TIA/EIA-95-B에 따르면, 이동국은 제2의 타입으로 할당된다 할지라도, 제1 어드레스와 페이징될 때 응답해야만한다. 페이지 기록 포맷이 어드레스의 16 최하위 비트후에 포함되기 때문에, 이는 부분 어드레스들 각각을 그 IMSI의 일부 및 그 TMSI의 일부 모두와 비교하기 위하여 이동국에 대한 요구를 잠재적으로 생성한다(따라서, 정합의 확율을 두배로 한다). 부분 어드레스들 각각을 IMSI 및 TMSI 모두와 비교하기 위한 이동국에 대한 요구를 회피하기 위해, 이동국에는 어드 어드레스가 IMSI인지 TMSI인지가 통지된다. 제1 프레임에서, 슬롯에 포함된 제1 및 제2 어드레스의 수는 4 비트 NUM_SL_IMSI 필드 및 5 비트 NUM_SL_TMSI 필드 각각에 의해 식별된다. 또한, 1 비트 SL_IMSI_INCLUDED 및 SL_TMSI_INCLUDED 필드는 슬롯에 포함된 IMSI 또는 TMSI로 향하는 슬롯 모드 메시지가 있는지를 특정하도록 포함된다. 슬롯에서 슬롯 모드 이동국으로 향하는 IMSI가 없다면, NUM_SL_IMSI 필드는 생략된다. 유사하게, 슬롯에서 슬롯 모드 이동국으로 향하는 TMSI가 없다면, NUM_SL_TMSI 필드는 생략된다.
전송 설비는 이동국이 IMSI 및 TMSI의 수에 기초하여 어느 부분 어드레스가 IMSI의 일부이며 TMSI의 일부인지를 알 수 있도록하는 선정된 방식으로 슬롯에서의 IMSI 및 TMSI를 순서화한다. 이동국이 부분 어드레스 비교를 수행하고 할당된 TMSI를 가지지 않을 때, 그 IMSI와 IMSI의 일부로서 알려진 슬롯에서의 부분 어드레와만의 부분 어드레스 비교를 수행하고, 부분 TMSI는 무시될 수 있다. 이동국이 부분 어드레스 비교를 수행하고 할당된 TMSI를 가지지 않을 때, 그 IMSI와 IMSI의 일부로 알려진 슬롯에서의 부분 어드레스와만의 비교, 및 그 TMSI와 TMSI의 일부로서 알려진 슬롯에서의 부분 어드레스와만의 비교를 행함에 의해 부분 어드레스 비교를 수행한다. 2개 이상의 슬롯 메시지 타입 TMSI, 1 이상의 슬롯 메시지 타입 IMSI, 또는 IMSI 및 TMSI의 혼합을 갖는 6개 이상의 메시지가 있다면, 이런 기술은 메시지당 1 비트가 TMSI와 IMSI를 구별하기 위하여 제1 프레임에 포함되는 것 보다 높은 슬립의 확율을 제공한다(이는 메시지의 수를 나타내는 5 비트 필드가, 메시지당 1 비트가 IMSI 또는 TMSI를 특정하는데 전용될 때, SL_IMSI_INCLUDED, SL_TMSI_INCLUDED, NUM_SL_IMSI 필드 및 NUM_SL_TMSI 필드 대신에 사용된다고 가정한다). 슬립의 확율이 보다 큰 이유는 슬롯에서 보다 빠른 부분 어드레스에 대해 이용가능한 비트가 더 많다는데 있다.
슬롯에서 가장 빠른 부분 어드레스 비트의 랜덤화를 최대화하기 위하여(따라서, 부정합된 부분 어드레스의 확율을 최대화하기 위하여), 최하위 16 어드레스 비트는 각각의 메시지에 대해 슬롯에서 먼저 사용되며, 슬롯에서 가장 빠른 어드레스 각각의 최하위 비트로 시작하며, 점점 더 상위로 다음 상위 15 비트로 계속된다.일반적으로, IMSI 어드레스와 같은 어드레스의 최하위 비트는 그 상위 비트 보다 랜덤하다. 최하위 16 비트가 각각의 어드레스에 대해 포함된 후, 각각의 메시지에 대한 남아있는 메시지는 포함되며, 각각의 메시지에 대한 남아있는 모든 비트는 그때 포함되며, 최하위 16 비트에 관해 디인터리빙되지 않는다. 최하위 16 비트에 관해 인터리빙하기 보다는 오히려 이런 방식으로 남아있는 비트를 포함하게 하는 이유는 이동국에 대한 메시지 페이징을 간략화하며 기지국에 대한 메시지의 생성을 간략화하기 위한 것이다. 또한 프레임당 비트의 기대수 및 cdma2000용 슬롯당 메시지의 기대수를 기초로 하여, 부분 어드레스 부정합의 확율을 더욱더 증가시키기 위하여 최하위 16 비트로 행해지는 바와 같이 남아있는 비트를 인터리빙하는 것이 가능하게 하며, 부분 어드레스 부정합의 확율의 증가는 무시될 수 있다. cdma2000에 대해, 간략화된 해석은 최하위 16 이후의 어드레스 비트를 인터리빙하지 않는 것을 의미있게 한다.
