TWI279101B - A method for reassigning codes of an orthogonal variable spreading factor code tree in a code division multiple access communication system - Google Patents

Description

J279101 _ 五、發明說明（1) 發明所屬之技術領域 本發明大體上係有關於一種無線通訊系統。明確地， 本發明係有關於在這種系統中之碼分派。 先前技術 在分碼多重存取（CDMA)通訊系統中，可在一分享頻譜 上傳送通信訊息。為了使傳輪信號之間的交叉干擾最小 化’可使用正交碼。藉由正交碼、且經由一理想無線頻道 傳輸之通信訊息將不致歷經到交叉碼關連性，但實際上將 因多重路徑而使碼之正交本質衰減某些程度。 第一圖係直角可變擴展因素（〇S VF)之一碼樹的圖式。 該樹頂端處者係一擴展因素為1之一碼。該樹中愈往下方 之每一列中之碼所具有的一擴展因素，皆為該碼上方列之 因素的兩倍。對於一第三代夥伴計劃（3Gpp)寬頻分碼多重 存取（WCDMA)通訊系統之分時多工（TDD)模態的碼樹而言， 如第一圖所示之最大擴展因素係十六（16)。在其他系統 中，最大擴展因素可更大，例如2 5 6或51 2。 、第一圖係具有一最大擴展因素為16之一叭”碼樹的圖 式。該樹具有擴展因素為1之一碼。具有一數值「丨、J」 之C2(2)、及具有一數值「丨、-丨」iC2(1)等兩碼，係具 有一擴展因素2。C4(4)至C4(l)等四碼具有一擴展因素 4彳8(8)至C8(l)等八碼具有一擴展因素8，而Cl6(16)至 C16(l)則具有一擴展因素16。 各線段係用於連接樹中未互相正交之樹單體碼。由線

