KR101259221B1 - 시스템 정보 블록 스케줄링에 기초한 슬립 최적화 - Google Patents

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Abstract

시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄링에 기초하는 슬립 최적화를 위한 방법 및 장치가 제공된다. 사용자 장비 (UE) 내에서 슬립 상태를 인보크하는 방법이 제공된다. 이 방법은, 셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하는 단계, 셀과 관련되는 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하는 단계, SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격을 결정하는 단계, 및 슬립 시간 간격에 기초하여 UE 를 슬립 상태에 있게 하는 단계를 포함한다. UE 내에서 슬립 상태를 인보크하는 장치가 제공된다. 이 장치는, 셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하도록 구성된 로직, 셀과 관련되는 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하도록 구성된 로직, SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격을 결정하도록 구성된 로직, 및 슬립 시간 간격에 기초하여 UE 를 슬립 상태에 있게 하도록 구성된 로직을 포함한다.
슬립 상태, 시스템 정보 블록

Description

시스템 정보 블록 스케줄링에 기초한 슬립 최적화{SLEEP OPTIMIZATION BASED ON SYSTEM INFORMATION BLOCK SCHEDULING}
35 U.S.C.§119 하의 우선권 주장
본 특허 출원은, 명칭이 "INCREASING DYNAMIC STANDBY TIME BY REDUCING IDLE MODE POWER CONSUMPTION THROUGH INTER-SIB SLEEP FEATURE FOR UMTS PHONES" 이고 2006년 4월 27일 출원되었으며, 본 발명의 양수인에게 양도되고 참조로 여기에 명백하게 통합되는 가출원 제 60/796,076 호에 대한 우선권을 주장한다.
개시물의 분야
본 개시물의 실시형태들은, 일반적으로 무선 통신 프로세싱에 관한 것으로, 더욱 구체적으로는, 이동 통신 디바이스의 배터리 수명을 강화시킬 수도 있는 프로세싱에 관한 것이다.
배경
3 세대 고속 무선 서비스 및 이들을 인에이블하는 다기능 이동 디바이스의 인기가 증가함에 따라, 매일 사용하는 시간이 지속적으로 상승할 수도 있다는 것이 예상될 수 있다. 사용자가 언제 어디서나 고속 데이터 네트워크 액세스에 더욱 익숙해지기 때문에, 이동 디바이스의 배터리 수명은 사용 시간을 결정하는데 있어서 드라이빙 팩터일 수도 있다. 따라서, 배터리 수명은 구매를 결정한 개인에 대해 주요한 판매 강조점 중 하나로서 그 중요성이 상승할 것이다. 시장 조사 는, 강력하고 신규한 애플리케이션이 연장된 배터리 수명을 수반할 수도 있는 것을 소비자가 인식하여, 이들 소비자가 이러한 개선점을 요구한다는 것을 나타낸다.
배터리 기술에서의 개선 이외에도, 배터리 수명을 연장하기 위한 현재의 노력은 배터리 소모에 영향을 미치는 이동 디바이스의 설계의 다양한 양태에 집중하고 있다. 이러한 노력의 예들로는, 무선 주파수 (RF) 컴포넌트, 디스플레이, 및 다양한 프로세서와 로직 회로를 포함하는 디지털 전자장비의 에너지 효율에서의 개선을 포함할 수 있다.
이들 노력과 병행하여, 이동 디바이스 슬립 사이클의 최적화에 의해 배터리 수명을 개선하는 추가의 여지가 존재할 수도 있다. 범용 이동 통신 시스템 (UMTS) 네트워크에서 이동 디바이스의 슬립 사이클의 동역학에서 역할을 다 할 수도 있는 여러 팩터가 존재한다. 이들 팩터중 일부는 표준화되었지만, 다른 팩터는 네트워크상에서의 특정한 구현 및 특정한 이동 디바이스에 의존할 수도 있다.
그러나, 종래의 기술은 이동 디바이스 유휴(idle) 모드 동안 슬립 사이클에 영향을 미칠 수 있는 구현 특정 메카니즘 전부를 아직 이용하지 못하고, 따라서 그들의 배터리 수명을 연장한다.
따라서, 다양한 UMTS 네트워크에 적합하고 이동 디바이스의 배터리의 동작 시간을 연장할 수 있는 기술을 이동 디바이스내에서 구현하는 것이 바람직하다.
요약
여기에 개시된 실시형태들은 시스템 정보 블록 스케줄링에 기초한 슬립 최적화를 위한 방법 및 장치를 제공한다.
사용자 장비 (UE) 내에서 슬립 상태를 인보크(invoke)하는 방법이 제공된다. 이 방법은, 셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하는 단계; 셀과 관련된 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하는 단계; SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격을 결정하는 단계; 및 슬립 시간 간격을 사용하여 UE 를 슬립 상태에 있게 하는 단계를 포함한다. 이 방법의 실시형태들은, SIB 스케줄을 결정하기 위해 마스터 정보 블록 (MIB) 을 판독하며, SIB 스케줄 정보가 MIB 에 포함되지 않은 경우에 SIB 스케줄을 또한 결정하기 위해 스케줄링 블록 (SB) 을 또한 판독하는 단계; SIB 스케줄에 기초하여 각 SIB 와 시스템 프레임 번호 (SFN) 를 관련시키고, SIB 스케줄링 데이터베이스를 확립하고, SIB 스케줄링 비트맵으로 SIB 스케줄링 데이터베이스를 파퓰레이팅 (populating) 하며, 각각이 디코딩될 인접 SIB 사이의 시간 지속기간을 나타내는 복수의 거리를 SIB 스케줄링 비트맵에 기초하여 계산하는 단계; 및 복수의 거리내의 일 거리가 임계값을 초과하는지를 또한 결정하는 단계를 포함하며, 거리가 임계값을 초과하면, 이 방법은, 충돌이 거리내에 존재하는지를 결정하는 단계, 충돌이 존재하지 않으면 그 거리에 기초하여 슬립 시간을 확립하는 단계, 및 충돌이 존재하면 적어도 하나의 변경된 슬립 시간을 확립하는 단계를 더 포함한다.
사용자 장비 (UE) 내에서 슬립 상태를 인보크하는 장치가 제공된다. 이 장치는, 셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하도록 구성된 로직, 셀과 관련된 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하도록 구성된 로직, SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격을 결정하도록 구성된 로직, 및 슬립 시간 간격을 사용하여 UE 를 슬립 상태에 있게 하도록 구성된 로직을 포함한다. 이 장치의 다른 실시형태들은, SIB 스케줄을 결정하기 위해 마스터 정보 블록 (MIB) 을 판독하도록 구성된 로직, 및 SIB 스케줄 정보가 MIB 에 포함되지 않는 경우에 SIB 스케줄을 또한 결정하기 위해 스케줄링 블록 (SB) 을 판독하도록 구성된 로직; SIB 스케줄에 기초하여 각 SIB 와 시스템 프레임 번호 (SFN) 를 관련시키도록 구성된 로직, SIB 스케줄링 데이터베이스를 확립하도록 구성된 로직, SIB 스케줄링 데이터베이스를 SIB 스케줄링 비트맵으로 파퓰레이팅하도록 구성된 로직, 및 각각이 디코딩될 인접 SIB 사이의 시간 지속기간을 나타내는 복수의 거리를 SIB 스케줄링 비트맵에 기초하여 계산하도록 구성된 로직; 및 복수의 거리내의 일 거리가 임계값을 초과하는지를 결정하도록 구성된 로직을 또한 포함할 수도 있으며, 거리가 임계값을 초과하면, 이 장치는, 충돌이 그 거리내에 존재하는지를 결정하도록 구성된 로직, 충돌이 존재하지 않는 경우에 그 거리에 기초하여 슬립 시간을 확립하도록 구성된 로직, 및 충돌이 존재하면 적어도 하나의 변경된 슬립 시간을 확립하도록 구성된 로직을 또한 포함한다.
따라서, 다양한 UMTS 네트워크에 적합하며, 이동 디바이스의 배터리의 동작 시간을 연장할 수 있는 기술을 이동 디바이스내에서 구현하는 것이 바람직하다.
도면의 간단한 설명
첨부한 도면들은 본 발명의 실시형태들의 설명을 위해 제공되며, 단지 본 발명의 예시를 위해 제공되며 본 발명을 제한하지 않는다.
도 1 은 서빙 셀, 이웃 셀, 및 사용자 장비 (UE) 디바이스를 갖는 구성을 도 시하는 최상위 시스템의 다이어그램이다.
도 2 는 브로드캐스트 제어 채널 (BCCH) 을 통해 제공될 수도 있는 정보 블록의 구조 및 관계를 도시하는 다이어그램이다.
도 3 은 시스템 정보 블록 (SIB) 의 송신에서의 갭 동안 슬립하지 않는 종래의 UE 의 슬립 상태를 도시하는 시간 다이어그램이다.
도 4 는 SIB 송신 사이의 갭 동안 슬립할 수도 있는 본 발명의 실시형태에 따르는 UE 의 슬립 상태를 도시하는 예시적인 시간 다이어그램이다.
도 5 는 UE 메인 컴포넌트를 도시하는 예시적인 UE 와 예시적인 블록도의 다이어그램이다.
도 6 은 SIB-간 슬립 최적화 (ISSO) 프로세스의 전체 흐름을 도시하는 최상위 흐름도이다.