cdma2000에서, 메시지 구조는 예약된 어드레스 타입(필드 NUM_SL_RESERVED_T, RESERVED_ADDR-x 등을 사용함)을 포함한다. 장래에는 데이터 어플리케이션용 이동국을 페이징하는데 사용될 수 있는 제3 어드레스 타입(예컨데, IP(Internet Protocol) 어드레스)을 부가하는 것이 바람직하다고 기대된다. 데이터를 수용할 수 있는 이동국은 할당된 IMSI를 가질 필요가 없으며, TMSI가 할당될 수 있다. cdma2000 표준의 차후 버전에서, 예약 필드는 IP 어드레스를 갖는 이동국을 페이징하는 데 사용하도록 재정의될 수 있다. 필드가 예약되고 표준의 제1 버전에 따르는 이동국이 메시지를 인터럽트할 수 있기 때문에, IP 어드레스는 역행하는 호환 문제가 없이 도입될 수 있다. 할당된 IP 어드레스를 갖는 이동국은 할당된 IMSI 어드레스를 갖는 이동국이 부분 어드레스 비교를 수행하는 것과 동알한 방식으로 부분 어드레스 비교를 수행한다. 또한, IMSI 및 IP 어드레스들 모두를 갖는 이동국이 있을 수 있다. 이런 이동국은 IMSI 어드레스와 그 IMSI 어드레스의 일부와의 부분 어드레스 비교, 및 IP 어드레스 비트와 그 IP 어드레스의 일부와의 부분 어드레스 비교를 수행하며, TMSI가 할당되는 경우에는 TMSI 어드레 비트와 그 TMSI의 일부와의 비교가 수행된다.
방송 메시지가 F-CCCH상에 전송되야만할 때, 메시지 구조는 개별 이동국으로 향하는 메시지용 부분 어드레스 이전에 페이지 채널 슬롯에서 가장 빠른 어드레스의 방송을 포함한다. 전형적인 방송 메시지는 전송되지 않으나, 이들이 전송될 때 슬롯에서 가장 빠른 완전한 방송 어드레스는 가능한 빨리 슬립으로 가기위해 이동국에 대해 최대 확율을 생성한다. 방송 메시지의 비트가 매우 랜덤하지 않기 때문에, 부분 어드레스 보다 슬롯에서 보다 빠른 전체 어드레스를 포함하는 것이 바람직하다. 따라서, 본 발명의 바람직한 실시예에서, 방송 메시지가 스케쥴링된다면, 전체 방송 메시지는 임의의 이동국 어드레스 이전의 메시지에 포함된다. 방송 어드레스의 단지 일부가 제1 프레임에 포함된다면, 방송 어드레스 정합을 탐색하기 위해 기동하는 이동국은 방송 어드레스의 비트가 매우 랜덤하지 않기 때문에 부분 어드레스 부정합을 결정하기 위해 제2 프레임을 기동하도록 유지되야만 한다.
TIA/EIA-95-B에 따르면, 페이징 채널 슬롯에 큐잉되는 모든 메시지가 슬롯에 적합하지 않다면, 메시지들중 몇몇은 다음 슬롯으로 운반될 수 있다. 이것이 일어날때, 그 슬롯에 할당된 모든 이동국은 그 슬롯 모두와 연속하는 슬롯의 적어도 일부 모두를 수신해야만 한다. 그 결과는 높은 페이징 채널 로드의 주기에서 이동국이 이들의 슬롯을 기동할 때 때때로 160ms 만큼 기동을 유지하도록 할 수 있다. 부분 어드레스 비교는 메시지가 다음 슬롯에 운반될 때 더 늦게 슬립되게하는데 사용될 수 있다. 빠른 페이지 메시지의 헤더에서, READ_NEXT_SLOT 비트는 포함된다. 하부구조는 메시지가 다음 슬롯으로 운반되는 이동국을 이 비트가 나타내게 설정된다. 이동국이 그 슬롯을 기동하며, 제1 프레임을 수신하고, READ_NEXT_SLOT 비트가 설정되는지를 결정하고, 그 슬롯에서 이동국으로 향하는 메시지가 없다는 부분 어드레스 비교를 사용하여 결정한다면, 슬롯의 나머지를 슬립으로 가게하며 그후 다음 슬롯의 시작을 기동한다.