第5頁 1279101 五、發明說明（2) 段僅沿著一向上或向下方向而作連接的碼並未正交。更明 確地，由於可使用三個向上方之連接線來達成自碼U 6 (16)至碼C2(2)描繪出一路徑，因此碼C16(16)與c2(2)並 未正交。相反地，碼C1 6(1 6)與碼C8( 7)係互相^交。自 C1 6(1 6)至C8 (7)描繪出一路徑時，係包含使用兩個向上方 之連接線、及一向下方之連接線。 為了使通信訊息之間的干擾最小化，希望僅分派互相 正交之碼。亦希望藉一最佳化方式來分派碼，使得可有最 多數量之正交碼提供使用。於一正在運作之無線通訊系統 中’將分派與釋放該等碼’而未最佳化之碼分派可能降低 系統之容量。 一 第二A圖係一未最佳化之〇vSF碼分派的圖式。使用〇VSF 之問題在於，如何有效率地使用碼。當分派及釋放碼後， 碼C16(16)、C16(13)、C16(9)、及C16(5)仍保持有效，其 係以填滿圓形表示。為了防止分派未與該等碼正交之一 碼，需阻擋分派該等碼上方之所有碼，而以一「X」表 示。緣是，可使用C16(5)來阻擋C8(3)、C4(2)、C2(l)、 及Cl(l)。如第二A 圖所示，Cl(l)、C2(l)、C2(2)、C4 (2)、C4(3)、C4(4)、C8(3)、C8(5)、C8(7)、及C8(8)等 總共十個碼將受阻擒。由於係分派十六個碼予四個擴展因 素（SF)，因此無任何SF 2碼可用，且僅一個SF 4碼有效可 用。緣是，將無法支援需要一SF 2碼或多重SF 4碼之服 務。 第二B圖係顯示一種四個s F 1 6碼的有效率分派。已使 J279101__ 五、發明說明（3) C8 用碼C16(16)至C16(13)。僅Cl(l) 、C2(2) 、C4(4)、 (8 )、及C 8 ( 7 )等五碼，將因該分派而受阻擋。結果 SF 2碼及三個SF 4碼將有效可用，以支援額外服務 B圖之分派將允許較第二A圖者更為自由之碼分派。 緣是，亟需可供替代之碼分派方法。 内容 本發明包括一種用於直角可變擴展因素（〇VSF)碼分 派、分配解除（de-ali〇cation)、與碼樹剪枝之系統及其 複數個方法。本發明亦包括〇VSF碼識別及儲存方案。其中 提供了用於碼樹剪枝、碼分派、及分配解除之複數個具體 實施例。$等具體實施例可應用至有槽與非 存取系統中。 曰刀^夕里 合一預没中間碼之碼分派方案使用的流程圖。 貫施方式 二設一備無綠行發動射電包括但不限於-使 或能夠在一無線瑷捽士 p ^ U疋忒仃動用戶早、 第一 si伤泉兄中刼作之任何其他型式裝置。 (議）裝置L 具有一無線電資源管理 連結之一記憶體於刀二釋放碼。_裝置46具有與其相 用於儲存碼分派及其他資訊。一節點8 1279101 五、發明說明（4) 具有一碼分派裝置42，其可自RRM裝置46接收資源分配。 碼分派裝置42係將碼分派至上鏈、下鏈、或該兩者之通 訊。一發射器（TX) 40係使用下鏈碼分派，且經由無線界面 2 2之（複數個）下鏈頻道3 6來傳遞通信訊息。一接收器（R X ) 38係使用上鏈碼分派，而在（複數個）上鏈頻道^上接收通 信訊息。一WTRU 20具有一碼分派裝置32，以分派上鏈與 下鍵碼。可將該等碼分派自RRM裝置46、藉信號通知WTRU 2 0。TX 2 8係使用上鏈碼分派來傳送上鏈資訊，而Rχ 3 〇係 使用下鏈碼分派來接收下鏈通信訊息。 以下係分派及/或重新分派0SVF碼之具體實施例。第四 圖係用於識別碼樹中之碼的一較佳技術圖式。在第四圖之 技術中，係以連續數字來識別碼。擴展因素1碼c丨（^係識 別為1。擴展因素2碼係識別成：C2(2)為2，且C2(l)為3。 擴展因素8碼係識別成：C8(8)為8、C8(7)為9、C8(6)為 10、C8(5)為 11、C8(4)為 12、C8(3)為 13、C8(2)為 14、C8 (1)為1 5。擴展因素1 6碼係識別成：c 1 6 (1 6 )為1 6、C1 6 (15)為 17、C16(14)為 18、C16(13)為 19、C16(12)為 20、 C16(ll)為21 、C16(10)為22 、C16(9)為23 、C16(8)為24 、 C16(7)為25 、C16(6)為26 、C16(5)為27、C16(4)為28 、 C16(3)為29、C16(2)為30、C16(1)為31。對於譬如FDD(分 頻雙工）/CDMA等使用大於16之擴展因素的系統，仍將據此 來擴張碼樹。儘管第四圖係圖解某一種數字方案，然而亦 可使用其他型式者。更明確地，橫跨各列的連續編號，可 由右至左、或以另一順序達成。 1279101 五、發明說明（5) 如第四圖之底部所示，可藉擴展因素來組合連續碼識 別符號’且使該等者保持連續。更明確地，S F 1 6之識別 符號係識別符號1 6至3 1。利用這種碼識別符號技術，將容 許碼分派僅需要較小之儲存空間。第五圖係關於這種碼分 派儲存之圖式。每一碼識別符號1至3丨皆具有一相關之位 元或字組481至483 1，以指示該碼目前之狀態，譬如「目 前已分派」、「已受阻擋」、或「有效可用」。一「已受 阻擋」碼係因另一「目前已分派」碼而無法分派的一碼。 更明確地，倘若C16(l)、C16(2)、C4(1)、C2(1)、或C(l) 業已使用，則C8 (1)將受阻擋。亦可提供額外之狀態資 例如亦可提供用於指示受阻擋碼之數量的一指示資 故種碼識別儲存方法大體上允許一簡明向量來包含碼 訊，而不利用某些表列或表格型式。然』，可結合 之二、:i格、表列或其他儲存技術，來使用或適應以下 之碼分派方法。 * 位元一係種扣較佳之碼狀態字組係利用一兩位元之元素。第一 而，不碼是否受阻擋。「〇」係指示出 兩碼而受阻擋。其巾「〇」係二之ψ某；碼或子樹中之全部 則指干Ψ # ’、才曰不出该某一碼者，而「1 、t不出遠王部兩碼者。譬如， 」 「10」；倘若已使用碼二二且；此可標示為 9則碼4將因其子樹中之全部

