TW200824482A - Status validation for terminals in a wireless communication system - Google Patents

Description

200824482 九、發明說明： 【發明所屬之技術領域】 判大體係關於通信’且更特定言之，係關於心 疋，，、、線通κ统中終端之連接狀態的技術。 【先前技術】 無線通信系統中之終端（例如，蜂巢式系統中之蜂巢式 電話)可在呼叫期間與-或多個基地台通信。終端可為二 動的且可當其在呼叫期間到處移動時自—基地台被交避至了 地台。終端亦可在與任何給定基地台連接時偶發地 ^動的。為節省無線電資源，終料在㈣時被指派益 線電貧源且可在閒置時不被指派無線電資源 終端與不同基地台之連接之動態性質以及終端之活動性 之動態性質可使追縱終端之連接狀態具有挑戰性。終端可 :::建立、交遞期間及/或在視需要之其他時候與基地 =發信號。此後終端及基地台可基於發信號交換期間 : 斤協商之組態而操作。然而’可能由於任何原因而在終端 处及/或在基地台處於發信號交換期間發生錯誤。當發生 此：誤時’終端及/或基地台可能會不正確地操作。舉例 而吕，終端可能會錯誤地認為其被指派某些無線電資源， 儘管情況不是這樣。在此情形下，該終端在該等無線電資 源上所進行之任何發射可能引起對實際上被指派該等矣線 ^貧源之另一終端的干擾。相反地，終端可能並未意識到 ^已被基地台指派了無線電資源。終端可能不在無線電資 源上發迗任何發射，因而此無線電資源被浪費了。 322898.doc 200824482 . α Λ中需要用以避免終端及/或基地台具 有錯誤連接資訊之情形的技術。 【發明内容】 本文描述可確保基地台及終端具有正確連接資訊之狀態 驗迅技#。一、終端可被指派一當處於與一基地台之一連接 活動狀態時使料活動識別符。可將該活誠別符看作 一用於該連接之識別符。 瞻—在一態樣中，基地台週期性地廣播該基地台之活動識別 符，狀態。在一實施例中，每一活動識別符之狀態由一指 2該活動識別符是當前被指派給一終端且處&使用中還是 當前未被指派給任何終端且未使用之狀g驗證位元來傳 達。基地台可在一廣播通道中廣播所有活動識別符之狀態 驗證位元，該等狀態驗證位元可由該基地台之覆蓋範圍内 之所有終端接收。此等終端可使用該等狀態驗證位元以偵 測狀態切斷情形。 、 • 在另一態樣中，基地台廣播指派有當前處於使用中之每 活動哉別符的終端之識別碼。在一實施例中，終端識別 碼由指派給終端之一拌碼遮罩給定。若一終端認為其被指 4 派一特定活動識別符，則該終端檢查此活動識別符之狀態 • 馱6立位兀。若此狀態驗證位元指示該活動識別符當前處於 使用中，則該終端可進一步檢查關於該活動識別符所發送 之掉碼遮罩以判定該終端是否實際上被指派該活動識別 付。發送拌碼遮罩避免多個終端認為其被指派同一活動識 別符的錯誤情形。 122898.doc 200824482 以下更詳細地描述本發明之各個態樣及實施例。 【實施方式】 詞’’例示性"在本文中用以意謂，，用作實例、例子或說明”。 本文中描述為”例示性”之任何實施例或設計未必理解為較 佳於或優於其他實施例或設計。

圖1展示一具有多個基地台1 j0及多個終端〗2〇之無線通 信系統100。基地台為與終端通信之台。基地台亦可被稱 為節點B、存取點及/或某種其他網路實體，且可含此等網 路實體之部分或所有功能性。每一基地台110對一特定地 理區域102提供通信覆蓋範圍。術語”小區，，可視使用術語 之开/而扣基地台及/或其覆蓋區域。為改良系統容量， 可將基地台覆蓋區域分為多個較小區域，例如，三個較小 ，域1⑽a、10仆及10乜。可由各別基地台扇區（Bss)祠服 每較小區域，該各別基地台扇區（BSS)亦可被稱為基地 收發器子系統（BTS)。㈣”扇區”可視使用術語之情形而 扎BSS及/或其覆蓋區域。對於經扇區化之小區而言，該小 區之所有扇區之BSS通常共同位於該小區之基地台内。本 文中所描述之狀態驗證技術可用於具有經扇區化之小區之 糸統以及具有未經扇區化之小區的系統。在以下描述中， 術語”基地台”通常指伺服-小區之台以及飼服一扇區之 對於集中式架構而言一系統控制器13咏接至基地台 早一網路實體或網路實體之集合。系統控制器別亦可被 122898.doc 200824482 稱為基地台控制器（BSC)、行動交換中心（MSC)、無線電 網路控制器（RNC)及/或某種其他網路實體，且可含有此等 網路實體之部分或所有功能性。對於分散式架構而言，基 地台可視需要彼此通信。 終端120可分散於整個系統中，且每一終端可為固定的 或行動的。終端亦可被稱為無線終端（WT)、存取終端 (AT)、行動台（MS)、使用者裝備（UE)、用戶台及/或某種 其他實體，且可含有此等實體之部分或所有功能性。終端 可為無線設備、蜂巢式電話、個人數位助理（PDA)、無線 數據機、掌上型設備等等。一終端可經由下行鏈路及上行 鏈路上之發射而與一或多個基地台通信。下行鏈路（或前 向鏈路）指自基地台至終端之通信鏈路，且上行鏈路（或反 向鏈路）指自終端至基地台之通信鏈路。 本文所述之狀態驗證技術可用於各種無線通信系統。此 等技術亦可用於各種無線電技術及多重存取機制，諸如， 分碼多重存取（CDMA)、分時多重存取（TDMA)、分頻多重 存取（FDMA)、正交 FDMA(OFDMA)、Flash-OFDM® 及單 載波 FDMA(SC-FDMA)。OFDMA 及 SC-FDMA 將頻帶（例 如，系統頻寬）分為多個正交音調，該等正交音調亦被稱 為副載波、次頻帶、頻倉（bin)等等。可用資料來調變每一 音調。一般化地，在具有OFDMA之頻域中且在具有SC-FDMA之時域中發送調變符號。該等技術亦可用於利用例 如OFDMA及CDMA之多重存取機制之組合的無線通信系 統0 122898.doc 200824482 為清楚起見，以下關於例示性OFDMA系統而特定地描 述狀態驗證技術。一般化地，OFDMA系統可利用具有任 何數目之總音調及任何數目之可用音調的任何音調結構。 在特定實施例中，OFDMA系統利用具有128個總音調及 113個可用音調之音調結構。OFDM符號可以此項技術中已 知之方式產生且在OFDM符號週期（或簡言之，符號週期） 内被發送。