도 7 은 ISSO 프로세스의 초기 블록을 도시하는 흐름도이다.
도 8a 는 ISSO 프로세스의 다른 블록을 도시하는 흐름도이다.
도 8b 는 웨이크업 및 티어다운 시간을 나타내는 다이어그램이다.
도 9 는 페이지 표시 채널 (PICH) 및 SIB 를 이용한 충돌 해결을 위한 블록을 도시하는 흐름도이다.
도 10 은 이웃 BCCH 재획득 프로세스에 대한 블록을 도시하는 흐름도이다.
상세한 설명
본 발명의 특정 실시형태들에 관한 아래의 설명 및 관련 도면에서 본 발명의 양태들을 개시한다. 본 발명의 범위를 벗어나지 않고 다른 실시형태들이 발명 될 수도 있다. 또한, 본 발명의 널리 공지된 엘리먼트들은 상세히 설명하지 않으며, 본 발명의 관련 상세를 모호하게 하지 않기 위해 생략된다.
단어 "예시적인" 은 예, 경우, 또는 예시로서 기능하는" 을 의미하는 것으로 여기에서 사용된다. 여기에 "예시적인" 으로서 설명된 임의의 실시형태가 다른 실시형태들 보다 바람직하거나 이로운 것으로 반드시 해석되지는 않는다. 유사하게, 용어 "본 발명의 실시형태" 는, 본 발명의 모든 실시형태가 논의하는 특징, 이점 또는 동작 모드를 포함하는 것을 요구하지 않는다.
또한, 예를 들어, 컴퓨팅 디바이스의 엘리먼트에 의해 수행될 액션의 시퀀스와 관련하여 다수의 실시형태를 설명한다. 여기에 설명되는 다수의 액션이, 특정 회로 (예를 들어, 응용 주문형 집적 회로 (ASIC)), 하나 이상의 프로세서에 의해 실행된 프로그램 명령, 또는 이들의 조합에 의해 수행될 수 있다는 것을 인식할 것이다. 또한, 여기에 설명되는 이들 액션의 시퀀스는, 실행시에 관련 프로세서로 하여금 여기에 설명하는 기능을 수행하게 하는 명령들의 대응하는 세트를 저장한 임의의 형태의 컴퓨터 판독가능 저장 매체내에서 전체적으로 실시되는 것으로 간주될 수 있다. 따라서, 본 발명의 다양한 양태는 다수의 상이한 형태로 실시될 수도 있으며, 이들 형태 모두는 청구물의 범위내에 있는 것으로 예상된다. 또한, 여기에 설명하는 실시형태들 각각에 대해, 임의의 이러한 실시형태의 대응하는 형태는, 예를 들어, 설명하는 액션을 수행하도록 "구성된 로직" 으로서 본 명세서에 설명될 수도 있다.
도 1 은, 서빙 셀 (110), 하나 이상의 이웃 셀 (115) (간략화를 위해 단지 하나의 이웃 셀만을 도시함), 및 사용자 장비 (UE) 디바이스 (105) 를 포함할 수도 있는 예시적인 범용 이동 통신 시스템 (UMTS) 네트워크 (100) 를 도시하는 다이어그램이다. UE (105) 는 다양한 공중 인터페이스 또는 채널을 통해 서빙 셀 (110) 및 이웃 셀 (1105) 양자와 통신하고 있을 수도 있다. UE (105) 는 당업계에 널리 공지된 바와 같이 제어 채널 및/또는 트래픽 채널 (120) 을 통해 서빙 셀 (110) 과 데이터를 교환할 수도 있다. UE (105) 가 적절한 신호 강도를 지원하는 영역내에 남아 있는 동안, UE (105) 는 제어 채널 및/또는 트래픽 채널 (120) 을 통해 서빙 셀 (110) 과 통신을 유지할 수도 있다. UE (105) 는 또한, 다음의 서빙 셀이 될 최상의 후보인 이웃 셀을 평가하기 위해 이웃의 제어 채널 (125) 을 통해 하나 이상의 이웃 셀 (115) 과 접촉을 유지할 수도 있다. 예를 들어, UE (105) 가 이웃 셀 (115) 의 범위내로 이동할 때, 모든 셀로부터 수신된 신호의 상대적 품질에 기초하여 셀 재선택 프로세스를 수행할 수 있다. 서빙 셀 (110) 과 이웃 셀 (115) 의 품질 평가의 프로세스 결과는, 서빙 셀 (110) 에 대한 서빙을 유지하는 것, 또는 이웃 셀 (115) 에 대해 재선택하는 판정일 수도 있다. 이러한 평가 프로세스는 당업계에 공지되어 있는 표준 셀 재선택 파라미터를 사용함으로써 표준화될 수도 있다. 이들 파라미터는, 이웃 셀 (115) 신호의 측정을 개시하는 신호 품질 임계값, 및 신규 셀에 대한 재선택을 트리거하는 히스테리시스 오프셋 및/또는 신호 품질 임계값을 포함할 수도 있다. UE (105) 가 이웃 셀 (115) 을 신규 서빙 셀로서 재선택하여 확립하는 결정을 하면, UE (105) 는 제어 채널을 통해 브로드캐스트된 다양한 시스템 정보 패킷을 판독할 수 있다. 이 시스템 정보 패킷 및 제어 채널을 도 2 의 설명에서 더욱 상세히 설명할 것이다.
UE (105) 가 존재할 수도 있는 하나의 모드는 유휴 모드이며, 이것은 UMTS 네트워크 (100) 와의 시그널링 접속의 부재를 특징으로 할 수도 있다. 유휴 모드에 있는 동안, UE (105) 는 슬립 상태 또는 웨이크업 상태에 있을 수도 있다. 슬립 상태에서, UE (105) 는 그것의 RF 회로를 셧다운하며, 어떤 물리 채널도 유지하지 않는다. UE (105) 는 페이징 표시자 채널 (PICH) 을 복조하며 서빙 셀 (110) 과 이웃 셀 (115) 의 신호 품질을 평가하기 위해 웨이크업 상태로 주기적으로 진입할 수도 있다. UE (105) 는 그것의 주기적 페이징 발생 동안 웨이크업 상태로 진입할 수도 있고, 주기적 페이징 발생의 타이밍은 IMSI (International Mobile Subscriber Identity) 라 칭하는 UE (105) 식별자에 통상적으로 의존한다. 이러한 접근방식은 시간적으로 페이징 발생의 동일한 확산을 제공할 수도 있다. 페이징 발생의 빈도는 네트워크 파라미터에 의해 결정될 수도 있다. 예를 들어, 일 실시형태에서, DRX 사이클 계수가 사용될 수도 있으며, 브로드캐스트 제어 채널 (BCCH) 이라 칭하는 특정 채널을 통해 소정의 셀내의 모든 디바이스로 브로드캐스트된 시스템 정보에 포함될 수도 있다.
도 1 을 더 참조하면, UMTS 네트워크 (100) 는 음성, 비디오, 오디오, 텍스트, 및/또는 임의의 다른 공지된 타입의 데이터를 전달하는 고속 패킷 기반 데이터 네트워크일 수도 있다. UMTS 네트워크 (100) 는, 예를 들어, 3세대 코드 분할 다중 액세스 (CDMA) 네트워크일 수도 있다. UMTS 네트워크 (100) 는 다양한 다 른 형태를 취하는 UE 를 사용하여 액세스될 수도 있다. 도 1 에 도시된 UE (105) 는 셀룰러 전화이다. 그러나, UE 는 예시한 디바이스에 제한되지 않을 수도 있으며, 또한, 예를 들어, 무선 통신 포털을 갖는 개인 휴대 보조 단말기, 페이저, 및/또는 개별 컴퓨터 플랫폼과 같은 UMTS 네트워크에 접속하는 임의의 디바이스일 수 있다. 2개 이상의 UE 디바이스가 서빙 셀 (110) 및 이웃 셀 (115) 과 동시에 통신할 수도 있다.
도 2 는, 본 발명의 실시형태에서 브로드캐스트 제어 채널 (BCCH) 을 통해 제공될 수도 있는 다양한 정보 블록의 관계 및 구조를 예시한다. 셀 재선택을 수행할 때 및 이웃 셀 (115) 에 캠핑하기 이전에, UE (105) 는 이웃 BCCH (이하, N-BCCH) 를 통해 이웃 셀 (115) 로부터 시스템 정보 메시지를 먼저 판독할 수 있다. 이 시스템 정보 메시지 (205) 는 고정 사이즈 (예를 들어, 다양한 실시형태에서 246 비트) 로 파티셔닝될 수도 있으며, 시스템 프레임 번호 (SFN) 과 관련될 수도 있다. 이 SFN 은 소정의 값에 도달한 이후에 반복할 수 있는 연속적 카운터일 수도 있으며, 고정 시간값 (예를 들어, 일부 실시형태에서 10 ms) 과 관련될 수도 있다. 각 시스템 정보 메시지는 하나 이상의 SFN 과 관련될 수도 있다 (예를 들어, 일부 실시형태에서, 시스템 정보 메시지는 2개의 SFN 에 대응할 수도 있어서, 20 ms 지속기간을 갖는다). 도 2 에 나타낸 예에서, 각 시스템 정보 메시지 (205) 는 매 20 ms 마다 송신되어서, SFN 값은 짝수값 만큼 증분한다. 시스템 정보 메시지 (205) 의 스트림 (210) 은 (도 5 에서 더욱 상세히 논의되는) UE (105) 의 물리층 (L1) 내의 프라이머리 공통 제어 물리 채널 (PCCPCH) 을 통해 UE (105) 에 의해 수신될 수도 있다. 이 시스템 정보 메시지 (205) 는 당업계에 공지되어 있는 바와 같은, 시스템 정보 블록 (SIB), 마스터 정보 블록 (MIB), 및/또는 스케줄링 블록 (SB) 을 포함할 수도 있는 상이한 타입의 정보를 캡슐화 및 세그먼트화할 수도 있다.