도 8은 할당된 슬롯용 모든 어드레스가 슬롯에 적합하지 않을 때 부분 어드레스 비교가 배터리 수명을 증가시키는데 어떻게 사용되는지에 관한 일례를 도시한다. 제1 슬롯(801)에서, 하부구조는 슬롯에 적합한 것보다 큐잉된 더 많은 메시지를 가진다. 하부구조는 제1 슬롯(801)에 적합할 수 있는 것만큼 적합하게 되며, 제1 슬롯(801)의 제1 프레임에서의 빠른 페이지 메시지의 READ_NEXT_SLOT 비트를 설정한다. 도시된 다음 슬롯(제2 슬롯(802))에서, 하부구조는 제1 슬롯(801)에 적합하지 않는 메시지를 포함한다. 일례로서 슬롯(801)에 할당된 이동국은 슬롯(801)(이동국의 할당된 슬롯)의 제1 프레임을 수신할 때 복조되기 시작한다. 이동국은 빠른 페이지 메시지를 디코딩하며, 빠른 페이지 메시지에 포함된 부분 어드레스를 사용하여 부분 어드레스 비교를 수행한다. 이동국은 정합이 없음을 발견하고, 그 할당된 슬롯의 제1 프레임이후에F-CCCH의 복조를 정지한다. 그 할당된 슬롯으로부터 빠른 페이지 메시지에서의 READ_NEXT_SLOT 비트가 '1'로 설정되기 때문에, 이동국은 다음 슬롯(슬롯(802))의 제1 프레임을 수신할 때 복조를 시작한다. 이동국은 빠른 페이지 메시지를 디코딩하며, 빠른 페이지 메시지에 포함된 부분 어드레스를 사용하여 부분 어드레스 비교를 수행한다. 이동국은 정합이 없음을 발견하고, F-CCCH의 복조를 다시 정지시킨다. 이동국은 그 다음 할당 슬롯까지 F-CCCH를 복조하지 않는다.
도 9는 본 발명의 바림직한 실시예에 따르는 배터리 수명을 연장하는 방법을 사용하는 이동국의 플로우챠트이다. 도 9의 플로우챠트는 이동국이 써스펜디드 가상 트래픽 서브스테이트(Suspended Virtual Traffic Substrate)를 제외하고는 슬롯 모드에 있을 때, 또는 PACA(Priority Access and Channel Assignment) 호출이 큐잉될 때 사용된다. 논리는 단계 901에서 시작하며, 이동국이 다음 할당 슬롯을 대기하는 단계 903으로 계속간다. 이동국은 다음 할당된 슬롯을 대기하는 동안 전력을 보존한다. 이동국은 그 할당된 슬롯을 수신할 때 기동된다. 논리는 단계 909에서 계속되며, 여기서 슬롯의 제1 프레임의 정보 비트가 수신된다. 논리는 빠른 페이지 메시지가 슬롯 내의 모든 메시지에 대한 어드레스 정보를 결정하기 위해 디코딩되는 단계 911로 계속한다. 단계 913에서, 이동국은 지금가지 슬롯에 포함된 각각의 IMSI 어드레스의 일부와 그 IMSI의 대응하는 비트를 비교하여 정합이 있는지를 결정한다. 논리는 이동국이 TMSI에 할당되는지를 결정하는 단계 915로 계속된다. 이동국이 TMSI로 할당되지 않는다고 결정된다면, 논리는 단계 919로 계속되며, 그렇치 않으면 논리는 단계 917로 계속된다. 단계 917에서, 이동국은 지금까지 슬롯에 포함된 각각의 TMSI 어드레스의 일부와 그 TMSI의 대응하는 비트를 비교하여 정합이 있는지를 결정한다. 논리는 임의의 정합이 있다고 이동국이 결정하는(단계 913 및 917에서 결정됨) 단계 919로 계속된다. 임의의 어드레스 정합이 없다면, 논리는 단계 921로 계속되며, 그렇치않으면 논리는 이동국이 적어도 하나의 연속하는 프레임의 정보 비트를 수신하며 슬롯에서의 메시지에 대한 보다 많은 어드레스 정보를 결정하기 위하여 빠른 페이지 연속 메시지를 디코딩하는 단계 923으로 계속된다. 논리는 단계 913으로 계속된다.