本文所述之狀態驗證技術亦可與各種信號結構一起使 用。k唬結構指示發送資料及發信號之方式。為清楚起 見，以下描述例示性信號結構。 圖2展示一信號結構200之實施例。將發射時刻表劃分為 超級超時槽。每一超級超時槽具有一預定持續時間（例 如，約13.1秒）且包括具有索引為〇至7的八個超時槽。每— 超時槽包括具有索引為〇至17的18個信標時槽，且每一右 標時槽包括具有索引為〇至7的八個超級時槽。每一超級鮮 槽包括標頭（H)，繼之以具有索引為〇至7之八個時槽。寿 級時槽標頭跨越兩個符號，每-時槽跨越14個符號竭 期’且每—超級時槽跨越114個符號週期。訊務資料、發 信號及/或引示可於每一時槽之每一符號週期内發射。 圖2展不特&仏號結構。亦可使用各種其他信號結構， 且此屬於本發明之料内。為清楚起見，以下關於圖2中 所不之信號結構而描述狀態驗證技術。 終端可在任何給定時刻 該等狀態亦可被稱為媒體 以多種狀態中之一種狀態操作。 存取控制（MAC)狀態、操作模式 122898.doc 200824482 等等。 圖3展示在終端與基地台之間的連接之一實施例的狀態 圖3 00。可將連接看作關於實體（PHY)層及/或MAC層之在 終端與基地台之間所建立的通道之集合。 在圖3中所示之實施例中，所支援狀態包括ON(導通）狀 態、HOLD(保留）狀態、SLEEP(睡眠）狀態及ACCESS(存 取）狀態。可將ON狀態及HOLD狀態看作ACTIVE狀態之子 狀態。在ON狀態下，終端可在下行鏈路上接收資料及/或 在上行鏈路上發射資料。在HOLD狀態下，終端可在下行 鏈路上接收資料但不能在上行鏈路上發射資料。在一實施 例中，當處於HOLD狀態時，終端之某些參數（例如，時序 及發射功率）經控制使得終端可快速轉變為ON狀態。在 SLEEP狀態下，終端大多數時間斷電以節省電池組功率。 當在SLEEP狀態下時，終端可被系統傳呼，例如，關於一 傳入呼叫或某些其他原因。終端可自SLEEP狀態轉變為 ACCESS狀態以對系統進行存取，例如，以起始通信或以 回應傳呼。在ACCESS狀態下，終端可執行存取程序以試 圖對系統進行存取。一般化地，狀態圖可具有任何數目之 狀態，且可以各種方式來定義該等狀態。 終端可在系統存取期間建立與基地台之連接。終端可視 需要添加與同一基地台（例如，用於新訊務）或與一新基地 台（例如，用於交遞）之額外連接。終端可在不再需要經由 一現存連接之通信之任何時候停止（drop)該現存連接。因 此終端可動態地添加及停止與同一基地台或不同基地台之 122898.doc -11 - 200824482 連接以達成所要通信。 基地台可同時支援用於若干終端之若干連接。基地台可 支援之連接的最大數目視系統設計而定。基地台可動態地 添加及停止用於終端之連接。基地台亦可基於無線電資源 之可用性、終端之資料要求及/或其他因素而將無線電資 源動態地分配至具有已建立連接之終端。 終端及基地台可各自保持一用於在終端與基地台之間所 建立之每一連接之有限狀態機（FSM)的執行個體。用於每 一連接之FSM可指示一當前可應用於該連接之特定狀態 (例如，圖3中之狀態圖300中的狀態中之一者）。 在一貫施例中，終端被指派一當處於連接之active(活 動）狀態時使用的識別符。此識別符被稱為活動識別符且 表示為wtActivelD。活動識別符亦可被稱為連接id或某種 其他術語。 在一實施例中，一終端可僅具有與一基地台之一個連 接。在另-實施例中，一終端可具有與同一基地台之多個 連接，在該種狀況下，該終端可在處於此等連接之 active狀態時被指派不同wtActiveID。舉例而言，多個 連接可與不同載波頻率或_給定載波頻率之不同音調區塊 相關聯。在又一實施例中’一終端可具有與不同基地台之 多個連接’（例如）用於同時發射或交遞。在—實施例中， 每-基地台可獨立地指派用於由該基地台所支援之所有連 接—D。因此，若終端具有與不同基地台之多個 連接’則終端可在處於此等連接之繼咖狀態時被指派 122898.doc -12- 200824482 同一或不同wtActivelD。在處於每一連接之ACTIVE狀態 時所交換之發信號及/或資料可由用於該連接之wtActiveID 來唯一地識別。 視系統設計而定，連接或wtActiveID可與某些無線電資 源之使用或分配有關。舉例而言，wtActiveID可用於控制 訊息以識別所要終端。wtActiveID之長度對控制訊息之附 加項具有影響。對於諸如用以指派訊務通道之訊息的某些 控制訊息而言，wtActiveID可為訊息之主要部分，在該種 狀況下，需要控制wtActiveID之長度以最小化附加項。作 為另一實例，每一連接可被指派一定量之專用無線電資 源，（例如）用於諸如功率控制及時序控制之控制發信號目 的。因此，需要控制連接之最大數目及因此控制 wtActiveID長度，以便控制此控制發信號之無線電資源附 加項。因此，可將wtActiveID看作寶貴的空中介面資源。 在一終端離開基地台之後，基地台應取回先前由該終端使 用之wtActiveID，且可將wtActiveID指派給希望具有與基 地台之連接的另一終端。 一個糸統設計目的在於減小wtActiveID處於閒置之日守間 間隔。理想地，一旦wtActiveID被第一終端放棄，即應（幾 乎）立即將其指派給第二終端。然而，此快速切換可能導 致穩健性問題。舉例而言，基地台可能認為第一終端已放 棄了 wtActiveID，但第一終端可能（例如）因為發信號錯誤 而認為其仍具有wtActiveID。而後第一與第二終端可能均 認為其具有wtActiveID，此為由本文所述之技術所解決之 122898.doc -13 - 200824482 有害狀態切斷情況。 為解決穩健性問題，在一訾 例中，一終端被指派一用 以唯一地識別該終端之 此硪別符可為拌碼遮罩、 MAC ID、網際網路協定（Ιρ ^址次某種其他類型之ID。在 以下詳述之實施例中， c · 終柒識別符由表示為 wtScramblmgMask之拌碼遮罩仏定 + ^ 旱、、Ό疋。可用特定產碼多項式 來產生假散數目（ΡΝ)序列。 拌碼遮罩判定此PN序列之開 始。不同終端可被指派不同拌 干馬$罩，且该等終端之PN序 列接著將為由產碼多項式用一 王；遮罩所產生之基礎PN序 列的循環錢i本…純地，㈣給終端之拌碼遮罩可 取決於如何指派拌碼遮罩而對於單—基地台、—組基地台 或整個系統為唯-的。終端可使用其_贿⑹响㈣以 在處於ACTIVE狀態時拌碼某些資料及/或發信號。 、與wtActivem不同，終端識別符可與無線電資源之使用 或刀配無關。目&，終端識別符在終端識別冑可具有相對 較大長度之意義上可不為寶貴資源。在一實施例中，每一 終端具有一靜態終端識別符，其在終端自一基地台至另一 基地口私動B守不改變。在另一實施例中，當終端與基地台 連接時終端被動態地指派一終端識別符。在此實施例中， 基地台不必主動地增加給定終端識別符之利用。舉例而 言，在第一終端放棄一終端識別符之後，基地台可在將同 一終端識別符指派給第二終端之前保持該終端識別符未使 用達一定時間週期（例如，〗分鐘）以確保第一終端已確實放 棄了该終端識別符。因此，最小化兩個終端均認為其具有 122898.doc -14- 200824482 同一終端識別符之可能性。 表1展示wtActivelD及wtScramblingMask之實施例。在此 實施例中，wtActivelD為7個位元且自1至126變化。終端 可被指派一 wtActivelD以用於在系統存取期間所建立之連 接。終端亦可被指派一 wtActivelD以用於經由現存連接所 添加之連接。用於一連接之wtActivelD在終端轉移出該連 接之ACTIVE狀態時可被撤銷。終端可在系統存取期間或 在某一其他時候被指派一 wtScramblingMask且可使用此 wtScramblingMask直至其被撤鎖為止。 表1 名稱 大小(位元） 描述 wtActivelD 7 用以識別處於連接之active狀 恶之終端的數字1至126。 wtScramblingMask 16 用以識別終端且用以對處於 ACTIVE狀態之某一 ΡΗγ通道區 段進行拌碼的數牢。 一般化地，活動識別符（例如，wtActivelD)可具有任何 大小，且終端識別符（例如，wtScramblingMask)亦可具有 任何大小。需要具有小活動識別符，因為此等活動識別符 可包括於在活動識別符上所發送之發信號及/或資料中且 將接著表示附加項。可在終端添加及停止連接且轉移入及 轉移出ACTIVE狀態時快速再使用（例如，指派及撤銷）活 動識別符。（例如）如表1中所示，終端識別符可大於活動識 別符。隨後較大數目之終端識別符可為可用的且允許較不 頻繁地再使用終端識別符。舉例而言，終端可在一延長之 122898.doc -15- 200824482 時間週期上被指派單一終端識別符且可在此同一時間週期 期間被指派不同活動識別符。 終端可自一 MAC狀態轉移至另一 MAC狀態以用於與基 地台之連接。於MAC狀態轉移之過程中可能發生錯誤。此 錯誤可導致終端認為其處於一 MAC狀態而基地台認為終端 處於另一 MAC狀態之狀態切斷情形。狀態切斷情形可能花 費大量資源。舉例而言，若終端認為其處於ACTIVE狀態 而基地台認為終端處於SLEEP狀態，則終端可在指派給另 一終端之無線電資源上發射且可能嚴重影響此另一終端之 通信。相反地，若終端認為其處於SLEEP狀態而基地台認 為終端處於ACTIVE狀態，則終端可能不在已指派之無線 電資源上發送任何發射，該等無線電資源將被浪費。 在一態樣中，一基地台週期性地廣播每一 wtActivelD之 狀態及因此廣播該基地台之每一連接。可以各種方式傳達 wtActivelD之狀態。基地台可使用同步方法（例如，在廣播 通道之預定部分中）或非同步方法（在可在（例如）控制通 道、訊務通道或廣播通道上於任何時刻發送之控制訊息 中）來發送wtActivelD之狀態。在一實施例中，每一 wtActivelD之狀態由指示基地台認為該wtActivelD是當前 被指派給一終端且處於使用中還是當前未被指派給任何終 端且未使用之狀態驗證位元來傳達。狀態驗證位元亦可被 稱為狀態位元、狀態指示符、狀態旗標、連接指示符等 等。基地台可在一廣播通道中廣播可由基地台之覆蓋範圍 内之所有終端可靠地接收的所有wtActivelD的狀態驗證位 122898.doc -16- 200824482 元。此等終端可使用狀態驗證位元以偵測狀態切斷情形。 在另一實施例中，每一 wtActivelD之狀態由關於該 wtActivelD之控制通道或訊務通道上之帶内發信號來傳 達。以下描述係關於使用狀態驗證位元來傳達wtActivelD 之狀態的實施例。 可以使用各種發射機制之各種方式來廣播狀態驗證位 元。為清楚起見，以下關於表1中所示之wtActivelD來描 述廣播狀態驗證位元之特定實施例。 在一實施例中，將可指派之wtActivdD中之每一者映射 至廣播通道（例如，下行鏈路訊務通道（DL.TCCH))之特定 位元位置。基地台可在每一 wtActivelD之指定位元位置中 發送該wtActivelD之狀態驗證位元。若一終端認為其被指 派一給定wtActivelD，則該終端可檢查在該wtActivelD之 位元位置中所發送之狀態驗證位元。該終端可基於狀態驗 證位元而容易地偵測狀態切斷。 在一實施例中，基地台在指定超時槽中週期性地廣播所 有wtActivelD之狀態驗證位元。每一超時槽包括如圖2所 示之18個信標時槽。基地台可在18個信標時槽中廣播126 個wtActivelD之126個狀態驗證位元，在每一信標時槽中 廣播7個狀態驗證位元。表2展示將wtActivelD映射至廣播 通道中之位元位置的實施例。在此實施例中，廣播通道在 每一信標時槽中載運表示為ACTIVE ID檢查0至6之7個發 信號位元。如表2中所示，在1 8個信號時槽中將126個 wtActivelD映射至7個ACTIVE ID檢查。詳言之，在信標時 122898.doc -17- 200824482 槽〇中分別使用ACTTIVE ID檢查0至6來發送wtActivelD 1至 7之狀態驗證位元，在信標時槽1中分別使用ACTIVE ID檢 查0至6來發送wtActivelD 8至14之狀態驗證位元，依此類 推〇 表2 廣播通道 信標時槽〇 信標時槽1 • » · 信標時槽17 參數 wtActivelD wtActivelD 黪♦豢 wtActivelD ACTIVE ID檢查 〇 1 8 120 ACTIVE ID檢查 1 2 9 121 ACTIVE ID檢查 2 3 10 122 ACTIVE ED檢查 3 4 11 123 ACTIVE ID檢查 4 5 12 124 ACTIVE ID檢查 5 6 13 … 125 ACTIVE ID檢查 6 7 14 … 126 因此，使用特定信標時槽中之特定ACTIVE ID檢查來發 送每一wtActivelD之狀態驗證位元，可將此判定為： wtActivelD編號=信標時槽索引x7+k+l， 等式（1) 其中，信標時槽索引e{〇5 ...，17}為一超時槽中之18個信標 時槽的索引， ke{0，…，6}為一信標時槽中之7個ACTIVE ID檢查的索 引，及 wtActivelD編號e{l5…，126}為在,具有信標時槽索引之 索引的信標時槽中映射至ACTIVE ID檢查k之wtActivelD。 相應地，具有一特定wtActivelD之終端可如下判定載運 可應用於該wtActivelD之ACTIVE ID檢查的信標時槽： 122898.doc -18- 200824482 信標時槽索引=floor {(wtActivelD編號-1)/7}，等式（2) 其中floor 〇表示傳回小於或等於圓括號内之值之最大整數 的floor運算。 圖4展示廣播wtActivelD之狀態驗證位元之實施例。可 在指定超時槽中週期性地（每狀態驗證週期一次）廣播狀態 驗證位元。舉例而言，狀態驗證週期可等於一個超級超時 槽，且可在每一超級超時槽之超時槽0中發送狀態驗證位 元。亦可在每一超時槽中或以某一其他週期性來廣播狀態 驗證位元。在廣播狀態驗證位元之每一超時槽中，可在信 標時槽〇中發送wtActivelD 1至7之狀態驗證位元，可在信 標時槽1中發送wtActivelD 8至14之狀態驗證位元，依此類 推，且可在信標時槽17中發送wtActivelD 120至126之狀態 驗證位元。可如下所述來編碼並發射狀態驗證位元。 在一實施例中，若一 wtActivelD被指派給一終端，則基 地台將該wtActivelD之狀態驗證位元設為” 1π，且若該 wtActivelD未被指派給任何終端，則基地台將該狀態驗證 位元設為"0n。基地台可在一為基地台及所有，終端已知之 預定瞬時（例如，在當前信標時槽之開始符號處）進行關於 wtActivelD是被指派還是不被指派之判定。在一實施例 中，處於ACTIVE狀態之一終端監視指派給該終端之 wtActivelD的狀態驗證位元。狀態驗證位元應設為"Γ1，因 為該終端處於ACTIVE狀態。因此，若狀態驗證位元設為 "0"，貝U該終端可偵測到基地台及終端具有狀態切斷。該 終端可接著執行適當校正行動，例如，靜靜地放棄 122898.doc -19- 200824482 wtActivelD並對基地台進行存取。

