TWI327836B - Method for reassigning codes of orthogonal variable spreading factor (ovsf) code used in code divisional multiple access communications - Google Patents

Description

1327836 九、發明說明： 【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。為了使傳輸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輪之 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1圖係直角可變擴展因素(OVSF)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 1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256或512。 第1圖係具有—最大舰时為16之-GVSF碼樹的 圖式。該樹具有擴展因素為1之-碼。具有-數值「卜！」 之C2(2)、及具有—數值「卜-1」之C2⑴等兩碼，係具有 5 2°C4(4)至C4(1)等四碼具有一擴展因素4。C8(8) s八碼具有一擴展因素8 ’ * C16(16)至C16(l)則具 5 1327836 各線段係用於連接樹中未互相正交之樹單體碼。由線段 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C16(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C16(16)與碼C8⑺係互相正交。自C16(16)至⑶⑺ 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。 為了使通彳§訊息之間的干擾最小化，希望僅分派互相正 父之碼。亦希望藉一最佳化方式來分派碼，使得可有最多數 量之正父碼提供使用。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。 第2A圖係一未最佳化之0VSF碼分派的圖式。使用 OVSF之_在於，如何有效率地使㈣。#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「χ」表示。 緣是，可使用C16(5)來阻擋C8(3)、C4(2)、C2(l)、及C1⑴。 如第 2A 圖所示，C1⑴、C2⑴、C2(2)、C4(2)、C4⑶、c4(4)、 C8(3)、C8(5)、C8⑺、及C8⑻等總共十個碼將受阻擋。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SF4碼有效可用。緣是，將無法支援需要一 SF 2媽或多重sf 4碼之服務。 1327836 第2B圖係顯示一種四個SF 16碼的有效率分派。已使 用碼 C16(16)至 C16(13)。僅 Cl(l)、C2(2)、C4(4)、C8⑻、 及C8(7)專五碼’將因該分派而受阻播。結果，一個SF 2碼 及三個SF4碼將有效可用，以支援額外服務。第2B圖之分 派將允許較第2A圖者更為自由之碼分派。 緣是，亟需可供替代之碼分派方法。 【發明内容】 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-all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 用於碼樹紐、碼分派、及分解除之複數個具體實施例。 該等具體實_可應駐錢與非有槽分碼多重存取系統 中。

【實施方式】 用者祕射触單元(WTRU)包餘稀於^ 行動電話基地台、_或行動用戶單元、3 夠在—無線環境中操作之任何其他型式裝置。 式。碼分派之―無、線通訊系統的簡化圖 (峨具有—絲電資源管理 相連結於分派及釋放碼。她裝置46具有與其 具有1八用於儲存碼分派及其他資訊。-節㈣ 刀派裝置42,其可自麵裝置46接收資源分配。 7 1327836 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22之 (複數個)下鏈頻道36來傳遞通信訊息。一接收器(RX)38係 使用上鏈碼分派，而在(複數個)上鏈頻道34上接收通信訊 息。一 WTRU20具有一碼分派裝置32 ,以分派上鏈與下鏈 碼。可將該專碼分派自RRM裝置46、藉信號通知WTRU 20。 TX 28係使用上鏈碼分派來傳送上鏈資訊，而狀3〇係使用 下鍵碼分派來接收下鍵通信訊息。 以下係分派及/或重新分派OVSF碼之具體實施例。