SIB 는, 이웃 셀로의 접속을 확립하기 위해 사용될 수 있는 셀 ID, 코어 네트워크 도메인 정보, UE 타이머, 상수, 및 다른 파라미터와 같은 시스템 정보를 제공한다. SIB 는 다양한 타입으로 분류될 수도 있으며, 그들의 사이즈는 그들이 포함하는 정보에 따라 변화할 수도 있다. SIB 는, 주기적으로 셀 전반적으로 브로드캐스트될 수도 있으며, 단일 SIB 가 다중 시스템 정보 메시지 (205) 에 걸쳐 세그먼트될 수도 있다. MIB 는 SIB 의 스케줄링에 관한 정보를 포함하며, 이것은 반복 카운트, 세그먼트의 수, 제 1 세그먼트의 SFN 및 SIB 각각에 대한 나머지 세그먼트 (존재하는 경우) 의 SFN 오프셋을 포함한다. 때때로, MIB 에 부가하여, BCCH 는 MIB 에 포함되지 않았던 SIB 에 대한 정보를 포함할 수도 있는 스케줄링 블록 (SB) 을 포함할 수도 있다.
도 3 은 예시적인 네트워크에 대한 UE 의 종래의 슬립 상태를 도시하는 다이어그램이다. 수평축을 따라 이어지는 번호는 SFN 번호에 대응하며, 이 예에서, 각 SFN 증분은 10 ms 에 대응할 수도 있다. 각 MIB 는 짧은 수직 화살표로 표현되며, 매 80 ms 마다 반복될 수 있다. 각 SIB 는 긴 수직 화살표로 표현된다. SIB 의 사이즈가, 그들이 전달하는 정보에 따라 변화할 수도 있기 때문에, 일부 SIB (예를 들어, 302-310) 는 하나의 N-BCCH 프레임에 포함될 수도 있다. 다른 경우에서, SIB 가 N-BCCH 프레임에 대해 너무 클 수도 있는 경우에, SIB 는 여러 N-BCCH 프레임 (예를 들어, SIB (312a-312c 및 314a-314c)) 에 걸쳐 세그먼트되어 송신될 수도 있다. SIB (314a-314c) 에 대해 도시된 바와 같이, 세그먼트된 SIB 는 서로에 대해 인접해서는 안된다. SIB 모두는 반복 카운트라 칭하는 주기 내에서 주기적으로 반복될 수도 있다. 이 반복 카운트는 다수의 시스템 프레임으로 표현될 수도 있으며, 특정한 SIB 의 사이즈에 따라 변화한다. 이러한 예에서, SIB (302-310) 는 일 세그먼트 각각을 구성하며, 64 의 반복 카운트를 갖는다. SIB (312a-312c 및 314a-314c) 는 3개 세그먼트 각각을 구성하며, 128 의 반복 카운트를 갖는다. 이러한 예에서, SIB 모두는 1 로부터 128 까지의 SFN 을 통해 적어도 한번 송신될 것이다. 따라서, SIB 모두를 수집하는 것은, 점선 수직 라인 (316) 으로 표시된 시간 주기에 걸쳐 최소로 리스닝하는 UE (105) 를 가질 수도 있다.
UE (105) 가 파워업될 때; MIB 값 태그가 변화할 때; 서비스 불능 (out-of-service) 조건이 발생하거나 임의의 다른 조건의 발생할 때; 셀 선택/재선택이 발생할 때 UE (105) 는 SIB 를 수집할 수도 있다. 유효 시스템 정보를 갖지 않는 이웃 셀 (115) 에 대해 UE (105) 가 재선택할 때 마다, UE (105) 는 이웃 셀 (115) 의 SIB 을 수집할 수 있다. 신규 셀에 대한 재선택시에, UE (105) 는 유휴 모드에서의 동작을 위해 요청된 시스템 정보를 전달하는 SIB 를 수집해야 한다. UE (105) 는 컨텐츠가 필요할 때 까지 다른 시스템 정보의 판독을 연기하도록 구성될 수도 있다. N-BCCH 상에서 브로드캐스트된 정보의 디코딩 및 관리는, UE 에서의 무선 자원 제어 (RRC) 층의 작업이다. RRC 는 MIB 로부터 SIB 스케줄링 정보를 판독하고, SIB 세그먼트를 수집 및 리어셈블링하며, 거기에 포함된 시스템 정보 파라미터를 디코딩할 수 있다. RRC 층은 도 5 의 설명에서 더욱 상세히 후술된다.
도 3 을 더 참조하여, UE 에 대한 종래의 슬립 알고리즘을 설명한다. 포인트 320 에서, UE 는 슬립 상태로부터 웨이크업 된다. UE 가 어웨이크하는데 걸릴 수도 있는 시간의 지속기간은 아마도, UE 가 MIB (326) 를 판독할 수 있는 것을 방해하지만, UE 는 MIB (328) 를 판독하며 다음의 SIB 에 대한 스케줄링 정보를 획득하기 위해 완전하게 어웨이크해야 한다. UE 가 종래의 슬립 알고리즘을 사용하고 있기 때문에, UE 는 전체 지속기간 (322) 동안 어웨이크를 지속할 것이다. 최종 SIB (314c) 가 수집되면, UE 는 시간 주기 324 에서 슬립으로 진행하여 전력을 보존한다. 종래의 슬립 알고리즘을 사용하여, UE 는 전체 SIB 수집 시간 동안 어웨이크를 유지한다. 따라서, UE 는 어웨이크된 상태에서 필요한 것 보다 많은 시간을 소비할 수도 있어서, 배터리가 더 빨리 소모된다. 또한, 임의의 SIB 를 디코딩하는데 어떤 에러가 존재하는 경우에, UE (105) 는 더 큰 주기 동안에도 어웨이크를 유지할 수도 있어서, 배터리에 더욱 더 부담을 준다.
도 4 는, 도 3 에서 상기 도시한 예시적인 네트워크 구성을 사용하여 본 발명의 실시형태에서 UE 의 슬립 상태를 도시하는 다이어그램이다. 본 발명의 실시형태들에 따르면, SIB 수집 프로세스는 UE (105) 가 SIB 를 판독하는 것 사이에서 슬립 상태로 진행하는 것을 허용할 수 있다.
도 4 를 참조하면, 처음에, UE (105) 는 슬립 상태로부터 웨이크업하고 시간 402 에서 (N-BCCH 로서 표시된) 이웃 셀의 115 BCCH 의 복조를 시작할 수도 있다. UE (105) 는 MIB (326) 를 획득하는데 충분할 시간을 갖지 못할 수도 있으며, 따라서 SFN 24 에서 MIB (328) 를 먼저 획득할 수도 있다. 복조되면, MIB (328) 는 (SFN 128 에 대응하는) 시간 316 에 표시된 획득 주기내에서 SIB 에 대한 스케줄링 정보를 제공할 수 있다. UE (105) 는 SIB (302-306 및 312a-312c) 를 수집하기 위해 주기 (404) 동안 어웨이크를 유지할 것이다. 포인트 406 에서, UE (105) 는 시간 주기 (408) 동안 슬립 상태로 진행할 수도 있으며, SFN 48 내지 SFN 96 에서 재브로드캐스트되는 MIB 의 판독을 회피할 수도 있다. 포인트 410 에서, UE (105) 는 나머지 SIB (308-310 및 314a-314c) 를 판독하기 위해 웨이크업할 수도 있다. UE (105) 는 MIB 416 의 복조가 리던던트할 수도 있더라도, 전체 시간 주기 (412) 전반에서 어웨이크를 유지할 수도 있다. 이것은, SFN (102) 과 SFN (106) 사이에 걸친 시간에서 슬립-웨이크 사이클을 실행하기 위해 UE (105) 에 대해 시간이 충분하지 못할 수도 있기 때문이다. 시간 414 에서, UE (105) 는 SIB 를 판독하며 슬립 상태로 진입할 수 있다. 이웃 셀로부터의 SIB 가 이웃 셀 (115) 을 모니터링하는 UE 의 유휴 모드 동작 동안 사용될 수도 있다.