一處於ACTIVE狀態之終端可檢查其wtActivelD之狀態 驗證位元以偵測狀態切斷。以此方式避免該終端認為其具 有一 wtActivelD而基地台認為該wtActivelD未被指派之情 形。亦可能發生基地台認為已指派了 一給定wtActivelD而 無終端認為其被指派此wtActivelD且因此不檢查狀態驗證 位元之相反情形。基地台可使用其他機制來偵測此錯誤情 形。舉例而言，可要求被指派一 wtActivelD之終端以循環 方式發送上行鏈路上之某種發信號（例如，時序控制）。若 基地台偵測到所要求之發信號之缺失，則基地台可推測已 發生狀態切斷。 多個終端可認為其被指派同一 wtActivelD。舉例而言， 關於終端X之錯誤可能發生於自ACTIVE狀態轉移至SLEEP 狀態期間。終端X可能認為其處於ACTIVE狀態且可能繼續 使用先前已指派之wtActivelD。基地台可能認為終端X處於 SLEEP狀態且可能將此wtActivelD指派給終端j;。終端工及少 可能均認為其被指派同一 wtActivelD。若基地台將此 wtActivelD之狀態驗證位元設為π 1π，則兩個終端可能均認 為其具有一有效wtActivelD。此等終端可能在損害兩個終 端之情況下同時使用該wtActivelD。 在另一態樣中，基地台廣播被指派當前處於使用中之每 一 wtActivelD之終端的識別碼。可以各種方式傳達經指派 之終端的識別碼。在一實施例中，終端識別碼由 wtScramblingMask給定。一終端可檢查該終端認為被指派 122898.doc -20- 200824482 給該終端之wtActivelD的狀態驗證位元。若此狀態驗證位 元設為’’ 1 ”，則該終端可進一步檢查關於此wtActivelD所發 送之wtScramblingMask以判定該終端是否實際上被指派該 wtActivelD。在另一實施例中，終端識別碼藉由用 wtScramblingMask來拌碼狀態驗證位元而傳達。以下描述 係關於藉由發送wtScramblingMask來傳達終端識別碼之實 施例。