단계 921에서, 이동국은 현재 슬롯에 대한 READ_NEXT_SLOT 비트 모두가 '1'로 설정되는지 및 현재 슬롯이 이동국의 할당된 슬롯인지를 결정한다. 단계 921의 결과가 부정적이라면, 논리는 단계 903으로 복귀한다. 단계 921의 결과가 긍정적으라면, 논리는 이동국이 전력을 보존하기 시작하는(슬립으로 가는) 단계 925에서 계속된다. 단계 925 이후, 논리는 이동국이 다음 슬롯의 시작을 대기하고 다음 슬롯을 기동하는 단계 927로 계속된다. 그 후, 논리는 단계 909로 복귀한다.
도 10은 본 발명의 바람직한 실시예에 따르는 배터리 수명을 연장하는 방법을 사용하는 이동국의 플로우챠트를 도시한다. 이런 프로세스는 이동국이 써스펜디드 가상 트래픽 서브스테이트에서의 슬롯 모드에 있을 때, 또는 PACA 호출이 큐잉될 때 사용된다. 이동국은 슬롯 마다의 적어도 하나의 프레임에서 모니터링된다. 논리는 단계 1001에서 시작되며, 이동국이 다음 슬롯의 시작을 대기하는 단계 1003으로 계속된다. 단계 1005에서, 이동국은 슬롯의 제1 프레임의 정보 비트를수신한다. 상술한 바와 같이, 제1 슬롯의 제1 부는 도 4를 참고로 상술한 바와 같이 어드레스 정보를 포함한다. 논리는 빠른 페이지 메시지가 슬롯 내의 모든 메시지에 대한 어드레스 정보를 결정하도록 디코딩되는 단계 1007로 계속된다. 단계 1009에서, 이동국은 지금까지 슬롯에 포함된 각각의 IMSI 어드레스의 일부와 그 IMSI의 대응하는 비트를 비교하여 정합이 있는지를 결정한다. 논리는 그후 이동국이 TMSI로 할당되는지 여부를 결정하는 단계 1011로 계속된다. 이동국이 TMSI로 할당되지 않았다고 결정된다면, 논리는 단계 1015로 진행하며, 그렇치않으면 논리는 단계 1013으로 진행한다. 단계 1013에서, 이동국은 지금까지 슬롯에 포함된 각각의 TMSI 어드레스의 일부와 그 TMSI의 대응하는 비트를 비교하여 정합이 있는지를 결정한다. 논리는 그후 이동국이 임의의 정합이 있는지를 결정하는(단계 1009 및 1013에서 결정되는 바와 같이)단계 1015로 계속된다. 임의의 어드레스 정합이 없다면, 논리는 단계 1016으로 계속되며, 그렇치않으면 논리는 이동국이 적어도 하나의 연속하는 프레임의 정보 비트를 수신하며 슬롯에서의 메시지에 대한 더 많은 어드레스 정보를 결정하기 위해 빠른 페이지 연속 메시지를 디코딩하는 단계 1017로 계속된다. 논리는 그후 단계 1009로 복귀한다. 단계 1016에서, 이동국은 전력을 보존하기 시작한다(슬립으로 간다). 단계 1016 이후에, 논리는 단계 1003으로 복귀한다.