第4 圖係用於識別碼樹中之碼的一較佳技術圖式。在第4圖之技 術中’係以連續數字來識別碼。擴展因素i碼Ci⑴係識別 為卜擴展因素2碼係識別成：C2(2)為2，且C2⑴為3。擴 展因素8碼係識別成：C8(8)為8、C8⑺為9、C8⑹為10、 C8(5)為 1卜 C8(4)為 12、C8(3)為 13、C8(2)為 14、C8(l)為 15。擴展因素16碼係識別成：C16(16)為16、C16(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、C16⑹ 為 26、C16(5)為 27、C16⑷為 28、C16⑶為 29、C16(2)為 30、C16⑴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4 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0 如第4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，SF 16之識別符號 係識別符號16至31。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5圖係關於這種碼分派儲存 之圖式。每一碼識別符號1至31皆具有一相關之位元或字 組481至4831’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「目則已分派」碼而無法分派的一媽。更明確地，倘若 C16(l)、C16(2)、C4(l)、C2(l)、或 C(l)業已使用，則 C8⑴ 將受阻擋。亦可提供額外之狀態資訊，例如亦可提供用於指 示受阻擔碼之數量的一指示資訊。 這種碼識別儲存方法大體上允許一簡明向量來包含碼 分派資訊，而不利用某些表列或表格型式。然而，可結合一 向量、表格、表列或其他儲存技術，來使用或適應以下之碼 分派方法。 -種較佳之碼狀態字組係利用—兩位元之元素。第一位 元係指示碼是否纽擔。「Q」係指示出該碼並未受阻播， 而「！」則指示出該碼已纽擋。第二位元係指示，該碼是 否因其子樹(SUb_tree)巾之某—碼或子射之全部兩碼而受阻 擋。其中〇」係指示出該某—碼者❿「丨」則指示出該全 部兩碼f。譬如’倘若碼8正在伽竭9侧置，則碼4 將僅因單碼而叉阻擔，且因此可標示為「1〇」；倘若已使 用碼^及9「則碼4將因其子樹中之全部兩碼所阻撞，而因 ，標不為11」。倘碼目前正在使用，則將其標示為 00」。G1」錄地係指示出，此時間射無法使用該碼。 第6圖係用於譬如TDD/CDMA等有槽CDMA通訊系統 中之一較佳剪枝方法。碼樹剪枝係一種碼重新分派，以允許 未來的碼分派更具彈性❶儘管以下係描述一由左至右方式^ 碼剪枝，但亦可使用譬如由右至左等其他的碼分派順序二 在步驟100中係加入一新的呼叫，且將複數個碼分派至 該呼叫。剪枝係於-組時間槽之-第一時間槽開始，以實施 可此的分派及重新分派。更明確地，在一 TDD/CDMA系統 中，槽2、4、6、及10可用於上鏈傳輸，且槽2可視作第= 槽、槽4為第二槽，以此類推。在步驟1〇2中，可鑑定時間 槽中擴展因素(SF)隶向之最左側有效可用碼。倘若第一時間 槽中並無任何該SF之碼有效可用，則將繼續搜尋後續之時 間^直到尋得-碼為止。儘管第6圖中之流程圖係描述自 -最高擴展因素勒至最低者，但亦可由最低至最高、或另 一順序來處理。 在步驟104 +，當尋得一碼後，可判定出在任何時間槽 中，能夠向左運動至該時間槽中的一最高证碼。在步驟^ 中，可使該業已判定之碼向左方改換位置。倘若其他碼亦可 向左運動’則在步驟112中亦可使該等碼改換位置。步驟ι〇6 及108將對次-時間槽重複該位置改換程序。倘若已無任何 時間槽尚未鑑定，則在步驟m及118中將對次高之擴展因 素實施該向左側之位置改換。可重複實施該程序，直到達成 譬如SF !等最低擴展因素為止，如步驟116。較佳地並不改 換具有- SF為1之碼的位置，且該鱗將在該處終止。 1327836 較佳地係在每-新呼叫後引發第^圖之演算法。她 該演算法係由樹之最低層起始、且自最右側之時間槽 若一碼可‘向左改換至任何位置，則該碼“動: 田取低層中全部可能的碼皆已運動後，該演算法將向上1 -階層且重複相同料。可_重複，直舰達最高 ==亦即’在TDD之情況下’SF1之碼典型地。