在一實施例中，基地台週期性地廣播每一 wtActivelD之 狀態驗證位元（例如，在每一超時槽中）且亦週期性地廣播 當前被指派該wtActivelD之終端之加8〇1^1111)1丨1^]^1381<:(例 如，與狀態驗證位元相互混合）。基地台可在每一 wtActivelD之指定位元位置中發送該wtActivelD之狀態驗 證位元及wtScramblingMask，例如，如表2中所示。 表3展示發送一 wtActivelD之狀態驗證位元及 wtScramblingMask之實施例。在此實施例中，該 wtActivelD之狀態驗證位元在超時槽〇中發送且該 wtActivelD之狀態驗證位元指示該wtActivelD當前是被指 派還是未被指派。若該wtActivelD被指派，則在超時槽1 至7中發送當前指派有該wtActivelD之終端的 wtScramblingMask。若該 wtActivelD未被指派，則在一實 施例中，在超時槽1至7中發送指派有該wtActivelD之最後 一個終端之wtScramblingMask。在另一實施例中，基地台 發送最近被指派但放棄了 wtActivelD之終端之 wtScramblingMask的位元形式之反碼。舉例而言，若終端 122898.doc -21 · 200824482 之 wtScramblingMask 為 1001100111011001，則位元形式之 反碼為 0110011000100110。發送 wtScramblingMask之反碼 允許最後被指派wtActivelD之終端快速意識到關於 wtScramblingMask之失配且退出系統。在又一實施例中， 若wtActivelD當前未被指派，則可發送一為所有終端已知 之預定wtScramblingMask(例如，全零）。若無任何終端已 被指派了 wtActivelD，則在一實施例中，可在超時槽1至7 中發送該預定 wtScramblingMask 。該預定 wtScramblingMask不應被指派給任何終端。 表3 超時槽 描述 超時槽0 若相應wtActivelD被指派給一終端，則ACTIVE ID檢查k設 為,T、 若無任何終端被指派wtActivelD，則ACTIVE ID檢查k設為 ，，0，，。 超時槽m 若相應wtActivelD被指派，則ACTIVE ID檢查k設為當前被 指派^vtActivelD之終端之wtScramblingMask的第m位元 (zm) 〇 m=l，"”7 若相應wtActivelD未被指派，則ACTIVE ID檢查k設為最後 被指派wtActivelD之終端之。 圖5展示廣播wtActivelD之狀態驗證位元及指派有 wtActivelD之終端之wtScramblingMask的實施例。在此實 施例中，在超時槽0中週期性地（每超級超時槽一次）廣播狀 態驗證位元，例如，如圖4中所示。使用同一 ACTIVE ID 檢查在超時槽1中廣播（當前或最後）指派有wtActivelD之終 端之wtScramblingMask的第1位元。在超時槽2中廣播當前 或隶後扎派有wtActivelD之終端之wtScramblingMask的第2 122898.doc -22- 200824482 位元。以類似方式分別在超時槽3至7中廣播 wtScramblingMask之第3至第7位元。在每一信標時槽之開 始處，基地台可判定待發送於該信標時槽中之7個 wtActivelD之當前狀態且判定7個ACTIVE ID檢查之值，例 如，如表3中所示。 在圖5中所示之實施例中，僅廣播每一 wtActivelD之 wtScramblingMask中的拌碼位元之一子集。在此實施例 中，可以避免歧義之方式將wtActivelD及/或 wtScramblingMask指派給終端。舉例而言，可將一給定 wtActivelD指派給一具有一 wtScramblingMask(其中拌碼位 元1至7與指派有此wtActivelD之最末終端之拌碼位元1至7 不同）之新終端。在另一實施例中，發送更多或所有拌碼 位元。舉例而言，可在一個超級超時槽中發送拌碼位元0 至6，可在另一超級超時槽中發送拌碼位元7至13，且可在 又一超級超時槽中發送拌碼位元14及15。 一般化地，可以使用各種編碼及調變機制之各種方式來 發送狀.態資訊（例如，狀態驗證位元及 wtScramblingMask)。為清楚起見，以下描述使用表2及表3 中所示之ACTIVE ID檢查來發射狀態資訊之特定實施例。 如圖4及圖5中所示，此等ACTIVE ID檢查可在某些信標時 槽中載運狀態驗證位元且在某些其他信標時槽中載運 wtScramblingMask 〇 在一實施例中，使用聯合執行編碼、符號映射及音調映 射之快閃處理來發送ACTIVE ID檢查。可將待發送於一給 I22898.doc -23 - 200824482 b. b〇 定信標時槽中之7個ACTIVE ID檢查表示為b6、b ···、b〇。可在lx5向量达中如下給出資訊位元h、..、 等式（3) b-- [b4b3b2b1b〇] 可將5 x 16產碼矩陣g定義如下：