도 11은 본 발명의 바람직한 실시예에 따르는 부분 어드레스 페이징을 사용하는 하부구조의 플로우챠트이다. 논리는 하부구조가, 모든 큐잉된 메시지가 다음 슬롯에 적합할 수 있는지를 결정하는 단계 1011로 시작한다. 단계 1101에서 하부구조가, 모든 큐잉된 메시지가 현재 슬롯에 적합할 수 없다고 결정된다면, 논리는 단계 1102로 계속된다. 단계 1101에서, 하부구조는 모든 큐잉된메시지가 현재 슬롯에 적합할 수 있는지를 결정하며, 그후 논리는 단계 1103로 계속된다. 단계 1102에서, 현재 슬롯에 적합하지 않는 가장 최하위 순위 메시지는 가장 높은 순위 메시지(즉, 먼저 디큐잉될)로서 다음 슬롯에 큐잉된다. 그 후, 논리는 현재 슬롯에서 전송될 빠른 페이지 메시지에 대한 READ_NEXT_SLOT 비트는 '1'로 설정된다. 단계 1104 후, 논리는 단계 1105로 계속된다. 단계 1103에서, 현재 슬롯에서 전송될 빠른 페이지 메시지에 대한 READ_NEXT_SLOT 비트는 '0'으로 설정된다. 논리는 하부구조가 현재 슬롯에 대한 메시지를 디큐잉하는 단계 1105로 계속된다. 단계 1106에서, 하부구조는 현재 슬롯의 제1 프레임에 대한 빠른 페이지 메시지를 구축하며, READ_NEXT_SLOT 비트, IMSI 어드레스의 수, TMSI 어드레스의 수, 및 제1 프레임에 적합한 것만큼의 모든 메시지의 최하위 어드레스 비트를 포함하며, 이용가능한 비트를 메시지들간에 대략 균등하게 분할한다. 기지국은 빠른 페이지 메시지를 구축하며, 슬롯의 제1 프레임에서 가능한 최하위 어드레스 비트만큼을 포함하며, 이용가능한 비트를 메시지들간에 대략 균등하게 분할한다. 바람직하게는, 기지국 페이지 순서 절차는 각각의 페이지가 제1 프레임에서 비트의 동일수로 할당되지 않을 때 제1 프레임 후에 슬립될 수 있는 이동국의 수의 페센트를 최대화하도록 수행된다. 단계 1107에서, 하부구조는 다음 프레임에 대한 빠른 페이지 연속 메시지를 구축하며, 슬롯에 대한 모든 메시지의 다음 상위 어드레스부를 포함한다. 그후 논리는 하부구조가 슬롯의 프레임을 전송하며 다음 슬롯에 대한 처리를 시작하는 단계 1108로 계속된다. 그후 논리는 단계 1101로 게속된다. 페이징될 각각의 이동국에 할당된 제1 프레임에 부분 어드레스 비트의 동일 수가 있을 때, 제1 프레임에서의 메시지의 순서는 슬립될 이동국의 수의 퍼센트에 영향을 미치지 않는다. 그러나, 몇몇 페이징될 이동국이 다른 이동국과는 달리 제1 프레임에서 부분 어드레스 비트의 다른 수로 할당된다면, 제1 프레임에서의 메시지의 순서는 중요하게 된다. 예컨데, 페이징될 12개의 이동국이 있으며, 모두가 제1 프레임에서 할당되며, 제1 프레임에 할당된 30개의 부분 어드레스 비트를 갖는다고 가정한다. 제1 프레임에서, 3개의 부분 어드레스 비트는 6개의 이동국에 대해 이용가능하다. 제1 프레임에서, 2개의 부분 어드레스 비트는 다른 6개의 이동국에 이용가능하다. 도 12의 좌측 컬럼은 랜덤한 순서로 페이징될 12개의 이동국의 최하위 3비트를 도시한다. 1 내지 6으로 번호 붙여진 메시지들은 각각 2개의 부분 어드레스 비트를 갖는다. 할당된 TMSI를 갖는 이동국의 100%는 이들 TMSI의 최하위 2 비트로서 '00', '01', '10' 또는 '11'들중 어느 하나를 가진다. 최하위 2 비트로서 '00'을 갖는 이동국은 부분 어드레스의 메시지 7, 11 및 12와의 부분 어드레스 정합때문에 제2 프레임을 기동하도록 유지된다. 최하위 2비트로서 '01'을 갖는 이동국은 부분 어드레스의 메시지 9와의 부분 어드레스 정합때문에 제2 프레임을 기동하도록 유지된다. 최하위 2비트로서 '10'을 갖는 이동국은 부분 어드레스의 메시지 8과의 부분 어드레스 정합때문에 제2 프레임을 기동하도록 유지된다. 최하위 2비트로서 '11'을 갖는 이동국은 부분 어드레스의 메시지 10와의 부분 어드레스 정합때문에 제2 프레임을 기동하도록 유지된다. 따라서, 이런 특정 예에서는 할당된 TMSI를 갖는이동국의 수의 100%가 부분 어드레스 정합을 가지며 제2 프레임을 기동하도록 남아있어야만하기 때문에 부분 어드레스 비교(제1 프레임 후)에 대한 이점이 없다. 본 발명의 바람직한 실시예예서, 슬롯내의 어드레스 비트의 순서는 할당된 TMSI를 갖는 몇몇 이동국이 제1 프레임 후 슬립으로 가게 하는 순서로 재정렬된다. 메시지는 메시지들은 메시지 세트로 그룹핑되며, 각각의 세트는 동일한 최하위 2비트를 갖는 메시지로 이루어진다. 이 세트는 멤버의 수에 따라 쏘트된다. 멤버의 수가 가장 작은 세트는 가장 큰 수의 멤버를 갖는 세트에 선행하여 먼저 포함된다. 멤버의 동일 수를 갖는 임의의 세트가 있다면, 이들 세트중에서 최하위 3비트가 모두 동일한 멤버를 포함하는 임의의 세트는 먼저 순서화된다.