第9頁 兩碼所阻；，I m 倘右一碼目前正在使 01」較佳地係指示出，此時 用，則將：押：r「b標示為「u 間槽中為〇〇」。 —T…、法使用該碼。 —車/佳六剪圖枝係Λ於譬如tdd/cdma等有槽隱通訊系統中之 來的碼彈：，係-種碼重新分派，以允許未 碼剪枝，❻亦可二馨：二：：描述-由左至右方式之 在步驟1 0 〇中传Λ ° 工等其他的碼分派順序。 該呼叫。f&Ii—新的呼叫，且將複數個瑪分派至 施可能的第一時間槽開始，以實 中，捭2、4 R新刀派。更明確地，在一TDD/CDMA系統 槽、‘為第、】槽及上？：輸’且槽2可視作第- 槽中擴展因辛/ 驟102中，可鐘定時間 間槽中並益任何=2左側有效可用碼。倘若第-時 時間槽，ϊ到一;；Γ文；用二則將繼 述自一最古捵s ·、、為止铋g弟六圖中之流程圖係描 J =因素運動至最低者，但亦可由最 冋、或另一順序來處理。 取 在步驟1 〇 4中，告重p 中，能& * /#田 判定出在任何時間槽 月匕夠向左運動至該時間槽中的一最高SF碼。在步驟 碼亦可使5亥業已判定之碼向左方改換位置。倘若其他 二η工運動，則在步驟丨丨2中亦可使該等碼改換位 v驟1 06及1 08將對次一時間槽重複該位置改換程序。 已無任何時間槽尚未鑑定，則在步驟114及118中將對 -人冋之擴展因素實施該向左側之位置改換。可重複實施該