G 0 〇 〇 0 0 〇 1 〇 1 〇 1 !! ! 0100 01101100011 〇〇1〇°〇111〇1011〇 0 0 10 110 110 0 1 1 1 1 〇 0 1 1 1 1 0 0 等式（4) b 〇之碼位元： 可如下產生關於資訊位元b4、.. ^ ^ 等式（5)

旦-c14 ..· c! Cq]為含有16個碼位元之 量^可用另一編碼機制進一步對16個碼位元進行編碼以去 1額外編碼保護以確保狀態資訊甚至可由一具有最差通$ ^件之不利終端可靠地接收。—例*性編碼機制為快閃^ 碼機制。亦可以使用其他編碼及調變機制、音調映射機, 等之其他方式來發送狀態資訊。舉例而言，ACTIVE出木 查可經獨立編碼及發送使得終端僅可接收所關注之U 2位兀。ACTIVE崎查亦可經聯合編碼及調變以產生〒 、射至固定組之音調符號的一組調變符號。 被廣播至終端之單一碼字組 ACTiVE ID檢查、ACTIVE ID檢查之一子集或所3 active ID檢查亦可與其他:#訊位元組合且編碼 122898.doc -24- 200824482 圖6展示一由終端執行以用於狀態驗證之過程600的實施 例。過程600關於圖5中所示之實施例。終端接收被認為指 派給終端之一特定wtActivelD之一狀態驗證位元（步驟 612)。可在廣播通道之指定位元位置中週期性地（例如，在 超時槽〇中每超級超時槽一次）廣播此狀態驗證位元。終端 判定該狀態驗證位元是否設為π 1 n，其中設為” 1 ”指示相應 wtActivelD被指派（步驟614)。若該狀態驗證位元設為 則終端放棄該wtActivelD且對系統進行存取（步驟 624) 〇 否則，若該狀態驗證位元設為”1”，則終端接收關於該 wtActivelD所發送之拌碼位元（步驟616)。此等摔碼位元關 於被基地台認為被指派該wtActivelD之終端的 wtScramblingMask。可在用於狀態驗證位元之同一位元位 置中發送（例如，在超時槽1至7中）拌碼位元。終端判定該 wtActivelD之拌碼位元是否與終端之wtScramblingMask匹 配（步驟618)。若拌碼位元匹配（如步驟620中所判定），則 終端繼續使用該wtActivelD用於通信（步驟622)。否貝》j，終 端放棄該wtActivelD且對系統進行存取（步驟624)。 如圖6中所示，若終碱認為其被指派一特定 wtActivelD，則終端可檢查該wtActivelD之狀態驗證位 元。終端可基於狀態驗證位元而容易地偵測到狀態切斷。 終端亦可基於關於該wtActivelD所發送之拌碼位元而容易 地偵測到其被實際上指派該wtActivelD。 如圖6中所示，終端可檢查其wtActivelD之狀態驗證位 122898.doc -25- 200824482 元且接著檢查關於該wtActivelD所發送之拌^馬彳立_ 亦可在檢查狀態驗證位元之前檢查拌碼位元。終端具 統時序且知道何時發送每一拌碼位 —“系 右關於該 wtActivelD所發送之任何拌碼位元均不與終端 wtScramblingMask匹配，則終端可快速確定其未被 ' . 派呑亥 wtActivelD 〇 以上已描述了發送活動識別符之狀態資訊之特定實施 例。如上所述’狀態資訊可包含活動識別符之狀態驗證位 兀及終端之拌碼遮罩。狀態資訊亦可包含不同及/或額外 資訊。舉例而言’狀態資訊可僅包含狀態驗證位元，例 如，如圖4中所示。狀態資訊亦可僅包含關於當前被指派 之活動識別符所發送之拌碼遮罩及當前未被指派之活動識 別符之全零。除拌碼遮罩外之其他類型識別符亦可用於二 端。 、 亦可以其他方式發送狀態資訊。可在廣播通道之指定位 元位置中發送狀態驗證位元，例>，如表2中所示。亦可 在單—訊息中發送狀態驗證位元。可如表3及圖种所示來 啦:拌碼遮罩。拌碼遮罩亦可經發送使得⑴無論何時發送 狀態驗證位元均發送一個姓 _ 個拌碼位兀，及（2)於狀態驗證位元 之16次發射之後16個拌碼位元被循環使用。 般化地，狀態資訊可包含任何類型資訊及資訊之任何 ’、且。。亦可使用各種格式、編碼及調變機制、波形、週期 性、音調、符號週期等來發送狀態資訊。 圖7展示由-基地台執行以在該基地台之覆蓋範圍下支 122898.doc • 26 - 200824482 援由終端進行之狀態驗證的過程7〇〇之實施例。基地台可 '動哉別付指派給具有與基地台之連接且操作於活動狀 態之终端。基地台可撤銷轉移出活動狀態的終端之活動識 別符。 基地台判定用以識別與基地台通信之終端之活動識別符 的狀悲（步驟712)。此等活動識別符亦可被稱為