도 12의 중산 컬럼은 제1 컬럼에서 메시지의 기록후 순서를 도시한다. 제1 세트는 '11'의 최하위 2비트를 갖는 단일 메시지로 이루어진다. 제2 세트는 '10'의 최하위 2비트를 갖는('110'의 최하위 3비트를 갖는) 3개의 메시지(3, 4 및 8)로 이루어진다. 제3 세트는 '01'의 최하위 2 비트를 갖는 3개의 메시지(5, 6 및 9)로 이루어진다. 제4 세트는 '00'의 최하위 2 비트를 갖는 3개의 메시지(1, 2, 7, 11, 및 12)로 이루어진다. 먼저 순서화된 메시지는 도 12의 최우측 컬럼에 도시된 바와 같이 부분 어드레스 비트의 보다 큰 수로 할당된다. 메시지 10, 3, 4, 8, 5, 및 6은 제1 프레임에서 3개의 부분 어드레스 비트로 모두 할당된다. 메시지 9, 1, 2, 7, 11, 및 12는 제1 프레임에서 2개의 부분 어드레스 비트로 할당된다. 할당된 TMSI를 갖는 이동국의 100%는 그 TMSI의 최하위 3비트로서 '000', '001', '010', ''011', ''100', '101', '110', 또는 '111'들중 어느 하나를 갖는다. 할당된 랜덤 TMSI를 갖는 이동국의 큰 수를 가정하면, 12.5%는 그 TMSI의 최하위 3비트로 '000'을 가지며, 12.5%는 '001', 12.5%는 '010', 12.5%는 '011', 12.5%는 '100', 12.5%는 '101', 12.5%는 '110', 및 12.5%는 '111'을 가진다. 도 12의 최우측 컬럼에 도시된 순서화에 따르면, 그 TMSI의 최하위 3비트로 '000' 또는 '100'들중 어느 하나를 갖는 할당된 TMSI를 갖는 이동국의 25%는 메시지 1, 2, 7, 11, 및 12와의 부분 어드레스 정합에 기인한 제2 프레임을 기동하도록 유지되는 것이 요구된다. 도 12의 최우측 컬럼에 도시된 순서화에 따르면, 그 TMSI의 최하위 3비트로 '001' 또는 '101'들중 어느 하나를 갖는 할당된 TMSI를 갖는 이동국의 25%는 메시지 9와의 부분 어드레스 정합에 기인한 제2 프레임을 기동하도록 유지되는 것이 요구된다. 도 12의 최우측 컬럼에 도시된 순서화에 따르면, 그 TMSI의 최하위 3비트로 '110'을 갖는 할당된 TMSI를 갖는 이동국의 12.5%는 메시지 3, 4, 및 8와의 부분 어드레스 정합에 기인한 제2 프레임을 기동하도록 유지되는 것이 요구된다. 도 12의 최우측 컬럼에 도시된 순서화에 따르면, 그 TMSI의 최하위 3비트로 '011'을 갖는 할당된 TMSI를 갖는 이동국의 12.5%는 메시지 10과의 부분 어드레스 정합에 기인한 제2 프레임을 기동하도록 유지되는 것이 요구된다. 도 12의 최우측 컬럼에 도시된 순서화에 따르면, 할당된 TMSI를 갖는 이동국의 25%는 제1 프레임 후 부분 어드레스 정합이 없으며 제1 프레임 후 슬립되게 된다. 도 12의 최우측 컬럼에 도시된 순서화에 따르면, 그 TMSI의 최하위 3비트로 '111' 또는 '010'들중 어느 하나를 갖는 할당된 TMSI를 갖는 이동국은 제1 프레임 후 슬립되게 된다. 이런 특정예에서, 메시지의 재순서화는 제1 프레임 후 이동국의 25%가 슬립되게 하며,여기서 메시지의 랜덤 순서화는 제1 프레임 후 임의의 이동국이 슬립되게 하지 않는다.