第10頁 五、發明說明（7) 程序，直到達成譬如SF】等最低擴 116。較佳地並不改換呈有一 為止’如步驟 將在該處終止。換-有”為1之碼的位置’且該程序 較佳地係在每一新呼叫後引發第六圖之演瞀 她 之，該演算法係由樹之最低層起始、且最、^。: 及碼開始剪枝。倘若一碼可向左改換至任何位：之：：槽 =動。當最低層令全部可能的碼皆已，j:: 將向上運動一階層且重複相同程序。 ^法 達最高層之前-層為止(亦即，在TDD之情；^硬=抵 典型地無需改換位置）。 SF 1之碼 依照，第七圖之另一方法係將樹剪枝 ，内之剪枝。這種碼處理方法亦可應用 HI 之最右側碼。倘若最右側之最高SF二二 步职24中向左改換位置，則 在 位置。物-最高SF可在步驟132中向 其將在步驟130中改換位置。在步驟126中，可依：則— 較低擴展因素重複向左改換位置、、母一 如心之最⑽後，該程序:Li束步驟128中抵達譬 總之，當每一新呼叫到達後，即引發 法。該演算法係以樹之最低層碼、且向左側：之二异 倘若一碼可向左改換至任何位置，則 =j。 具體實施例中，每一碼皆將改換位置至儘=的，較佳 當最低層中全部可能的碼皆已運動後，該演=將工則。 五、發明說明（8) 階層，且重複相同程序。 層之前一層為止。 且判抵達最尚 第八圖係樹剪枝之另_較佳每 _ :ϊ:ί! 減少。附加地，使關於重新ίΐ =操作(T;he卿。這種演算法亦留意樹二：： 护馆* t ^ 馬树片段係用於度量該樹内受阻 數量。儘管係以本方法在—有槽圓系統中之幸Γ佳 應用來說明該方法，然而其亦可應用至非有 广佳 虽在步驟134中已有譬如「χ」個等某一特定數量之 每一日士門播士防IΓ 初始時，該演算法係在 令間槽中€思樹片段。倘若至少其中—該等樹在步驟 ,中分裂成超過譬如Τ等某一特定臨界值之片段，貝"演 :f將在步驟138中自最低層碼起始、且由最右側之時間 Z及碼開始f枝該樹。倘若在步驟！ 5〇中可將一石馬向左 ，幻壬何其他位置，則該碼將運動’ I更新譬如由—變數 um〜real 1」追蹤、又可記錄改換位置次數的_ 偏若在步驟152中達到最大之改換位置次數，則 2 m:若尚未達到最大之改換位置次•，則繼續 4次异法。在步驟154及142中，當最高擴展因素中全 :能碼皆已運動後，該演算法將向上運動至次高之擴展因 素且重複相同之程序，如步驟146及148。在步驟148’、、156 :’將對每一較低擴展因素重複該程序，直到最低擴展因 常為止。 、 五、發明說明（9) 亦可使用這種碼管理方案之變型。可由右至左八 用於=低^之碼，而由左至右地分配具有高SF之碼，刀因配μ 狄^ =似服務之碼將可集中於相同時間槽中。碼 t ，法亦可利用_管理方案，以提供優先權予請 或低SF的新到達呼叫。 八问、 —斤第九圖係用於分派〇VSF碼之_較佳演算法。儘管 =异法可用於眾多應用中，但該演算法較佳地係用於D種 TDD/CDMA之上鍵碼分派中。該較佳演算法係使用—碼向旦 第四圖之碼樹，其中該碼向量具有里 狀態元素。 岍钆 < —位7L碼 初始時，譬如為Γχ」之一變數係設為卩，其中 分派之碼的SF ’如步驟20G。步驟202係檢查 呈有ς 之一初始節點是否閒置（ν(χ)=「〇〇 ，，、有 2〇4中檢查根源（parent)節點（且…、則在步驟 節點X。在f fj8中係將代表該分派之一變'數「2Γ」ζ分為派 X」，且孩演异法將繼續前進至步驟2 2 〇。 ’、、、 倘右根源卽點尚未受阻播，則分 化（「_—」〜」，:=6即點將無法最佳 將檢查次一節點(χ=χ+1)。在心。驟：6:在步驟208中 ’ 社步驟21 〇中，倘若讀呤一笳戰 具有相同SF(X<2*Q)，則該演算法將移動至步右驟 斷該節點是否最佳化。#否’則在步驟212中選擇 「non一optimal」節點來分派。步驟214中係將 $ 設為「n〇n —〇Ptima1」，且該演算法將繼續前進至步驟 1279101 五、發明說明（10) 220 ° 步驟220係將節點3之元素標示為（v(s))=「u」。 驟222中，可將具有低於該分派節點SF之一SF的相連々步 點更新〇JpN〇de=[s/2])。在步驟22 4中，倘若UpN〇de==〇即 則係指不所有節點皆已更新，而該演算法將繼續前進 驟234。，偏若並非為v(UpNode)=「〇〇」，則步驟226中將二 示出該節點為有效可用，而在步驟2〇8中指示該節點受阻曰 擋（v(UPN〇d=「1〇」）。在步驟23()中將檢查次高節點^具 一較低 SF 者）（UpNode=[UpNode/2])。倘若 v(upN〇de)=、 「11」:如步驟232(其指示該節點過去係由某一碼阻撞， 且現在係由兩個碼阻擋），則朝向該樹上方實施之程序曰 在步驟234中完成。 在步驟23 6中，該演算法將繼續向下更新該樹（起始 D〇wnN〇de = S*2)。在步驟2 38中，目前節點下方待檢查之節 點數量為2(起始number —nodes = 2)。步驟240中，該演算法 將檢查是否已通過該樹底端（D〇wnN〇de<32)。倘若已通過 該底端，則在步驟254中即完成更新。倘若尚未通過該底 端，則將在步驟242中起始一計數值（initialize c〇urlt = 0 ))。在步驟2 4 4中，該計數值所指示之節點將受阻擋（v (0(^1^〇(16 + (：〇11111:)=「11」）。步驟248中，該演算法將使 該計數值增量，而繼續前進至次一節點（c〇unt = c〇unt + 1)。在步驟248中，倘若該計數值小於number —nodes，則 該演算法將檢查次一節點，且前進至步驟2 4 4。倘若該計 數值大於或等於number —nodes，則該演算法將在步驟250 第14頁 1279101