，照第7圖之另-方法係將樹剪枝限制於在各別時間样 内之剪枝。這種碼處理方法亦可應用至非有槽系統中。玲 步驟120中將財叫分派至—碼後，即在步驟122中選^且 有一最高SF之最右側碼。倘若最右侧之最高卯碼可在步驟 121中向纽換位置，則該碼將在步驟13G +向左改換位少置。 倘右另SF可在步驟132巾向左改換位置，則1將在 步驟no中改換位f。在步驟126巾，可依序對每_較低擴 展因素重複向左改換位置。當在步驟128中抵達譬如sf】 之最低SF後，該程序及結束。 _〜之菖母新，叫到達後’即引發苐7圖之演算法。 該演算法係靖之最低層碼、且向左側碼開始雜。倘若一 玛可向左賴至任何位置，職碼將職。在較佳具體實施 例中’每一碼皆將改換位置至儘可能遠的左側。當最低層中 全部可能的碼皆已運動後，該演算法將向上運動一階屏，且 重複相同程序。可繼續重複，直到抵達最高層之前―層^止。 第8圖係樹剪枝之較佳具體實施例。這種演算法僅 11 1327836 週期性地動作，且限制改換位置之最大次數。這種方法可使 需求的總處理量減少。附加地，亦可使關於重新分派之輔助 操作(overhead)減少。這種演算法亦留意樹中之碼片段 (fragmentation)。碼樹片段係用於度量該樹内受阻擋碼之數 量。儘管係以本方法在一有槽CDMA系統中之較佳應用來 說明該方法，然而其亦可應用至非有槽系統中。 當在步驟134中已有譬如「X」個等某一特定數量之新 到達的呼叫後，即引發該演算法。初始時，該演算法係在每 一時間槽中留意樹片段。倘若至少其中一該等樹在步驟136 中分裂成超過譬如T等某一特定臨界值之片段，則該演算法 將在步驟138中自最低層碼起始、且由最右側之時間槽及碼 開始剪枝該樹。倘若在步驟15〇中可將一碼向左改換至任何 其他位置’則該碼將運動，且更新譬如由一變 追縱、又可§己錄改換位置次數的一計數值。倘若在步驟152 中達到最大之改換位置次數，則該演算法將停止。倘若尚未 達到最大之改換位置次數，則繼續該演算法。在步驟154及 142中’當最向擴展因素中全部的可能碼皆已運動後，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中，將對每一較低擴展因素 重複該程序，直到最低擴展因素為止。 亦可使用這種碼管理方案之變型。可由右至左地分配具 有一低SF之碼，而由左至右地分配具有高SF之碼，因此用 於相似服務之碼將可集巾於補時間槽巾。碼樹剪枝演算法 亦可利用該碼管财案，以提供縣舒請求—高、或低sf 12 1327836 的新到達呼叫。 第9A及9B圖係用於分派〇VSF碼之一較佳演算法。 仏官故種演算法可用於眾多應用中’但該演算法較佳地係用 於fDD/CDMA之上鏈碼分派中。該較佳演算法係使用一屬 向1及第4圖之碼樹’其中該碼向量具有如上所述之二位元 碼狀態元素。 初始時，譬如為「X」之一變數係設為Q，其中Q係需 要分派之碼的SF，如步驟2〇〇。步驟202係檢查樹中具有該 SF之一初始節點是否閒置(ν(χ)=「〇〇」”若然，則在步驟 2〇4中檢查根源(parent)節點(具有一最低擴展因素之相連接 節點)是否已受阻擋。若已受阻擋，則在步驟216中分派節點 X。在步驟218中係將代表該分派之一變數rs」設為Γχ」， 且該演算法將繼續前進至步驟220。 倘若根源節點尚未受阻擔，則分派該節點將無法最佳化 (「non—optimal」=「X」），如步驟2〇6。在步驟2〇8中將檢 查次一 gg點(x=x+l)。在步驟21〇中，倘若該次一節點具有相 同SF(x<2*Q)，則該演算法將移動至步驟202，以判斷該節 點是否最佳化。若否，則在步驟212中選擇「n〇n_〇ptimal」 節點來分派。步驟214中係將變數「s」設為「non_optimal」， 且該演算法將繼續前進至步驟220。 步驟220係將節點S之元素標示為(v(s))= Γ11」。在步 驟222中，可將具有低於該分派節點SF之一 SF的相連接節 點更新(UpNode=[s/2])。在步驟224中，倘若UpNode=0，則 13 1327836 有節點皆已更新，而該演算法將繼續前進至步驟 倘若並非為v(UpNode)=「〇〇」n _ 屮兮t p /」⑷步驟226中將指示 =點為有效可用’而在步驟·中指示該節點受阻擔 (v_od= 10」）。在步驟23〇中將檢查次高節點(具有一較 低 SF 者)(UpNode=[UpN()de/2])。倘若 ν(υ__「^ ， 如步驟232(其指示該節點過去係由某—碼輯1現在係由 兩個碼阻擋)’則朝向該樹上方實施之程序即在步驟234中完 成0 在步驟236巾，該演算法將繼續向下更新該樹(起始 D〇WnNode=S*2)。在步驟238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，該演曾法 將檢查是否已通過該樹底端(DownN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(initiaiize eount=〇))。在步驟 244中’該計數值所指示之節點將受阻擋 (v(DownNode+count)=「11」）。步驟248中，該演算法將使 該计數值增置’而繼續前進至次一節點(counhcount+i)。