요약하면, 본 발명의 실시형태들은, SIB 획득 동안 충분한 길이의 시간 갭을 UE (105) 가 검출할 수 있게 하며, SIB 를 미싱하지 않고 슬립 상태로 진입하는데 이들을 기회로서 사용할 수 있게 한다. 이러한 프로세스를 본 명세서에서는 SIB 간 슬립 최적화 (Inter-SIB Sleep Optimization; ISSO) 라 칭한다. ISSO 는 소망하는 SIB 정보를 획득하는데 필요한 것 보다 긴 웨이크업 상태에 UE (105) 가 남아 있는 것을 방지할 수 있다. UMTS 네트워크에서 사용된 SIB 스케줄링 방식은, ISSO 를 이용하거나 이용하기 않고, 이동 디바이스의 배터리 수명에 영향을 미칠 수 있다. 그러나, ISSO 는 임의의 소정의 SIB 스케줄링 방식에 대해 UE (105) 대기 배터리 수명을 개선시킬 수도 있다. SIB 스케줄링 방식이 UMTS 표준 사양에서 특정되지 않기 때문에, 이들은 상업적 네트워크 사이에서 상당하게 변화할 수도 있다. 다른 실시형태에서, ISSO 는 SIB 세그먼트를 판독하기 위해 사용될 수도 있다. SIB 는, 이들의 사이즈가 단일 블록의 공간 제약을 초과하면 다중 블록 (예를 들어, 312a-312c 및 314a-314c) 으로 세그먼트될 수도 있다. 이러한 상황에서, ISSO 의 일 실시형태는, 모든 세그먼트가 수집된 이후에 통합된 SIB 를 단지 추적만 하는 것과는 반대로, SIB 세그먼트가 인카운터될 때 그 SIB 세그먼트의 수집을 추적할 수 있다. 이러한 접근방식은, 여러 사이클에 걸쳐 이용가능할 수도 있는 SIB 세그먼트의 재수집을 불필요하게 하기 때문에, UE (105) 에게 추가의 슬립 시간을 허용할 수도 있다.
본 발명의 실시형태들은, 현재 배치된 상업적 네트워크를 포함하는 임의의 UMTS 네트워크의 SIB 스케줄링과 작동하도록 자동으로 구성할 수 있다. 따라서, 도 4 에 도시된 MIB 및 SIB 구조는 단지 예시적인 것이며, 본 발명의 실시형태들은 다른 MIB 및 SIB 구성을 갖는 다른 네트워크에 적합할 수 있다.
도 5 는 예시적인 UE (105) 및 UE (105) 의 컴포넌트를 도시하는 예시적인 블록도의 도면이다. 따라서, 본 발명의 실시형태들은 UMTS 네트워크 (100) 를 통한 디지털 통신을 수행할 수도 있는 임의의 형태의 UE (105) 상에서 실현될 수 있다. 예를 들어, UE 는 무선 모뎀, PCMCIA 카드, 개인 컴퓨터, 전화기, 또는 이들의 조합 또는 서브 조합을 포함하지만 이에 한정되지 않는 무선 통신 능력을 갖는 임의의 디바이스일 수 있다.
예시적인 UE (105) 가 셀룰러 전화기의 형태로 도 5 에 도시되어 있다. UE (105) 는, UMTS 네트워크 (100) 와 데이터 및/또는 커맨드를 교환할 수도 있는 플랫폼 (502) 을 가질 수도 있다. 이 플랫폼 (502) 은 응용 주문형 집적 회로 ("ASIC" (508)), 또는 다른 프로세서, 마이크로프로세서, 로직 회로, 또는 다른 데이터 프로세싱 디바이스에 동작가능하게 커플링된 트랜시버를 포함할 수 있다. ASIC (508) 또는 다른 프로세서는, 무선 디바이스의 메모리 (512) 에서 상주 프로그램과 인터페이스하는 애플리케이션 프로그래밍 인터페이스 ("API" (510)) 층을 실행한다. 메모리 (512) 는, 판독 전용 또는 랜덤 액세스 메모리 (RAM 및 ROM), EPROM, 플래시 카드, 또는 컴퓨터 플랫폼에 공통인 임의의 메모리로 구성될 수도 있다. 플랫폼 (502) 은 또한, ISSO 프로세스에서 사용될 수도 있으며 더욱 상세히 후술되는 SIB 스케줄링 데이터베이스 (514) 를 포함할 수 있다. 무선 네트워크에서의 예시적인 통신 프로토콜 층 (516) 은 또한, 플랫폼에 상주할 수도 있으며, 다른 층에서 다양한 커맨드 및 프로세스를 실행할 수도 있다. 통신 프로토콜 층은 무선 자원 제어 (RRC) 층, 무선 링크 제어 (RLC) 층, 매체 액세스 제어 (MAC) 층, 및 물리층 (L1) 을 포함할 수도 있다. 물리층 (예를 들어, 프라이머리 공통 제어 물리 채널 (PCCPCH)) 에서 수신된 정보는, 당업계에 공지되어 있는 바와 같은 다양한 (MAC, RLC 및 RRC (예를 들어, 브로드캐스트 채널 (BCH), 브로드캐스트 제어 채널 (BCCH)) 층 사이에서 디코딩 및 전송될 수도 있다. 종래에는, 이 정보는 연속적 방식으로 층으로부터 층으로 통과한다. 그러나, 본 발명의 다양한 실시형태에서는, SIB 스케줄링 비트맵을 통해 스케줄링 정보를 공유하기 위해 직접 인터페이스 (520) 가 RRC 와 L1 사이에 제공될 수도 있다. 이러한 실시형태들은 RRC 가 SIB 를 디코딩하고, SIB 스케줄링 정보를 결정하며, 후속적으로, SIB 스케줄링 비트맵을 생성하게 할 수도 있다. 인터페이스 (520) 는, 처음에는 SIB 스케줄링 비트맵을 L1 으로 통과시키며, 그 후, SIB 스케줄링 비트맵이 그에 따라 업데이트될 수도 있도록 SIB 의 성공적 디코딩에 관하여 L1 에 통지하는 RRC 에 의해 사용될 수도 있다. 이것은 이전에 디코딩된 SIB 의 디코딩을 회피함으로써 추가의 슬립 시간에 대한 기회를 제공한다. 스케줄링 정보는 상이한 SIB 타입의 오프셋, 반복 주기, 및 세그먼트 개수를 포함할 수도 있다.
그러나, 또 다른 실시형태들은 임의의 다른 층 및/또는 위치에서 SIB 스케줄링 정보를 결정하는 것을 포함할 수도 있다. 예를 들어, 다른 실시형태들은, UE (105) 가 이러한 작업을 수행하기 위한 충분한 프로세싱 자원을 갖는다면 L1 에게 SIB 스케줄링 정보를 계산하게 할 수도 있다. MIB 의 브로드캐스트 시간이 주기적 (SFN Mod 8 = 0) 일 수도 있기 때문에, L1 은 MIB "포지션" 을 알 수도 있으며, RRC 의 도움없이 SIB 스케줄링 비트맵을 결정하기 위해 SIB 스케줄 자체를 디코딩할 수 있다. 이러한 실시형태들은 RRC 와 L1 사이의 통신 오버헤드를 감소시킬 수도 있어서, 더 큰 양의 슬립 시간을 UE (105) 에 잠재적으로 제공한다.
따라서, 본 발명의 실시형태는 본 명세서에서 설명하는 기능들을 수행하기 위한 능력을 포함하는 UE (105) 를 포함할 수 있다. 본 명세서에 개시된 기능을 달성하기 위해 다양한 로직 엘리먼트가 개별 엘리먼트, 프로세서상에서 실행된 소프트웨어 모듈 또는 소프트웨어와 하드웨어의 임의의 조합에서 구현될 수 있다. 예를 들어, ASIC (508), 메모리 (512), 및 API (510) 모두는 본 명세서에 개시된 다양한 기능을 로딩, 저장 및 실행하기 위해 협력적으로 사용될 수도 있으며, 따라서 이들 기능을 수행하기 위한 로직이 다양한 엘리먼트에 걸쳐 분포될 수도 있다. 다른 방법으로는, 이 기능은 하나의 개별 컴포넌트에 통합될 수 있다. 따라서, 도 5 에서의 UE (105) 의 특징은 단지 예시적인 것으로 고려되며, 본 발명은 이러한 예시적인 특징 또는 배열에 제한되지 않는다.
도 6 은 SIB 간 슬립 최적화 (ISSO) 프로세스의 전체 흐름을 예시하는 흐름도이다. 이 프로세스는, UE (105) 가 이웃 셀 (115) 로부터 N-BCCH 를 수신함으로써 시작할 수 있고 (605), 이것은 이웃 획득 풀 탐색이라 불리는 프로세스를 통해 초기 획득을 허용할 수도 있다. 본 명세서에서 이웃 재획득 리스트 탐색으로서 정의된 이웃 셀 (115) 의 다음의 획득은, UE (105) 가 이웃 획득 풀 탐색으로부터 이전에 획득된 정보를 사용하여 슬립 상태로부터 어웨이크할 때 발생할 수 있다. 이전에 획득된 정보의 사용은, UE (105) 가 이웃 셀 (115) 을 더 빠르게 재획득하게 할 수도 있다. 이웃 재획득 리스트 탐색이 소정의 횟수 실패하면, UE (105) 는 이웃 셀 (115) 을 획득하기 위해 다른 이웃 획득 풀 탐색을 선택적으로 실시할 수도 있다.
N-BCCH 를 통해, UE (105) 는 다양한 시스템 정보 메시지 (예를 들어, 상기 논의한 바와 같은 MIB 및 SB) 를 수신할 수 있어서, 그 후 UE (105) 는 이웃 셀 (115) 과 관련된 SIB 스케줄을 결정할 수도 있다 (610). SIB 스케줄로부터 도출된 정보로부터, UE (105) 에 대한 슬립 시간 간격이, 획득될 다양한 SIB 및 UE (105) 에서의 지연 (상세를 위해 도 8a 및 8b 참조) 에 기초하여 결정될 수도 있다 (615). 그 후, UE (105) 는 슬립 시간 간격에 기초하여 슬립 상태에 있게 될 수도 있다 (615). 이것은, L1 이 UE 의 하드웨어의 다양한 부분을 저전력/슬립 상태 (트랜시버/RF 회로의 파워 다운) 에 있게 함으로써 달성될 수도 있다.