WtACtlVeID、連接ID或某種其他術語。在步驟712，基地 台可判定當前指派給終端之活動識別符及當前未被指派給 =何终端之活動識別符。基地台判定當前指派有活動識別 符之終端的識別碼（步驟714)且敎最後指派有當前未經指 派之活動識別符之終端的識別碼（步驟716)。基地台可在一 為所有終端已知之預定瞬時進行步驟712、714及716中之 判定。 基地台廣播活動識別符之狀態（步驟718)。每一活動識 別符之狀態由一指示該活動識別符當前是被指派還是未被 指派之各職態驗證位元來傳達。基地台可在廣播通道之 指定位元位置中發送每一活動識別符之狀態驗證位元。基 W亦廣及/或最後）指派有活動識別符之終端的識 別碼（步驟720)。終端之識別碼可由拌碼遮罩或指派給終端 之某種其他類型之識別符給f亦可以各種不同方式及/ 或使用各種格式來發送終端之識別碼。舉例而言，可在不 具有位元形式之反碼之情況下發送當前指派有活動識別符 之終端的識別碼而可在具有位元形式之反喝之情況下發送 最後指派有活動識別符之終端的識別碼。 122898.doc -27- 200824482 基地台可在每一預定時間間隔（例如，每一超級超時槽） 中週’月丨生地廣播活動識別符之狀態。基地台可在指定用於 發送狀態之時槽中（例如，在超時槽之第一子集或每一超 =超時槽之第-超時槽中）廣播活動識別符之狀態。基地 ^可在指定用於發送終端之識別碼之時槽中（例如，在超 槽之第_子集或第：至最後_個超時槽或每—超級超時 槽中）廣#(當前及/或最後）指派有活動識別符之終端的識 別碼。基地台可在第二至最後一個超時槽中之每一者中廣 播拌碼遮罩之-不同位元。基地台亦可在控制訊息中發二 狀態資訊。 圖8展示支援狀態驗證之一裝置8〇〇的實施例。裝置8〇〇 包括用於判定用以識別與一基地台通信之終端之活動識別 ^的狀態的構件（區塊812)、用於敎當前指派有活動識別 2終端之識別碼的構件（區塊814)、用於判定最後指派有 當前未經指派之活動識別符之終端的識別碼的構件（區塊 816)、用於廣播活動識別符之狀態的構件（區塊8叫，及用 於廣播當前或最後指派有活動識別符之終端之識別碼的構 件（區塊820)。 圖9展示一由終端執行以用於狀態驗證之過程9〇〇的實施 例。、終端接收用以識別與一基地台通信之至少一個終端之 至少-個活動識別符的狀態資訊（步驟912)。終端基於所接 «態資訊判^被認為指派給終端之—特定活動識別符的 當=狀態(，驟914)。狀態資訊可包含指示至少—個活動識 別付中之每—者是被指派還是未被指派的至少一個狀態驗 122898.doc -28- 200824482 證位元。終4可接著獲取該特定 位元且可基於該狀態 態 3 活動識別符之一狀態驗證 驗祖位70判定此活動識別符之當前狀 終端基於關於狀態資訊 來判定盆各前日；S：，動識別符所發送之識別碼 个勹疋丹田則疋否被指派々 端之气別瑪τ 士从 亥特疋活動識別符（步驟916)。終 ‘之識別碼可由拌碼遮罩給定。级 别Μ说八、、， 〜ί3又取關於該活動識 別付所發达之一拌碼遮罩且斯蠘 B ^ 土於5亥掉碼遮罩判定其當前 疋否被扣派该活動識別符。 J仃右狀恶驗證位元指示該活動^ ==前未«派給任何終端或另—終端#前被指: 终端放棄該活動識別符(步叫終端可以 〇 預守間間隔中週期性地）接收狀 悲貧訊。終端可在指定位元位 罝及私疋％槽中接收該活動 識別付之狀態驗證位元及拌碼遮罩。 圖10展示-執行狀態驗證之裝置1000的實施例。裝置 1000包括用以在-終端處接收用以識別與一基地台通信之 至少-個終端之至少一個活動識別符的狀態資訊的構件 (區塊m2)、用於基於所接收狀態資訊來判定被認為指派 給該終端之-特定活動識別符之當前狀態的構件(區塊 1014)、用於基於關於狀態資訊中之該活動識別符所發送 之-識別碼來判定該終端當前是否被指派該活動識別符的 構件(區塊HM6)及用於若狀態驗證位元指示該活動識別符 當前未被指派給任何終端或另-終端當前被指派該活動識 別符則放棄該活動識別符的構件（區塊1 〇 1 8)。 本文所述之狀態驗證技術亦可用於其他目的。舉例而 122898.doc -29- 200824482 。、可使用本文所述之技術來傳達每一終端之MAC狀態。 乍為另貝例可使用该專技術發送對來自終端之某些資 訊的請求。 圖11展示圖1中之―基地台】1()及—終端之實施例的 方塊圖。在基地台110處，一發射（τχ)資料與發信號處理 器接收正被伺服之終端之訊務資料及發信號（例如， 狀態資訊）。處理器1110處理（例如，格式化、編碼、交插 及符號映射）訊務資料、發信號及引示且提供輸出符號。 處理益1110可執行（例如）如上所述之狀態資訊之快閃處 理 OFDM凋變器1112對輸出符號執行QFDM調變且產 生OFDM符號。一發射器（tmtr)1U4調節（例如，轉換為 類比、濾波、放大及升頻轉換）〇FDM符號以產生一經由一 天線1116發射之下行鏈路信號。 在終端120處，一天線1152自基地台11〇及其他基地台接 收下行鏈路信號且向一接收器（RCVR)1154提供所接收信 號。接收裔1154調節並數位化所接收信號且提供樣本。一 OFDM解調變器（Demod)1! 56對樣本執行〇FDM解調變且提 供頻域符说。一接收（RX)資料與發信號處理器丨i 5 8處理 (例如，符號解映射、解交插及解碼）頻域符號且對終端12〇 提供解碼資料及發信號。處理器115 8可執行狀態資訊之快 閃偵測/解碼。在上行鏈路上，一 τχ資料與發信號處理器 11 60產生待發送至基地台u〇之訊務資料、發信號及引示 的輸出符號。一OFDM調變器1162對輸出符號執行〇FDM 凋k且產生〇fdM符號。一發射器1164調節〇fdm符號且 122898.doc -30- 200824482 產生一經由天線11 52發射之上行鏈路信號。 。在基地台H0處，來自終端〗20及其他終端之上行鏈路信 號由天線1116接收，由一接收器U2〇調節並數位化，由一 OFDM解言周變器1122解調變，且由一以資料與發信號處理 器1124處理以恢復由終端12〇及其他終端所發送之訊務資 料及發信號。