도 12가 TMSI 어드레스를 사용하여 도시된다 할지라도, 본 기술의 숙련자들은 다른 어드레스 스킴이 사용될 수 있음을 인식한다. 예컨데, IMSI 어드레스 스킴이 사용될 수 있다. 다음의 절차는 제1 프레임에서의 메시지들중 몇몇이 z 부분 어드레스 비트로 할당되며 남아있는 메시지가 z+1 부분 어드레스 비트로 할당되는 상기 예를 일반화한다:
1. 메시지는 메시지의 세트로 그룹핑되며, 각각의 세트는 동일한 최하위 z 비트를 갖는 메시지로 이루어진다(이들 세트내의 메시지의 순서는 중요하지 않다).
2. 이 세트는 멤버의 수에 따라 쏘트된다. 가장 적은 수의 멤버를 갖는 세트는 보다 큰 수의 멤버를 갖는 세트에 선행하여 먼저 포함된다.
3. 동알 수의 멤버를 갖는 임의의 세트가 있다면, 이들 세트중에서 최하위 z+1 비트가 모두 동일한 멤버를 포함하는 임의의 세트는 먼저 순서화된다.
4. 먼저 순서화된 메시지는 부분 어드레스 비트의 큰 수로 할당된다.
z 부분 어드레스 비트를 할당하는 베스트 메시지를 선택하는 것은 이런 절차의 중요한 면이다. 메시지는 2개의 그룹으로 분할되며, 한 그룹은 z 부분 어드레스 비트가 할당되며, 다른 그룹은 z+1 부분 어드레스 비트가 할당된다. 이들 그룹들의 멤버십이 결정될때, 그룹내의 메시지의 순서는 그룹에서의 메시지에 대한 부분 어드레스 비트의 수가 동일하게 남아있는 한 중요하지 않다.
단계 3의 이점은 상기 예에 도시될 수 있다. 메시지 3, 4 및 8로 이루어지는 세트의 하나의 멤버가 3개가 아닌 2비트로 할당된다면(단계 3이 없는 경우에서와 같이), 최하위 3 TMSI 비트가 '010'인 이동국은 최하위 2비트 '10'과의 부분 어드레스 정합 때문에 제1 프레임 후 슬립으로 하게되지 않는다. 메시지 5, 6, 및 9가 '001' 및 '101' 모두의 최하위 3 TMSI 비트를 갖는 멤버를 갖기 때문에, 2개의 부분 어드레스 비트를 하나의 멤버로 할당하는데는 단점이 없고, 메시지 3, 4 및 8로 이루어지는 세트에 대한 2개의 부분 어드레스 비트를 할당하는데는 단점이 있다. 단계 3을 따르지 않는 결과는 할당된 TMSI를 갖는 이동국의 수의 12.5%가 25%가 아닌 제1 프레임의 후 슬립으로 가게할 수 있다.
상술한 본 발명의 설명, 상세한 설명 및 도면은 본 발명의 범위를 제한하지 않는다. 예컨데, 부분 어드레스 비교는 써스펜디드 패킷 데이터 스테이트의 써스펜디드 가상 트래픽 서브스테이트에서 이동국 전력 소비를 감소시키는데 사용될 수 있다. 계속해서 F-CCCH를 모니터링하기 보다는, 이런 서브 스테이트에서 이동국은 각각의 F-CCCH 슬롯의 제1 프레임을 수신할 때 복조를 시작한다. 부분 어드레스 비교가 부정합을 제공한다면, 이동국은 슬롯의 나머지에 대한 복조를 중지하며, 다음 슬롯에 대한 복조를 다시 시작한다. 도 13은 본 발명의 바람직한 실시예에 따르는 부분 어드레스 비교가 어떻게 페이징 채널(F-CCCH)을 복조하기 위한 이동국 투티 사이클을 감소시키는지에 관한 예를 도시한다. 현재, TIA/EIA-95-B에 따르면, PACA 호출이 이동국에 대해 큐잉될 때, 이 호출은 페이징 채널을 연속적으로 모니터링한다. 부분 어드레스 비교는 또한 PACA 호출이 큐잉될 때 이동국 전력 소비를 감소시키는데 사용될 수 있다. 모니터링은 써스펜디드 패킷 데이터 스테이트의 써스펜디드 가상 트래픽 서브스테이트에 대해서도 동일하다. 본 발명은 발명의 범위 및 정신을 벗어남이 없이 다양한 변형이 가능하며, 이런 모든 변형은 다음의 특허청구범위 및 이들의 등가내로부터 나온다는 것에 유의해야 한다.