中檢查該樹中之較低階層（D〇wnN〇de = 2*D〇wnN〇de)。在斗 驟25>2中，較低階層中所檢查之節點將倍增。 ’夕 社^第圖係在業已釋放（解除分配）一碼後再更新樹的較 =肩异二。在步驟256中係將一變數「s」設定為業已解 为配之節點的數值。步驟258中係將該節點§標示為卜Μ (S): Υ 00」）。步驟260中係更新該樹中之較高節點 (in/tialize UpNode二[s/2])。步驟2 62中係檢查是否已通 過該樹頂端（UpNode = 0)。倘若已通過該樹頂端，則在步驟 2 72中將檢查該樹中之較下方節點。倘若並未通過該頂 端，則步驟264中將由某一碼來阻擋目前之節點（v (UpNode)=「1〇」），而步驟266中則將該節點標示為有效 可用（v(UpNode)=「00」）。該演算法將繼續前進，以在步 驟268中檢查該樹中之次高節點（UpN〇de=[UpNode/2])，且 鑪凟异法將檢查該節點。倘若已由兩碼來阻擒該節點，則 在步驟270中將其設為由某一節點阻擋卜（111^〇(16)= 「10」）。 為了向下更新該樹，可在步驟2 74中將「〇0〜1^0(16」變 數初始化（D 〇 w η N 〇 d e = S * 2 )。在步驟2 7 6中係將該節點下方 之更新節點數量初始化（number一nodes = 2 )。倘若已通過該 樹底端（0(^111^〇〇1> = 32)，則業已在步驟292中更新該樹。若 否（DownNod<32)，則可在步驟280中將一計數值初始化 (count = 0)。可使該計數值所指示之節點閒置而得以分派 (¥(0〇«[111^〇(16 + (：〇11111:)=「00」），如步驟282。在步驟2 84 中 可將該計數值增量（count = count + l )。倘若並未超過更新

第15頁 1279101 五、發明說明（12) 之節點數量（count<number一nodes)，則在步驟286中將對 次一計數值重複實施更新。倘若已超過（count〉 = number_nodes)，則將在次一步驟288中朝向該樹下方檢 查次一階層（DownNode = 2*DownNode)。較下方階層中待分 析卽點的數量’係先前階層者之兩倍（n u m b e r _ η 〇 d e s = 2 *number一nodes)，如步驟29 0，且重複實施更新。 本發明之一具體實施例係有關於3GGP W-CDMA之TDD模 態的預設（default)中間碼分配方案之碼分派。中間碼係 TDD貫體頻道架構之一部份。TDD存在有不同的中間碼分配 方案。其中之一為可應用至上鏈與下鏈兩者的一特定WTRU 中間碼分配。對於該特定WTRU中間碼分配，一特定中間碼 係明確地分派予一特定使用者之全部頻道。另一方案則為 亦可應用至上鏈與下鏈兩者之預設中間碼分派。在這種方 案中’其使用之中間碼係由中間碼、與已受分派之頻道化 碼之間的一既定結合關係（a s s 〇 c丨a t i 〇 n)所決定。 另一方案係僅可用於下鏈之通用中間碼分配。在這種 f案中、，可將一通用中間碼分配予一特定時間槽中之全部 實體頻道。對於該特定WTRU及通用中間碼方案，可將碼分 派予使用者，而無需考慮中間碼分派。 然而\對於預設中間碼而言，中間碼與頻道化碼之間 的…口關係可用於該碼分配方案。可根據標準規範所定義 及】ceu值’而應用不同之結合關係。爆發型 2…、荨兩者，可譬如藉由一操作及保養（0M)功 月"*、或§如無線電資源管理（MM)動態頻道分配（DCA)等益