控制器/處理器1130及1170分別引導基地台11〇及终端 120處之各個處理單元的操作。控制器/處理器n3〇可支援 ^態驗證’判定可由基地台11〇指派之活動識別符之狀 ’:且產生活動識別符之狀態資訊。控制器/處理器113 0 可執行圖7中之過程700及/或其他過程。控制器/處理器 1170可執仃終端12〇之狀態驗證，自處理器接收狀態 貝汛，且判定終端12〇之活動識別符之當前狀態。控制器/ 處理器1170可執行圖6中之過程6〇〇、圖9中之過程9〇〇及/ 或其他過程。記憶體1132及1172分別儲存用於基地台11〇 及終端120之程式碼及資料。 可以各種方式來實施本文所述之狀態驗證技術。舉例而 口，可以硬體、韌體、軟體或其組合來實施此等技術。對 於硬體實施而言，用於狀態驗證之終端或基地台處之處理 單兀可貫施於一或多個特殊應用積體電路（ASIC)、數位信 號處理為（DSP)、數位信號處理設備（DSpD)、可程式邏輯 兀件（PLD)、場可程式化閘陣列（FpGA)、處理器、控制 裔、微控制器、微處理器、電子設備、經設計以執行本文 所述之功能的其他電子單元或其組合内。 122898.doc •31 - 200824482 對於轫體及/或軟體實施士 s ’可藉由執行本文所述之 功能的模組（例如，程序、遂 專）來實施狀態驗證技術。 轫體及/或軟體碼可儲存於 1132-^ 1177^ S ^ ^ L'體（例如，圖11中之記憶體 1132或1172)中且由處理器（ ^ ^ ^ ^ ^ 如，處理器1130或1170)來執 打。§己憶體可貫施於處理以部或處理器外部。 所揭示實施例之先前描述 、 . 义、、、二楗供以使熟習此項技術者能 夠貫仃或使用本發明。對此等每 寻s %例之各種修改對於熟習 此項技術者將顯而易見，且本 … 又〒所界疋之通用原理可在 不脫離本發明之精神或範疇之 月况下應用於其他實施例。 因此’本發明不欲限於本文 斤不之貝方也例而應在最廣範圍 内與本文所揭示之原理及新穎特微一致。 八 【圖式簡單說明】 圖1展示一無線通信系統。 圖2展示一例示性信號結構。 圖3展示一終端之例示性狀態圖。 圖4展示活動識別符之狀態驗證位元之廣播。 ，展示活動識別符之狀態驗證位元及指派有活動識別 付之終端之掉碼遮罩之廣播。 圖6展示由終端執行以用於狀態驗證之過程。 圖7展示由基地台執行以支援狀態驗證之過程。 圖8展示支援狀態驗證之裝置。 圖9展示由終端執行以用於狀態驗證之過程。 圖1 〇展示執行狀態驗證之裝置。 圖11展示基地台及終端之方塊圖。 122898.doc -32- 200824482 【主要元件符號說明】

100 無線通信系統 102 特定地理區域 104a、l〇4b、104c 較小區域 110 基地合 120 終端 130 糸統控制器 200 信號結構 300 狀態圖 600 過程 700 過程 800 裝置 812-820 區塊 900 過程 1000 裝置 1012-1018 區塊 1110 TX資料與發信號處理器 1112 OFDM調變器 1114 發射器 1116 天線 1120 接收器 1122 OFDM解調變器 1124 RX資料與發信號處理器 1130 控制器/處理器 -33 - 122898.doc 200824482 1132 記憶體 1152 天線 1154 接收器 1156 OFDM解調變器 1158 RX資料與發信號處理器 1160 TX資料與發信號處理器 1162 OFDM調變器 1164 發射器 1170 控制器/處理器 1172 記憶體 Η 標頭 122898.doc -34-

Claims (1)

1. 200824482 十、申請專利範圍： 1 · 一種裝置，包含： 至少一個處理器， 台通信之終端之活動 別符之該狀態；及 其經組態以判定用以識別與一基地 識別符的狀態，且廣播該等活動識 一記憶體

   2.如請求項1之裝置 一為該等終端已知 該狀態。 其耦接至該至少一個處理器。 ，其中該至少一個處理器經組態以在 之預定瞬時處判定該㈣，識別符之 3· 求項1之裝置’其中每-活動識別符之該狀離由一 指不該活動識別符當前是被 " 態驗證位元傳達。 疋未料派之各別狀

   4· 士明求項1之裝置，其中對於該等活動識別符中之每一 ^而a ’該至少-個處理器經組態以若該活動識別符被 22給一終端則將該活動識別符之一狀態驗證位元設為 第值，且若該活動識別符未被指派給任何終端則將 該狀態驗證位元設為一第二值。 5·如π求項4之裝置，其中該至少一個處理器經組態以在 尹'播通道之一和疋位元位置中發送每一活動識別符之 該狀態驗證位元。 6·如明求項4之裝置，其中該至少一個處理器經組態以將 、至夕個活動識別符之一集合的至少一個狀態驗證位元 之一集合及其他資訊位元編碼為一單一碼字組，且廣播 該單一螞字組。 I22898.doc 200824482 7·如請求項」之裝置 定當前指派仏故"夕一個處理器經組態以判 識別符之，二 識別符且廣播當前指派有活動 之4專終端的識別碼。 8·如请求項7之裝置，i 定當前未指派〜、 —個處理器經組態以判 等當前夫：動識別符且廣播最後指派有該 9·如請求項7之裝置，=付之终端的識別碼。 定當前未指…端…至少一個處理器經組態以判 指派之活動二識別符且廣播該等當前未經 陳如請求項置立—Γ等終端已知之預定識別碼。 遮罩給定。置’其中該等終端之該等識別碼由拌碼 指定用二裝置二其中該至少-個處理器經組態以在 :能，且：：！狀態之時槽中廣播該等活動識別符之該 〒續播田如才日派有活勤士均它丨々々 、 名，古動識別付之終端的識別碼。 12 :印求項!之裝置’其中每一活動識別符之該狀態由一 ^不該活動識㈣#前是被指派還是未被指派之各別狀 態驗證位元傳達，且其中該至少一個處理器經組 一超級超時槽之超時槽之-第-子集中廣播該等活動識 別付之狀錢證位元，且在該超級超時槽之超時槽之一 第二子集中廣播當前指派有活動識別符之終端轉碼遮 罩。 13.如請求項!2之裝置’其中該第一子集包含該超級超時槽 之-苐-超時槽且該第二子集包含該超級超時槽之第二曰 12289S.doc 200824482 至最後一個超時槽。 14 ·如請來s 該等心13之裝置，其中該至少-個處理器經組態以在 遮最後—個超時槽中之每-者中廣播該等拌碼 心卓之—不同位元。 15 ·如晴求工音 卜一、之裝置，其中該至少一個處理器經組態以在 母預疋時間間隔中週期性地廣#該等活動識別符之該