도 7 은 SIB 간 슬립 최적화 (ISSO) 프로세스 (600) 의 SIB 스케줄을 결정 (예를 들어, 블록 610) 하는 예시적인 실시형태를 나타내는 흐름도이다. UE (105) 는 처음에는, 완전한 SIB 스케줄을 결정하기 위해 MIB 를 판독할 수도 있다 (705). MIB 에서의 SIB 스케줄링 정보가 완전하지 못하다면, MIB 는 다른 SIB 스케줄링 정보를 포함하는 스케줄링 블록 (SB) 의 존재를 더 표시할 수도 있다. UE (105) 는 BCCH 를 통해 송신될 수도 있는 하나 이상의 후속 SIB 를 판독할 수도 있다. SIB 스케줄링 정보가 획득될 SIB 에 대해 이용가능하다면, UE (105) 는 MIB (및 블록 710 이 이것이 필요하다고 결정하면 SB) 로부터 식별된 SIB 각각과 시스템 프레임 번호 (SFN) 을 관련시킬 수도 있다 (720). UE (105) 가 스케줄링 정보 및 관련 SFN 을 가지면, SIB 스케줄링 데이터베이스 (예를 들어, UE 메모리 (512) 에 저장된 514) 를 확립할 수도 있다. 다른 실시형태에서, UE (105) 는 SB 를 디코딩하기 이전에도, MIB 에서의 정보에 기초하여 SIB 스케줄링 데이터베이스를 확립할 수도 있다. 그 후, SB 가 디코딩되면, UE (105) 는 SIB 스케줄링 데이터베이스를 업데이트할 수 있다. SIB 스케줄링 데이터베이스는 SIB 스케줄링 비트맵으로 파퓰레이팅될 수도 있다 (725). SIB 스케줄링 비트맵은 복수의 (예를 들어, 2048개) 메모리 위치를 갖는 테이블일 수도 있으며, 각각의 위치는 예를 들어, "1" 또는 "0" 을 포함한다. 위치 n 에서 "1" 을 갖는 것은, UE (105) 가 SFN 2n 에서 시작하는 N-BCCH 를 디코딩해야 한다는 것을 암시할 수도 있다. 위치 n 에서 "0" 을 갖는 것은, UE (105) 가 SFN 2n 및 2n+1 을 디코딩할 필요가 없다는 것을 나타낼 수도 있다. SIB 또는 SB 가 일 SFN 사이클을 통해 2회 이상 반복될 것으로 예상될 때, UE (105) 는 N-BCCH 가 디코딩될 필요가 없는 모든 위치에 0 을 할당할 수도 있다. 일 실시형태에서, RCC 층은 SIB 스케줄링 비트맵을 계산할 수도 있고, 후속하여 그것을 파이프 520 을 통해 L1 에 제공할 수도 있다. 부록 A 는 SIB 스케줄링 비트맵을 계산하는 일 실시형태의 상세한 예이다.
도 8a 는, 슬립 시간 간격을 결정하는 (SIB 간 슬립 최적화 (ISSO) 프로세스 (600) 와 관련된 블록 615) 다른 상세를 나타내는 흐름도이다. SIB 스케줄링 비트맵이 결정되면, UE (105) 는 디코딩될 SIB 사이의 시간의 지속기간을 나타내는 거리 (di) 를 계산할 수도 있다. SIB 사이의 거리는 각 SIB 와 관련된 SFN 을 사용함으로써 계산될 수도 있다. 각 SFN 이 또한 고정 시간값과 관련될 수 있기 때문에 (예를 들어, 일 SFN 은 10 ms 에 대응할 수도 있음), SFN 값 사이의 차이가 시간에 대해 스케일링될 수도 있다. 거리 (di) 는 MIB 에서 설명한 각 인 접한 SIB 에 대해 계산될 수도 있다.
그 후, di 가 임계값을 초과하는지를 결정하기 위한 체크가 수행될 수도 있다 (804). 이 임계값은, UE (105) 가 완전하게 어웨이크하기 이전의 워밍업 시간, UE (105) 가 웨이크업 상태로부터 완전하게 슬립하기 이전의 티어 다운 시간, 및 전체 슬립 지속기간에 대한 프리셋 임계값에 기초할 수도 있다. 도 8b 는 일반화된 웨이크업 및 티어 다운 사이클을 나타내는 도면이다. 워밍업 시간 (w) 은, UE (105) 가 슬립 상태로부터 어웨이크 상태로 전환하기 위해 걸릴 수도 있는 시간량이다. 티어 다운 시간 (t) 은, UE (105) 가 어웨이크 상태로부터 슬립 상태로 전환하기 위해 걸릴 수도 있는 시간량이다. 소정의 임계값 (s) 은, UE (105) 가 슬립할 수도 있는 최대 시간량이다. 일부 실시형태에서, 워밍업 시간 (w) 은 40 ms 일 수도 있고, 티어 다운 시간 (t) 은 30 ms 일 수도 있으며, 임계값 (s) 은 10 ms 일 수도 있다. 다른 실시형태들은, ISSO 및/또는 UMTS 네트워크 자체의 다양한 실시형태의 특정한 특징에 의존할 수도 있는 w, t, 및 s 에 대해 상이한 값을 활용할 수도 있다.
도 8a 를 더 참조하면, di 가 임계값을 초과하며, 다른 충돌이 존재하는지에 관한 결정이 이루어진다 (806). 예를 들어, 거리 (di) 내에서, 페이징 표시자 채널 (PICH) 과 SIB 사이에 충돌이 존재하는지의 결정의 이루어진다 (806). 충돌이 존재하면, 충돌 해결 알고리즘이 수행되며 (818), 적어도 하나의 변경된 슬립 시간이 결정된다 (820). 그 후, 프로세스는 카운터 i 를 증분시키도록 진행할 수도 있어서, 다음의 di +1 가 다음의 SIB 쌍으로 계산될 수도 있다 (810). 블록 806 에서 충돌이 존재하지 않으면, 슬립 시간은 SFN ni 와 ni +1 사이에서 확립될 수도 있다 (808). 이전과 같이, 제어는 카운터 i 를 증분시키기 위해 블록 810 으로 흐를 수도 있어서, 후속 SIB 쌍이 di +1 를 계산하기 위해 프로세싱된다 (808). 그 후, SIB 가 디코딩되었는지를 결정하기 위한 체크가 수행될 수도 있다 (812). 그러한 경우에, SIB 스케줄링 비트맵은, 이전에 디코딩된 SIB 가 다시 디코딩되지 않도록 업데이트된다 (814). SIB 스케줄링 비트맵은 RRC 에 의해 업데이트될 수도 있으며, 업데이트된 비트맵은 파이프 520 을 통해 L1 으로 패스될 수도 있다. 그 후, L1 은 업데이트된 비트맵에 기초하여 슬립 시간 간격을 재계산할 수도 있다. 비트맵에 표시된 SIB 가 프로세싱되었는지를 결정하기 위한 최종 체크가 수행될 수 있다 (816). 그렇지 않은 경우에, 프로세스는 di +1 를 계산하기 위해 블록 802 로 복귀한다.
도 9 는 충돌 해결 프로세스 (예를 들어, 블록 818 및 블록 820) 을 예시하는 흐름도이다. 충돌 해결 프로세스는, UE 가 다른 인터럽트를 프로세스하기 위해 어웨이크해야할 시간 주기 동안 슬립으로 진입하는 것을 방지하기 위해 사용될 수도 있다. 이 인터럽트들은 하나 이상의 채널로부터 올 수도 있으며 (예를 들어, 이들은 S-BCCH 를 통해 서빙 셀로부터 및/또는 N-BCCH 를 통해 이웃 셀로부터 올 수도 있음), 이들은 또한 비결정적이며/이거나 N-BCCH 를 통해 수신된 데이터와 비동기적일 수도 있다. 충돌 해결 프로세스는 하나 이상의 채널상의 SFN, 및 각 채널의 각각의 워밍업 및 티어 다운 시간에 기초하여 계산될 수도 있다. 다중 채널상의 SFN 이 포함되는 경우에, SFN 은 충돌 해결을 수행하기 이전에 동기화되어야 할 수도 있다. 이러한 동기화 프로세스는 L1 에서 수행될 수도 있다.
도 9 를 더 참조하면, UE (105) 가 해결할 수 있는 하나의 예시적인 충돌은, N-BCCH 를 통해 수신되는 SIB 와 서빙 셀 PICH 를 통해 수신되는 페이징 표시 비트 사이에 있다. SIB 와 PICH 사이에 충돌이 존재한다고 블록 806 이 결정하면, 인접 SIB 와 PICH 사이의 시간 주기가 결정될 수도 있다 (902). 그 후, 이들 시간 주기는, 각 주기가 UE (105) 를 슬립 상태에 있게 하는데 충분한 지속기간인지를 결정하기 위해 테스트될 수도 있다 (904). 그러한 경우에, 적어도 하나의 새로운 변경된 슬립 시간이 확립되며 (820), 그렇지 않으면, 슬립 시간이 확립되지 않아서 UE (105) 는 PICH 를 통해 슬립하지 않는다 (906). 그 후, 제어는 블록 810 으로 복귀한다. 당업자는, 충돌 해결 프로세스가 예를 들어, S-PCCPCH (서빙 셀 SIB); CTCH (BMC 브로드캐스트); 및 MICH, MCCH,및 MTCH (MBMS 용) 과 같은 다양한 채널을 통해 발생하는 광범위한 인터럽트에 대해 수행될 수도 있다는 것을 이해할 것이다.