1279101 — 五、發明說明（13) 線電網路控制器（RNC)中之一 槽各別獨立地配置。可妳由益匕’ 〃而在⑽0中對每一時間 蜒理，而以佗旒通知訂㈣該配 ”口呢 合關係。 且因此使WTRU得知該結 對於預没中間石馬分配，中門 以=ΓΓ“關於一單-主要頻=碼=次; 化竭；只有當亦分配該相關主要與2關之主要頻道 相關认h m I 0日 要馬日t，才可分配次要碼； WTRU ·、以丄斜二：之全部頻道化碼，僅可分配予相同之 皆視為通用及特獅中間碼分配，可將所有碼 —為了對預設中間碼方案實施碼分派，較佳地可提供每 中二-額外旗標’以指示其為一主要或次要頻道化碼，一 相j碼標誌（亦可稱作一碼群標誌），其可為Kcell個互不 之可能數值的其中之一（譬如0至KceU -1)，及一標 ’用於WTRU結合關係。 中門1十一圖係取代第九圖之步驟200至220，而用於預設 定瑪方案之碼分配的流程圖。由於每一碼皆相關於一給 每j中間碼’因此可將該用於WTRU結合關係之標記提供至 間石頻道化碼、或僅提供至每一中間碼。與一WTRU之一中 碼的結合關係’即意味著其與該WTRU之結合關係。 用亥程序企圖為一給定使用者（WTRU)尋求最佳的有效可 馬（標示為「0 〇」之碼）。第一（最希望）的選擇係一次要 第17頁 1279101 ------- 五、發明說明（14) 碼二其係相關於已分派 —

1:之碼分類為-第1類碼使笛用者之-中間碼。可將這種 阻擋之—根源（標示為「1〇弟二選擇係具有已由某一碼 將分類為一第2類碼。第三^之根源）的一主要碼。這種 源的一主要碼，其可分類擇係具有尚未受阻擋之一根 用者之一中間碼相關的次要—第3類碼。與屬於一不同使 儘管較佳演算法係自瑪’將不作為分派之用。 左向右掃瞄’但亦可使用装"亥匕層之最左侧碼開始’由 可屬於任何一類，則將對ς:掃瞄方向。倘若有效可用碼 別。倘若尋得一第⑼碼—有效可用碼判定其所屬之类貝 當掃猫停止但仍未尋得一第-中間分派。否則， 甲之敢左側碼來作可能的分派。 頰 以2變數係用於較佳演算法中：用於一第2類碼的 Optimal—primary及用於一第3類碼的

Non—Optimal—Primary。一變數χ將初始化成擴展因數之值 x = Q，如步驟3 0 0。卩係分配之碼SF D〇ptimal—Primary及

Non—Optimal—Primary皆設為零。步驟320係檢查變數v(x) 是否等於「00」，其中該「00」係指示其閒置。倘若x為 一次要碼，如步驟304，且將相關於碼X之中間碼分派予使 用者，如步驟306，則步驟308將使選定之碼S設定為X (s = x)。接著，該演算法將跳至步驟336。 倘若X並非為一次要者而係一主要者’如步驟31 0，且 〇ptimal__Primary = 0，如步驟312(尚未發現任何一最佳化 碼為最佳化者），則當未尋得一次要碼時’將保留最左侧