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244。倘若該計數值大於或 等於mmiber_nodes，則該演算法將在步驟250中檢查該樹中 之較低階層(DownNode=2*DownNode)。在步驟252中，較 低階層中所檢查之節點將倍增。 第10A及10B圖係在業已釋放(解除分配)一碼後再更新 樹的較佳演算法。在步驟256中係將一變數「S」設定為業 1327836 已解除分配之節點的數值。步驟258中係將該節點s標示為 free(v(S)=「00」）。步驟26〇中係更新該樹中之較高節點 (mitialize UpNodeiW])。步驟262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272中將 杈查該树中之較下方節點。倘若並未通過該頂端，則步驟 中將由某一碼來阻擋目前之節點(v(UpN〇de)=「1〇」），而步 驟266中則將該節點標示為有效可用(v(UpN〇de)=「〇〇」）。 該演异法將繼縯前進，以在步驟268中檢查該樹中之次高節 ^ 點WPNodHUpNode/2])，且該演算法將檢查該節點。倘若 已由兩碼來阻擋該節點，則在步驟270中將其設為由某一節 點阻擂(v(UpNode)=「10」）。 為了向下更新該樹，可在步驟274中將「DownNode」 變數初始化(DownNode=S*2)。在步驟276中係將該節點下方 之更新卽點數置初始化(number_nocies=2)。倘若已通過該樹 底端(DownNod>=32)，則業已在步驟292中更新該樹。若否 • (D〇wnNod<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 (v(DownNode+count)=「00」）’如步驟 282。在步驟 284 中 可將該計數值增量(count=count+l)。倘若並未超過更新之節 點數量(count<nmnber_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節點的數 量，係先前階層者之兩倍(number_nodes=2*number nodes)， 15 1327836 如步驟290，且重複實施更新。 本發明之一具體實施例係有關於3GGP W_CDMA厶 TDD模態的預設(default)中間碼分配方案之碼分派。中間鴆 係TDD貫體頻道架構之一部份。tdd存在有不同的中間痛 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 疋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。在遠 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(ass〇ciati〇n)所決定。 另一方案係僅可用於下鏈之通用中間碼分配。在這種方 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 結合關係可用於該碼分配方案。可根據標準規範所定義之爆 發型態及Kcell值，而應用不同之結合關係。爆發型態與 值等兩者，可譬如藉由-操作及保養(〇&M)功能、或嬖如無 線電資源管理(RRM)動態頻道分配(DCA)等無、線電網路控^ 器(RNC)中之一功能，而在rnc中對每一時間槽各別獨:地 配置。可經由無線電資源控制器(RRC)信號處理，而以信號 通知WTRU該配置，且因此使WTRU得知該結合關係:儿 對於預設中間碼分配，中間碼與頻道化碼之間的結合關 16 1327836 係將疋義出主要及次要頻道化碼。可運用以下規則：每一次 要頻道化·侧於—單—主要頻道化碼；每—次要頻道化 碼皆使用相同之帽碼來作為與其相關之主要頻道化碼；只 有當亦分配_駐要辦，才可分配次要碼；細於相同 中間碼之全部頻道化碼，僅可分配予相同之;以及對 於通用及特定WTRU巾_分配，可將财碼皆視為主要 碼。 φ 為了對預设中間碼方案實施碼分派，較佳地可提供每一 碼額外旗標，以指示其為一主要或次要頻道化碼，一中間 ，標誌、(亦可稱作一碼群標誌◊，其可為Kcdl個互不相同之可 能數值的其中之-(譬如〇至Kcell_1}，及一標記，用於WTRu 結合關係。 第11圖係取代第9圖之步驟200至220,而用於預設中 間碼方案之碼分配的流程圖。由於每一碼皆相關於一給定之 • :間碼，因此可將該用於WTRU結合關係之標記提供至每 頻道化碼、或僅提供至每一中間碼。與一 WTRU之—中 間碼的結合關係，即意味著其與該WTRU之結合關係。 該程序企圖為-較制者(WTRU)#^最佳的有效可 用碼(“示為「〇〇」之碼）。第一(最希望)的選擇係一次要碼， 其係相關於已分派予該使用者之一中間碼。可將這種型態之 碼分類為一第1類碼。