   、月求項1之裝置，丨中該至少一個冑理器經組態以^ 活動識別符指派給具有與該基地台之連接且操作於一； 動狀態之終端。 、,月求項16之裝置’其中該至少一個處理器經組態以^ 銷轉移出該活動狀態的終端之活動識別符。 1 8·如請求項1之裝置，其中 主乂 個處理器經組態以1 該等活動識別符之該狀態聯合執行編碼、符號映射及_ 調映射。 器經組態以經 之該狀態。 19.如請求項！之裝置，其中該至少一個處理 由至少一個控制訊息發送該等活動識別符 2 0 · —種方法，包含： 之活動識別符的 判定用以識別與一基地台通信之終蠕 狀態；及 廣播該等活動識別符之該狀態。 21·如請求項20之方法，進一步包含： 若該等活動識別符中之每一者被指派給一終端，則將 該活動識別符之一狀態驗證位元設為— 弟一值；及 122898.doc 200824482 若每-活動識別符未被指派給任何终端，則將該活動 識別符之該狀態驗證位元設為一第二值。 2 2 ·如請求項2 0之方法，其中該廣播讀望 T墳獾口哀寺活動識別符之該狀 態包含： 在一廣播通道之一指定位元位置中 丨且且r %运母一活動識別 符之一狀態驗證位元。 2 3 ·如請求項2 0之方法，進一步包含： 判定當前指派給終端之活動識別符；及 廣播當前指派有活動識別符之該等終端的識別碼。 24· —種裝置，包含： 用於判定用以識別盥一#说△、s > '基地台通信之終端之活動識別 符的狀態的構件；及 用於廣播該等活動識別符之該狀態的構件。 25.如請求項24之裝置，進一步包含： 用於若該等活動識別符中之扣 母 者被‘派給一終端則 將該活動識別符之一妝能私 狀恶驗證位元設為一第一值的構 件·，及 ^ 用於若每一活動識別符去 1⑺付未破指派給任何終端則將誃 動識別符之該狀態驗證位元执 人彳 兀叹為一第二值的構件。 26·如請求項24之裝置，其中 /、 w用从廣播該等活動識別符^ 該狀態的構件包含： 切喊⑺付之 用於在一廣播通道之一— 払疋位元位置中發送每一 識別符之一狀態驗證位元的構件。 動 27.如請求項24之裝置，進一步包含： 122898.doc 200824482 用於判疋當前指派給終端之活動識別符的構件及 用於廣播當前指派有活動識別符之該等終端之識別碼 的構件。 1 28· —種電腦可讀媒體，其包括其上所儲在 M请仔之指令，該電腦 可讀媒體包含： 一第一指令集，其用於判定用以識別與一基地台通信 之終端之活動識別符的狀態；及

   一第二指令集’其用於起始該等活動識別符之該狀態 的廣播。 2 9 · —種終端，包含： 至少一個處理器，其經組態以接收用以識別與一基地 台通信之至少一個終端之至少一個活動識別符的狀態資 訊，且基於該所接收狀態資訊判定一特定活動識別符之 當前狀態；及 一兄憶體’其輕接至該至少一個處理器。 30·如請求項29之終端，其中該狀態資訊包含指示該至少一 個活動識別符中之每一者是被指派還是未被指派之至少 一個狀恶驗證位元。 3 1 ·如清求項3〇之終端，其中該至少一個處理器經組態以獲 取6亥特定活動識別符之一狀態驗證位元且基於該狀態驗 元判疋違特定活動識別符之該當前狀態。 32· 士明求項3 1之終端，其中該至少一個處理器經組態以若 ^狀您、驗證位元指示該特定活動識別符當前未被指派給 可〜镐則放棄該特定活動識別符。 122898.doc 200824482 33·如請求項31之終端，其中該至少—個處理器經組態以按 循％、方式接收该特定活動識別符之該狀態驗證位元。 34. 如請求項29之終端，其中該狀態資訊包含當前被指派活 動識別符之終端的識別碼。 35. 如請求項34之終端，其中該至少—個處理器經組態以基 於關於該狀態資訊中之該特定活動識別符所發送之一識 別碼判定該終端當前是否被指派該特定活動識別符。

   36. 如請求項34之終端’其中該等終端之該等識別碼由拌碼 遮罩給疋，且其中該至少一個處理器經組態以自該狀態 資訊獲取關於該特定活動識別符所發送之—拌碼遮罩， 且基於該拌碼遮㈣定該終端#前是㈣指派該特定活 動識別符。 •二求貝36之、、冬端，其中該至少_個處理器經組態以若 “半馬遮罩|曰π另一終端當前被指派該特定活動識別符 則放棄該特定活動識別符。 38_如請求項29之終端，其中該至少—個處理ϋ經組態以在 指定用於發送-狀態驗證位元之時槽中接收指示該特定 活動識別符是被指派還是未被指派之該狀態驗證位元， 2在指定用於發送-拌碼遮罩之時槽中接收—被認為秘 玄特定活動識別符之終端的該拌碼遮軍。 39.如請求項29之終端，其中駐少-個處理n經組態以名 一^級超時槽之—第―超時槽中接㈣特定活動識別箱 之狀恶驗證位元，且在該超級超時槽之第二至最後一 固超時槽中接收一被認為被指派該特定活動識別符之约 122898.doc 200824482 端的一拌碼遮罩。 復如請㈣9之終端，其中該至少一個處理器經組態以在 该等第二至最後-個超時槽中之每-者中接收該拌碼遮 罩之一不同位元。 41· 一種方法，包含·· 在一終端處接收用以識別與一基地台通信之至少一個 終端之至少一個活動識別符的狀態資訊；及

   基於該所接收狀態資訊判定一特定活動識別符之當前 狀態。 田 42·如請求項41之方法，其中該判定該特定活動識別符之該 當前狀態包含： 獲取該特定活動識別符之一狀態驗證位元，及 基於該狀態驗證位元判定該特定活動識別符之該當前 狀態。 43·如請求項4 1之方法，進一步包含： 基於關於該狀態資訊中之該特定活動識別符所發送之 一識別碼判定該終端當前是否被指派該特定活動識別 ,符。 44· 一種裝置，包含： 用於在一終端處接收用以識別與一基地台通信之至少 一個終端之至少一個活動識別符的狀態資訊的構件；及 用於基於該所接收狀態資訊判定一特定活動識別符之 當前狀態的構件。 45.如請求項44之裝置，其中該用以判定該特定活動識別符 122898.doc 200824482 之該當前狀態的構件包含： 用於獲取該特定活動識別符之一狀態驗證位元的構 件，及 用於基於該狀態驗證位元判定該特定活動識別符之該 當前狀態的構件。 46·如請求項44之裝置，進一步包含： 用於基於關於該狀態資訊中之該特定活動識別符所發 送之一識別碼判定該終端當前是否被指派該特定活動識 別符的構件。 47. —種電腦可讀媒體，其包括其上所儲存之指令，該電腦 可讀媒體包含： 一第一指令集，其用於接收用以識別與一基地台通信 之終端之活動識別符的狀態資訊；及 一第二指令集，其用於基於該所接收狀態資訊判定一 特定活動識別符之當前狀態。 122898.doc