第18頁 1279101 五、發明說明（15) 主要碼作為最佳化者，以於稍後使用。步驟3丨4係檢查根 源碼是否已由某一碼阻擋（v(x/2)=「10」）。若然，則^ 驟320可將Optimal_Primary設定成目前之x (Optimal—Primary：=〇)，且步驟 322 將檢查次一碼（χ = χ + 1 )。倘若根源碼已受阻擋，則步驟3丨8將實施一檢查，來 判定是否尋得一非最佳化主要碼。接著，步驟322將 次一碼（χ = χ + 1)。 — 在步驟324中，倘若次一碼仍屬於相同擴展因素内（χ〈 *Q)，則將對次一碼重複該程序，且該演算法將前進至+ 驟320。倘若次一碼不屬於相同擴展因素内，則步驟“/ 實施一檢查，以判定是否尋得一最佳化主要碼 (Optimal—PrimaryM)。倘若已尋得一最佳化主要碼， 步驟328可將該碼設定成最佳化主要（s = 〇ptimai p 者。在步驟330中係將受分派碼s之中間碼分派予使用者y。) 倘右在步驟332中尋得—非最佳化主要碼 (N〇n-〇Pthal_Primary = 0)，則步驟 334 可將 s 設定成 佳化主要（S = N〇n_〇ptimal—Prima 最 將受分派碼S之中間碼分派予 者a 驟330中，可 後，步額6可將該受分派=用Ϊ °當已分派該中間碼 「M 、 。η ， 辰碼知不為已分派（V(S) = 「11」）’且因此可在步驟338中 要或主要碼有效可用，則盔法八，”、、及。倘右無任何次 由於分配解除程序僅包括法/新2 碼分派加上一額外步驟時，即可使用3、因此虽預设中間 序。當完成解除分配一主要 ；碼分配解除程 ^ 即可使相關於該碼之中 第19頁 1279101 五 、發明說明（16) ------- 間碼與使用者（WTRU)解除相關。 較佳地，可在已決定哪 的每辦,..w 、疋那一，需解除分配後引發該程序 的貝體（entity)(譬如一盔綠+ ^ ^ ^ 甚一+西 無線電資源管理功能），將確保倘 八 碼之王部次要碼皆未受分派時，僅該主要碼可解 確i ^ 一可選擇地在分配解除程序開始處加入一步驟，以 解二：一主要碼之相關次要碼仍受分派時，該主要碼並未 解除$ &彳向右仍有任何相關次要碼受分派，則退出分配 ’、壬序且指示一碼分派已失敗。

第20頁 1279101 圖式簡單說明 弟一圖係一 0 V S F碼樹之圖式。 第二A及第二B圖係碼分配及其所造成之受阻推碼的圖 式。 第三圖係一0VSF碼分派系統之簡化方塊圖。 第四圖係一較佳0VSF碼識別方案。 第五圖係一碼向量之圖式。 第六圖係用於多重時間槽上0VSF碼樹剪枝之流程圖。 第七圖係0VSF碼樹剪枝之流程圖。 第八圖係週期性碼樹剪枝之流程圖。 第九圖係0VSF碼分派及碼樹更新程序之流程圖。 弟十圖係0 V S F解除分配及碼樹更新寇成 ° 咕、 丨征斤之流程圖0 弟十一圖係修飾第八圖而結合一預今由 方案使用的流程圖。 又中間碼之碼分派 元件符號說明 20 無線發射/接收單元（WTRU) 節點B 無線電網路控制器（RNC) 接收器 上鏈頻道 接收器 碼分派裳置 無線電資源管理（RRM)裝置 24263034384246 222832364044 無線界面 發射器 瑪分派裝置 下鏈頻道 發射器 記憶體

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Claims (1)

1279101 六、申請專利範圍 1. 一種在一分碼多重存取通訊系統中重新分派一直角可變 擴展因素（0VSF)碼樹之碼的方法，該碼樹具有擴展因素互 異的複數個碼、及具有介於該等擴展因素互異之碼之間的 複數個分支’當該碼樹之一特定碼已受分派’則措由該等 分支之一而連接至該碼的該碼樹之一較低擴展因素碼將受 阻擋而無法分派，而當該碼樹之一碼已受阻擋，則該樹中 藉由該等分支路之一而連接至該碼的一較低擴展因素之該 樹之一碼將受阻擋而無法分派，該方法包含： (a) 找尋於一時槽中之最高擴展因素之一碼；

(b) 決定該最高擴展因素碼進入該時槽中之一左方碼 之一移動是否有效； (c) 當該移動有效時，重新安置該最高擴展因素碼至 該時槽之最左方有效碼中；以及 (d) 對下一個較高擴展因素重複步驟（a)-(c)。 2. 如申請專利範圍第1項所述之方法，其中該通訊系統係 使用多重時槽，且更包含： (e) 於另外的時槽中執行步驟（a)(d)。 3. 如申請專利範圍第2項所述之方法，其中該另外的時槽 係為於一向右方向的一下一個時槽。

4. 如申請專利範圍第1項之方法，更包含： (f) 當重新安置的數目到達一預設數目時，停止步驟 (a)-（d)。 5. 如申請專利範圍第1項之方法，其中步驟（a)-(d)係請求 於每一預先定義數目的新呼叫到達。

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