도 10 은 이웃 BCCH (N-BCCH) 재획득 프로세스를 예시하는 흐름도이다. 이웃 셀 (115) 재획득 탐색 실패로 인해 ISSO 의 실행 동안 실패가 발생하는 경우에서, RRC 는 이웃 셀 (115) 의 재획득 탐색이 실패하는 횟수를 모니터링하며, 이러한 횟수가 임계값을 초과하면 중단한다. 초기에, UE (105) 는 N-BCCH 의 획득이 성공인지를 결정한다 (1002). 그러한 경우에, ISSO 프로세스 (600) 가 지 속된다 (1010). N-BCCH 가 성공적으로 확립되지 않았으면, N-BCCH 의 재획득 시도가 이루어진다 (1004). UE (105) 는 N-BCCH 의 획득이 성공인지를 다시 결정할 수 있다 (1006). 재획득 시도가 성공이지 않은 경우에, UE (105) 는 최대수의 재획득 시도가 이루어졌는지를 확인한다 (1008). 최대수의 재획득 시도에 도달하지 않으면, UE (105) 는 N-BCCH 의 재획득을 시도한다 (1004). 최대수의 재획득 시도에 도달하면, UE (105) 는 N-BCCH 의 재획득 시도를 중단한다. 일 실시형태에서, 이러한 최대수는 2개의 연속 탐색 실패에서 설정될 수도 있다. 최대수에 도달하면, ISSO 프로세스는 종료된다. 최대수에 도달하지 않으면, ISSO 프로세스는 계속된다. 다른 실시형태들에서, UE (105) 는 기존의 이웃 셀 (115) 로부터의 신호 강도가 임계값 아래인 경우 및/또는 L1 에 의해 디코딩되는 데이터의 블록 에러 레이트 (BLER) 가 소정의 임계값을 초과하는 경우에 새로운 이웃 셀을 탐색할 것이다.
정보 및 신호는 임의의 다양한 다른 기술 및 기법을 사용하여 표현될 수도 있다. 예를 들어, 상기 설명 전반적으로 참조될 수도 있는 데이터, 명령, 커맨드, 정보, 신호, 비트, 심볼, 및 칩은, 전압, 전류, 전자기파, 자계 또는 파티클, 광학계 또는 파티클, 또는 이들의 임의의 조합으로 표현될 수도 있다.
본 명세서에 개시된 실시형태들과 관련하여 설명한 다양한 예시적인 논리 블록, 모듈, 회로, 및 알고리즘 단계들은 전자 하드웨어, 컴퓨터 소프트웨어, 또는 이들의 조합으로서 구현될 수도 있다. 하드웨어와 소프트웨어의 이러한 상호교환성을 명백하기 예시하기 위해, 다양한 예시적인 컴포넌트, 블록, 모듈, 회로, 및 단계들을 그들을 기능과 관련하여 일반적으로 상술하였다. 이러한 기능이 하드웨어 또는 소프트웨어로서 구현될지는 전체 시스템에 부과된 특정한 애플리케이션 및 설계 제약에 의존한다. 상술한 기능은 각 특정한 애플리케이션에 대해 다양한 방식으로 구현될 수도 있지만, 이러한 구현 결정이 본 발명의 실시형태들의 범위를 벗어나는 것으로서 해석되어서는 안된다.
본 명세서에 개시된 실시형태들과 관련하여 설명한 방법, 시퀀스 및/또는 알고리즘은 하드웨어에서, 프로세스에 의해 실행된 소프트웨어 모듈에서, 또는 이들의 조합에서 직접 구현될 수도 있다. 소프트웨어 모듈은, RAM 메모리, 플래시 메모리, ROM 메모리, EPROM 메모리, EEPROM 메모리, 레지스터, 하드 디스크, 착탈식 디스크, CD-ROM, 또는 당업계에 공지되어 있는 임의의 다른 형태의 저장 매체에 상주할 수도 있다. 예시적인 저장 매체는, 프로세서가 그 저장 매체로부터 정보를 판독하며 그 저장 매체에 정보를 기입할 수 있도록 프로세스에 커플링된다. 다른 방법으로는, 저장 매체는 프로세서와 일체형일 수도 있다.
따라서, 본 발명의 실시형태는 사용자 장비내에서 슬립 상태를 인보크하는 방법을 수록한 컴퓨터 판독가능 매체를 포함할 수 있다. 예를 들어, 이 방법은 셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 수신하는 단계, 셀과 관련된 SIB 스케줄을 결정하는 단계, SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격을 결정하는 단계, 및 슬립 시간 간격을 사용하여 UE 를 슬립 상태에 있게 하는 단계를 포함할 수 있다. 따라서, 본 발명은 예시한 예들에 한정되지 않으며, 본 명세서에 설명한 기능을 수행하는 임의의 수단이 본 발명의 실시형태들에 포함된다.
상술한 개시물이 본 발명의 예시적인 실시형태들을 나타냈지만, 첨부한 청구범위에 의해 정의된 바와 같이 본 발명의 범위를 벗어나지 않고 다양한 변경 및 변형이 본 발명에서 행해질 수 있다. 예를 들어, SIB 상태에서의 임의의 변화 및/또는 파워업에서 이웃 셀 재선택과 관련하여 ISSO 를 상술하였지만, ISSO 는 서빙 셀 선택 동안 전력 효율을 개선시키기 위해 활용될 수도 있다. UE (105) 는 서빙 셀이 먼저 획득된 이후에 SIB 정보를 저장할 수도 있으며, 서빙 셀 선택시에, 또는 서빙 셀의 파라미터에 변화가 존재할 때 SIB 수집을 최적화할 수도 있다. 예를 들어, UE 가 서빙 셀 BCCH (S-BCCH) 를 재확립할 때, UE (105) 는 S-BCCH 를 통해 이전에 디코딩 SIB 를 재판독하지 않을 수도 있으며, 오히려, 변경된 SIB 만을 판독할 수도 있다. 이러한 접근방식은 SIB 모두를 다시 판독해야 하는 것을 회피한다. 또한, ISSO 는 본 명세서에 명확하게 기재하지 않은 다른 조건에 대해 구현될 수 있다.
본 명세서에 설명한 본 발명의 실시형태들에 따른 방법 청구항의 기능, 단계 및/또는 동작은 특정한 순서로 수행될 필요는 없다. 또한, 본 발명의 엘리먼트를 단수로 설명하거나 청구할 수도 있지만, 단수에 대한 제한이 명백하게 언급되지 않으면 복수가 예상된다.
부록 A : 상세한 SIB 스케줄링 비트맵 예
RRC 가 L1 에 N-BCCH 의 확립을 지시한 이후에, RRC 는 L1 으로부터 수신된 프라이머리 공통 제어 물리 채널 (PCCPCH) 프레임을 디코딩할 수도 있으며, MIB 가 성공적으로 디코딩될 때 까지 SIB 를 무시할 수도 있다. 그 후, RRC 는 MIB 에서의 스케줄링 정보에 기초하여 SIB 스케줄링 데이터베이스 (SSD) 를 생성할 수도 있다. SSD 가 준비되자 마자, RRC 는 L1 의 일부일 수 있는 슬립 매니저 (SM) 와 SSD 를 공유할 수도 있으며, 또한 SSD 가 이용가능하다는 것을 L1 에 통지할 수도 있다. SSD 는 1 또는 0 을 각각 전달하는 2048개 메모리 위치를 포함할 수 있다. 메모리 위치 n 에서 1 을 갖는다는 것은, UE (105) 가 SFN 2n 에서 시작하는 BCCH 를 디코딩할 필요가 있다는 것을 의미하며, 0 을 갖는다는 것은, UE (105) 가 SFN 2n 및 2n+1 을 디코딩할 필요가 없다는 것을 의미한다. 다른 방법으로는, SSD 는 1 또는 0 을 각각 전달하는 4096개 메모리 위치로 구성될 수 있다. 메모리 위치 m 에서 1 을 갖는다는 것은, UE 가 SFN m 에서 시작하는 BCCH 를 디코딩할 필요가 있다는 것을 의미하며, 0 을 갖는다는 것은, UE 가 SFN m 을 디코딩할 필요가 없다는 것을 의미한다.
SIB 또는 스케줄링 블록 (SB) 이 일 SFN 사이클 동안 2회 이상 반복될 것으로 예상될 때, RRC 는 전체 SFN 사이클 동안 모든 이러한 SIB 또는 SB 발생에 1 을 할당할 수도 있다. RRC 는, N-BCCH 가 디코딩될 필요가 없는 모든 메모리 위치에 0 을 할당할 수도 있다.
임의의 소정의 시간에서, 디코딩된 N-BCCH 가 단지 하나 존재하므로, 단지 하나의 SSD 가 존재할 수도 있다.
RRC 는, 각 SIB 타입에 대해, 오프셋 SIB_OFF, SIB_REP, 및 SEG_COUNT 를 포함하는 SB 및 MIB 에서의 스케줄링 정보로부터 SSD 를 계산할 수도 있다.