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  11. 통신 시스템에서 이동국에 메시지를 전송하는데 사용되는 슬롯에 할당된 상기 이동국에 어드레스 정보를 전송하는 방법에 있어서,
    상기 이동국의 서브세트를 결정하는 단계 -상기 이동국의 서브세트는 상기 슬롯내에서 메시징을 요구함-,
    상기 서브세트내의 모든 이동국들에 대한 어드레스를 결정하는 단계, 및
    상기 슬롯의 제1 프레임 내에서, 상기 서브세트내의 각각의 이동국에 대한 제1의 고유한 어드레스부를 전송하는 단계
    를 포함하며,
    이동국의 상기 제1 어드레스부는 상기 이동국에 대한 상기 어드레스의 전체 보다 적은 이동국의 어드레스의 일부를 포함하며, 상기 제1 어드레스부들의 길이는 실질적으로 동일하며, 제1 프레임 내에서 브로드캐스트되는 상기 제1 어드레스부의 수에 기초하여 결정되는 어드레스 정보 전송 방법.
  12. 제11항에 있어서, 상기 슬롯의 제2 프레임내에서 상기 서브세트내의 각각의 이동국에 대한 제2 어드레스부를 전송하는 단계를 더 포함하며, 이동국에 대한 상기 제2 어드레스부는 상기 이동국에 대한 상기 어드레스의 전체보다 적은 상기 이동국의 어드레스의 일부를 포함하는 어드레스 정보 전송 방법.
  13. 제1항에 있어서, 상기 서브세트내의 상기 이동국에 대한 상기 제1 어드레스부를 전송하는 상기 단계는 상기 이동국의 어드레스의 최하위 비트를 전송하는 단계를 포함하는 어드레스 정보 전송 방법
  14. 제11항에 있어서, 어드레스를 결정하는 상기 단계는 IMSI(International Mobile Station Identifier) 어드레스를 결정하는 단계를 포함하는 어드레스 정보 전송 방법.
  15. 제11항에 있어서, 어드레스를 결정하는 상기 단계는 TMSI(Temporary Mobile Station Identifier) 어드레스를 결정하는 단계를 포함하는 어드레스 정보 전송 방법.
  16. 통신 시스템에서 어드레스 정보를 전송하는 방법에 있어서,
    페이징 슬롯에 할당된 제1 이동국에 대한 제1 타입의 제1 어드레스를 결정하는 단계;
    상기 페이징 슬롯에 할당된 제2 이동국에 대한 제2 타입의 제2 어드레스를 결정하는 단계; 및
    상기 슬롯의 제1 프레임 내에서, 상기 제1 타입의 제1 어드레스부 및 상기 제1 타입의 제1 어드레스부와는 다른 제2 타입의 제2 어드레스부를 상기 제1 및 제2 이동국에 전송하는 단계
    를 포함하며,
    상기 제1 프레임 내에 전송된 모든 어드레스부의 길이는 실질적으로 동일하며, 상기 제1 프레임 내에서 브로드캐스트되는 어드레스부의 수에 기초하여 결정되는 어드레스 정보 전송 방법.
  17. 제16항에 있어서, 상기 제1 타입의 어드레스를 결정하는 상기 단계는 상기 제1 이동국에 대한 IMSI(International Mobile Station Identifier) 어드레스를 결정하는 단계를 포함하는 어드레스 정보 전송 방법.
  18. 제16항에 있어서, 상기 제2 타입의 어드레스를 결정하는 상기 단계는 상기 제2 이동국에 대한 TMSI(Temporary Mobile Station Identifier) 어드레스를 결정하는 단계를 포함하는 어드레스 정보 전송 방법.
  19. 제16항에 있어서, 상기 제1 타입의 상기 제1 어드레스부 및 상기 제2 타입의 상기 제2 어드레스부를 전송하는 상기 단계는 상기 제1 타입의 상기 제1 어드레스 및 상기 제2 타입의 상기 제2 어드레스의 최하위부를 전송하는 단계를 포함하는 어드레스 정보 전송 방법.
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