RRC 는 SIB i 또는 스케줄링 블록의 발생의 개수를,
Figure 112008082008369-pct00001
로서 계산할 수도 있으며, 여기서, SIB_OFF(i,SEG_COUNT[i]-1) 은 스케줄링 블록 또는 SIB i 의 최종 세그먼트의 오프셋을 나타내며, SIB_REP[i] 는 그것의 주기를 나타낸다. 여기서,
Figure 112008082008369-pct00002
는 x 보다 작은 가장 큰 정수이다.
SIB 또는 SB 의 상이한 세그먼트에 대응하는 SFN 이 MIB 에서 명확하게 제공되지 않으면, RRC 는 아래의 의사 코드와 같이 SIB i 및 SB 의 K번째 발생의 J번째 세그먼트의 시작 SFN 을 계산할 수도 있다.
Figure 112008082008369-pct00003
SIB 의 임의의 세그먼트가 MIB 를 전달하는 SFN 에 있는 경우에, 그 세그먼트는, MIB 와 멀티플렉싱될 수도 있는 특정한 SFN 에서 명백하게 제공되지 않으면 2 SFN 만큼 가산될 수도 있다.
RRC 는, SSD 가 이용가능하자 마자 L1 에 통지할 수도 있다. RRC 는 또한, SSD 가 아래의 2개의 시나리오를 통해 업데이트될 때 마다 L1 에 통지할 수도 있다.
Figure 112008082008369-pct00004
특정한 SIB 타입이 성공적으로 디코딩될 때, RRC 는 그 특정한 SIB 에 대응하는 웨이크업 표시자를 제거함으로써 SSD 를 업데이트할 수도 있으며, 업데이트된 SSD 에 관하여 L1 에 통지한다.
Figure 112008082008369-pct00005
또한, RRC 가 SB 를 디코딩하면, RRC 는 이러한 SB 로부터 추출된 정보에 기초하여 SSD 를 업데이트할 수도 있으며, L1 에 통지할 수도 있다.
SIB 수집 중단이 수신되면, RRC 는 N-BCCH 를 티어 다운하도록 L1 에 지시할 수도 있다.
이러한 특징은, 유휴 모드 동안 셀 재선택 이전에 SIB 를 수집하는 N-BCCH 의 재확립을 초래하는 절차를 변경시키지 않을 수도 있다.
N-PCCPCH 셋업 이후에, L1 이 RRC 로부터 SSD 의 이용가능성 또는 업데이트에 관한 표시자를 수신하면, L1 은 SM 을 콜할 수도 있으며, 슬립으로 진입할 수 있는지 여부를 계산하고 업데이트해야 한다. 슬립으로 진입할 수 있는 경우에, L1 은 또한, 아래의 파라미터에 기초하여 TTW (Time To Wake up) 을 계산하고 업데이트할 수도 있다.
Figure 112008082008369-pct00006
N-PCCPCH 에 대해 워밍업 시간 (WU), 셋업 시간 (SU), 및 티어다운 시간 (TD)
Figure 112008082008369-pct00007
최소 슬립 지속기간(들)
Figure 112008082008369-pct00008
다음의 가장 이른 SIB 가 현재 시간 (t1) 으로부터 스케줄링되는 시간
Figure 112008082008369-pct00009
PICH 워밍업 시간 (PWU), PICH 셋업 시간 (PSU), 및 PICH 티어다운 시간 (PTD)
Figure 112008082008369-pct00010
다음의 PICH 가 현재 시간 (t2) 으로부터 스케줄링되는 시간
Figure 112008082008369-pct00011
현재 시간 (t0) 으로부터 다음의 가장 이른 스케줄링된 SIB 로부터 시작하는 SSD 에서 연속적인 1 의 개수에 관하여 SIB 컨텐츠 (d1) 를 전달하는 연속적인 N-PCCPCH 프레임의 지속기간
SM 은 모든 1 에 의해 SSD 의 카피를 초기화할 수도 있다.
SM 은, L1 이 콜하자 마자 L1 에 t1, d1 및 t2 를 제공할 수도 있다.
L1 은 파라미터 TSP 및 TPS 를,
Figure 112008082008369-pct00012
와 같이 계산할 수도 있다.
현재 시간 (t0) 에서 PICH 또는 SIB 를 복조한 이후에 L1 이 슬립으로 진입하기 이전에, L1 은 또한 SM 을 콜할 수도 있으며, 슬립으로 진입할 수 있는지 여부를 계산하고 업데이트할 수도 있으며, 할 수 있는 경우에, TTW 를 또한 계산하고 업데이트할 수도 있다.
아래에서, L1 이 시간 t0 에서 슬립으로 진입할 준비가 되기 이전에 SIB 또는 PICH 를 복조하였는지에 의존하여 각각 tx = TD 또는 PTD 이다.
t1 <= t2 이면, L1 은 T1 = t1 - (to+tx) 및 g1 = t2-(t1+20d1) 을 계산해야 한다. 그 후,
T1>=s+WU 및 g1>=TSP 이면, 슬립으로 진입하고 TTW=t1-WU 이다.
그렇지 않고 T1>=s+WU 및 g1<TSP 이면, 슬립으로 진입하고 TTW=t1-WU-[(PSU-(t2-t1))U(PSU-(t2-t1))] 이고, 여기서, x>=0 이면 U(x)=1 이고 x<0 이면 U(x)=0 이다.
그렇지 않고 T1<s+WU 이면, 슬립으로 진입하지 않는다.
그렇지 않으면 L1 은 T2=t2-(t0+tx) 및 g2=t1-t2 를 계산해야 한다. 그 후,
T2>=s+PWU 및 g2>=TPS 이면, 슬립으로 진행하고 TTW=t2-PWU 이다.
그렇지 않고 T2>=s+PWU 및 g2<TPS 이면, 슬립으로 진행하고 TTW=t2-PWU-[(SU-(t1-t2))U(SU-(t1-t2))] 이다.
그렇지 않고 T2<s+WU 이면, 슬립으로 진행하지 않는다.
결론
SIB 에 대해, UE (105) 가 PICH 에 비하여 더 긴 시간이 걸릴 수 있는 적절한 파라미터를 사용한다는 것을 유의해야 한다. 그러나 이러한 더 긴 시간은 더 짧은 PWU 와는 대조적으로 WU 에 포함된다.
SSD 에 더이상의 1 이 존재하지 않을 때, L1 은 PICH 경우가 스케줄링되지 않으면 슬립으로 진입해야 하고, 여기서, L1 은 이미 구현된 바와 같은 PICH 슬립/웨이크업 절차를 따라야 한다.
L1 이 이웃 재획득 탐색 실패로 인해 N-BCCH를 획득할 수 없으면, L1 은 N-PCCPCH 를 복조하기 위해 이웃 PSC 의 이전의 위치를 사용할 수 있다.

Claims (26)

  1. 삭제
  2. 삭제
  3. 사용자 장비 (UE) 내에서 슬립 상태를 인보크(invoke)하는 방법으로서,
    셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하는 단계;
    상기 디코딩된 브로드캐스트 제어 채널을 통해 수신된 정보에 기초하여, 상기 셀과 관련되는 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하는 단계;
    상기 SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격들을 결정하는 단계;
    상기 슬립 시간 간격들에 기초하여 상기 UE 를 슬립 상태에 있게 하는 단계;
    상기 SIB 스케줄을 사용하여 SIB 스케줄링 데이터베이스를 확립하는 단계로서, 상기 SIB 스케줄링 데이터베이스는 SIB 스케줄링 비트맵을 포함하는, 상기 SIB 스케줄링 데이터베이스를 확립하는 단계; 및
    상기 SIB 스케줄링 비트맵에 기초하여 디코딩될 인접 SIB들 사이의 시간의 지속기간을 결정하는 단계를 포함하는, 슬립 상태 인보크 방법.
  4. 제 3 항에 있어서,
    상기 지속기간이 상기 슬립 상태에 진입하기 위한 임계값을 초과하면, 상기 슬립 시간 간격들을 확립하는 단계를 더 포함하는, 슬립 상태 인보크 방법.
  5. 제 4 항에 있어서,
    상기 지속기간내에 충돌이 존재하는지를 결정하는 단계로서, 상기 충돌은 상기 UE 가 상기 지속기간내에 어웨이크되는 경우에 존재하는, 상기 충돌이 존재하는지를 결정하는 단계; 및
    상기 충돌이 존재하는 경우에, 상기 슬립 시간 간격들을 변경하는 단계를 더 포함하는, 슬립 상태 인보크 방법.
  6. 제 5 항에 있어서,
    상기 슬립 시간 간격들을 변경하는 단계는,
    상기 인접 SIB 들과 상기 충돌을 야기하는 이벤트 사이의 제 1 시간 주기 및 제 2 시간 주기를 결정하는 단계;
    상기 시간 주기들 각각이 상기 슬립 상태에 진입하기 위한 상기 임계값을 초과하는지를 결정하는 단계; 및
    적어도 하나의 시간 주기가 상기 임계값을 초과한다는 결정에 기초하여 적어도 하나의 변경된 슬립 시간 지속기간을 포함하도록 상기 슬립 시간 간격들을 변경하는 단계를 더 포함하는, 슬립 상태 인보크 방법.
  7. 제 6 항에 있어서,
    상기 이벤트는 페이지 표시 채널 (PICH) 요청인, 슬립 상태 인보크 방법.
  8. 제 3 항에 있어서,
    상기 SIB들 중 적어도 하나가 디코딩되었는지를 결정하는 단계; 및
    상기 디코딩된 SIB들 중 적어도 하나에 기초하여 상기 SIB 스케줄링 비트맵을 업데이트하는 단계를 더 포함하는, 슬립 상태 인보크 방법.
  9. 삭제
  10. 사용자 장비 (UE) 내에서 슬립 상태를 인보크(invoke)하는 방법으로서,
    셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하는 단계;
    상기 디코딩된 브로드캐스트 제어 채널을 통해 수신된 정보에 기초하여, 상기 셀과 관련되는 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하는 단계;
    상기 SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격들을 결정하는 단계;
    상기 슬립 시간 간격들에 기초하여 상기 UE 를 슬립 상태에 있게 하는 단계로서, 상기 셀은 이웃 셀 또는 서빙 셀인, 상기 슬립 상태에 있게 하는 단계; 및
    소정의 이벤트에 기초하여, 일 주기에 걸쳐 SIB들의 세트를 판독하는 단계를 포함하며,
    상기 소정의 이벤트는,
    상기 UE 를 파워업하는 것,
    셀 선택을 수행하는 것,
    MIB 값 태그 변화를 검출하는 것,
    서비스 불능 (out-of-service) 조건을 검출하는 것, 또는,
    셀 재선택을 수행하는 것 중 적어도 하나를 포함하는, 슬립 상태 인보크 방법.
  11. 사용자 장비 (UE) 내에서 슬립 상태를 인보크(invoke)하는 방법으로서,
    셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하는 단계;
    상기 디코딩된 브로드캐스트 제어 채널을 통해 수신된 정보에 기초하여, 상기 셀과 관련되는 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하는 단계;
    상기 SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격들을 결정하는 단계;
    상기 슬립 시간 간격들에 기초하여 상기 UE 를 슬립 상태에 있게 하는 단계;
    무선 자원 제어층으로부터 물리층으로의 접속을 확립하는 단계;
    상기 물리층으로부터 제공된 적어도 하나의 프레임에 기초하여 상기 무선 자원 제어층에서 상기 SIB 스케줄을 계산하는 단계;
    상기 SIB 스케줄을 상기 물리층에 제공하는 단계; 및
    상기 SIB 스케줄에 기초하여, 상기 물리층 또는 무선 자원 제어층 중 적어도 하나에서 상기 슬립 시간 간격들을 계산하는 단계를 포함하는, 슬립 상태 인보크 방법.
  12. 제 11 항에 있어서,
    수집된 SIB들에 기초하여 상기 무선 자원 제어층에서 상기 SIB 스케줄을 업데이트하는 단계;
    상기 업데이트된 SIB 스케줄을 상기 물리층에 제공하는 단계; 및
    상기 업데이트된 SIB 스케줄에 기초하여 상기 물리층에서 상기 슬립 시간 간격들을 재계산하는 단계를 더 포함하는, 슬립 상태 인보크 방법.
  13. 삭제
  14. 삭제
  15. 사용자 장비 (UE) 내에서 슬립 상태를 인보크하는 장치로서,
    셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하도록 구성된 로직;
    상기 디코딩된 브로드캐스트 제어 채널을 통해 수신된 정보에 기초하여, 상기 셀과 관련되는 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하도록 구성된 로직;
    상기 SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격들을 결정하도록 구성된 로직;
    상기 슬립 시간 간격들에 기초하여 상기 UE 를 슬립 상태에 있게 하도록 구성된 로직;
    상기 SIB 스케줄을 사용하여 SIB 스케줄링 데이터베이스를 확립하도록 구성된 로직으로서, 상기 SIB 스케줄링 데이터베이스는 SIB 스케줄링 비트맵을 포함하는, 상기 SIB 스케줄링 데이터베이스를 확립하도록 구성된 로직; 및
    상기 SIB 스케줄링 비트맵에 기초하여 디코딩될 인접 SIB들 사이의 시간의 지속기간을 결정하도록 구성된 로직을 포함하는, 슬립 상태 인보크 장치.
  16. 제 15 항에 있어서,
    상기 지속기간이 상기 슬립 상태에 진입하기 위한 임계값을 초과하면 상기 슬립 시간 간격들을 확립하도록 구성된 로직을 더 포함하는, 슬립 상태 인보크 장치.
  17. 제 16 항에 있어서,
    상기 지속기간내에 충돌이 존재하는지를 결정하도록 구성된 로직으로서, 상기 충돌은 상기 UE 가 상기 지속기간내에 어웨이크되는 경우에 존재하는, 상기 충돌이 존재하는지를 결정하도록 구성된 로직; 및
    상기 충돌이 존재하는 경우에, 상기 슬립 시간 간격들을 변경하도록 구성된 로직을 더 포함하는, 슬립 상태 인보크 장치.
  18. 제 17 항에 있어서,
    상기 슬립 시간 간격들을 변경하도록 구성된 로직은,
    상기 인접 SIB 들과 상기 충돌을 야기하는 이벤트 사이의 제 1 시간 주기 및 제 2 시간 주기를 결정하도록 구성된 로직;
    상기 시간 주기들 각각이 상기 슬립 상태에 진입하기 위한 상기 임계값을 초과하는지를 결정하도록 구성된 로직; 및
    적어도 하나의 시간 주기가 상기 임계값을 초과한다는 결정에 기초하여 적어도 하나의 변경된 슬립 시간 지속기간을 포함하기 위해 상기 슬립 시간 간격들을 변경하도록 구성된 로직을 더 포함하는, 슬립 상태 인보크 장치.
  19. 제 18 항에 있어서,
    상기 이벤트는 페이지 표시 채널 (PICH) 요청인, 슬립 상태 인보크 장치.
  20. 삭제
  21. 사용자 장비 (UE) 내에서 슬립 상태를 인보크하는 장치로서,
    셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하도록 구성된 로직;
    상기 디코딩된 브로드캐스트 제어 채널을 통해 수신된 정보에 기초하여, 상기 셀과 관련되는 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하도록 구성된 로직;
    상기 SIB 스케줄에 기초하여 슬립 시간 간격들을 결정하도록 구성된 로직;
    상기 슬립 시간 간격들에 기초하여 상기 UE 를 슬립 상태에 있게 하도록 구성된 로직; 및
    소정의 이벤트에 기초하여, 일 주기에 걸쳐 SIB들의 세트를 판독하도록 구성된 로직을 포함하며,
    상기 소정의 이벤트는,
    전력이 상기 UE 로 인가되는 것,
    셀 선택,
    MIB 값 태그 변화,
    서비스 불능 조건, 또는
    셀 재선택 중 적어도 하나를 포함하는, 슬립 상태 인보크 장치.
  22. 삭제
  23. 저장된 명령들을 포함하는 컴퓨터 판독가능 매체로서,
    셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하는 명령들의 제 1 세트;
    상기 디코딩된 브로드캐스트 제어 채널을 통해 수신된 정보에 기초하여, 상기 셀과 관련되는 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하는 명령들의 제 2 세트;
    상기 SIB 스케줄에 기초하여 사용자 장비 (UE) 의 슬립 시간 간격들을 결정하는 명령들의 제 3 세트;
    상기 슬립 시간 간격들에 기초하여 상기 UE 를 슬립 상태에 있게 하는 명령들의 제 4 세트;
    상기 SIB 스케줄을 사용하여 SIB 스케줄링 데이터베이스를 확립하는 명령들의 제 5 세트로서, 상기 SIB 스케줄링 데이터베이스는 SIB 스케줄링 비트맵을 포함하는, 상기 명령들의 제 5 세트; 및
    상기 SIB 스케줄링 비트맵에 기초하여 디코딩될 인접 SIB들 사이의 시간의 지속기간을 결정하는 명령들의 제 6 세트를 포함하는, 저장된 명령들을 포함하는 컴퓨터 판독가능 매체.
  24. 삭제
  25. 저장된 명령들을 포함하는 컴퓨터 판독가능 매체로서,
    셀로부터의 브로드캐스트 제어 채널을 디코딩하는 명령들의 제 1 세트;
    상기 디코딩된 브로드캐스트 제어 채널을 통해 수신된 정보에 기초하여, 상기 셀과 관련되는 시스템 정보 블록 (SIB) 스케줄을 결정하는 명령들의 제 2 세트;
    상기 SIB 스케줄에 기초하여 사용자 장비 (UE) 의 슬립 시간 간격들을 결정하는 명령들의 제 3 세트;
    상기 슬립 시간 간격들에 기초하여 상기 UE 를 슬립 상태에 있게 하는 명령들의 제 4 세트;
    지속기간이 상기 슬립 상태에 진입하기 위한 임계값을 초과하면 상기 슬립 시간 간격들을 확립하는 명령들의 제 5 세트;
    상기 지속기간내에 충돌이 존재하는지를 결정하는 명령들의 제 6 세트로서, 상기 충돌은 상기 UE 가 상기 지속기간내에 어웨이크되는 경우에 존재하는, 상기 명령들의 제 6 세트; 및
    상기 충돌이 존재하는 경우에, 상기 슬립 시간 간격들을 변경하는 명령들의 제 7 세트를 포함하는, 저장된 명령들을 포함하는 컴퓨터 판독가능 매체.
  26. 삭제
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