第二選擇係具有已由某一碼阻擋:一 ，源(標示為「10」之根源)的一主要碼。這種碼將分類為一 第2類碼。第三選擇係具有尚未受阻擋之一根源的—主要 17 碼’其可分類為—第3類碼。與屬於—不同使用者之一中間 碼相關的次要碼，财作為分派之用。 儘官較佳演算法係、自樹中該階層之最左側碼開始，由左 向右掃BS ’但亦可使用其他掃瞎方向。倘若有效可用碼可屬 於任何一類’則將對每一有效可用碼判定其所屬之類別。倘 右尋得一第1類碣，則可實施一中間分派。否則，當掃瞄停 止但仍未尋得—第1類碼時’將回顧第2及/或3類中之最左 側碼來作可能的分派。 以下各變數係用於較佳演算法中：用於一第2類碼的 Optimal一Primary及用於一第3類碼的

Won-Optimal一Primary。一變數X將初始化成擴展因數之值 X Q ’如步驟300。Q係分配之碼sf。〇ptimal_Primary及 Νοη—Optimal一Primary皆設為零。步驟32〇係檢查變數ν(χ) 是否等於「00」’其中該「00」係指示其閒置。倘若χ為一 次要碼，如步驟304，且將相關於碼χ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χ並非為一次要者而係一主要者，如步驟31〇，且 Optimal_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’將保留最左侧主要碼作 為最佳化者’以於稍後使用。步驟314係檢查根源碼是否已 由某一碼阻擋(v(x/2)=「10」）。若然，則步驟320可將 OptimalJPrimary 設定成目前之 x(〇ptimalJPrimary=0)，且步 1327836 驟322將檢查次一碼(χ=χ+ΐ)。倘若根源碼已受阻擋，則步驟 318將貫施一檢查，來判定是否尋得一非最佳化主要碼。接 者’步驟322將檢查次一碼(χ=χ+ι)。 在步驟324中，倘若次一碼仍屬於相同擴展因素内 (x<2*Q)，則將對次一碼重複該程序，且該演算法將前進至 步驟320。倘若次一碼不屬於相同擴展因素内，則步驟326 將實施一檢查，以判定是否尋得一最佳化主要碼 (Optimal一Primary=〇)。倘若已尋得一最佳化主要碼，則步驟 328可將該碼設定成最佳化主要(s=〇ptimal—primary)者。在 步驟330中係將受分派碼S之中間碼分派予使用者。 倘若在步驟332中尋得一非最佳化主要竭 (Non一Optimal_Pnmary=〇) ’則步驟334可將s設定成非最佳 化主要(S=Non—Optimal_Primary)者。在步驟330中，可將受 分派碼S之巾間碼分辭制者。當已分派該巾間碼後，步 驟336可將該受分派碼標示為已分派(v(s)=「u」），且因此 可在步驟338中更新碼樹。倘若無任何次要或主要碼有效可 用，則無法分派一碼，如步驟340。 由於分配解除程序僅包括更新碼樹，因此當預設中間碼 分派加上-額外步驟時’即可制前述之碼分配解除程序。 當完成解除分配-主要碼時，即可使相關於該碼之中間喝與 使用者(WTRU)解除相關。 〃 一較佳地，可在已決定哪—碼需解除分_引發該程序的 實體(entityX譬如-無、線電資源管理功能），將確保倘若一主 19 。卩次要碼皆未$分派時，僅該主要碼可解除分配。 k地在分配解除程序開始處加入一步驟，以確認當一主 要碼之相關次要碼仍受分派時，該主要碼並未解除分配。倘 若仍有任何相要辦分派，則退出分配解除程序且指示 一碼分派已失敗。

20 1327836 【圖式簡單說明】 第1圖係一 OVSF碼樹之圖式。 第2A及第2B圖係碼分配及其所造成之受阻擋碼的圖式。 第3圖係一 OVSF碼分派系統之簡化方塊圖。 第4圖係一較佳〇vsf碼識別方案。 第5圖係一碼向量之圖式。 第6圖係用於多重時間槽上〇乂兕碼樹剪枝之流程圖。 第7圖係OVSF碼樹剪枝之流程圖。 第8圖係週期性碼樹剪枝之流程圖。 第9A圖及第9B圖係OVSF碼分派及碼樹更新程序之流程 圖。 第10A圖及第10B圖係〇VSF解除分配及碼樹更新程序之 流程圖。 第UA圖及第11B圖係修飾第8圖而結合一預設中間碼之碼 分派方案使用的流程圖。 【主要元件符號說明】 20 24 無線發射/接收單元(WTRU) 點B 22無線界面 26 無線電網路控制器(RNC) 28發射器 30 接收器 32碼分派裝置 34 上鏈頻道 36下鏈頻道 38 接收器 40發射器 21 1327836 42碼分派裝置 44記憶體 46無線電資源管理(RRM)裝置

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Claims (1)

1327836 十、申請專利範圍： 1. -種重新分派在分碼多重存取通訊中制的—直角可 變擴展因素(OVSF)碼樹之碼給一新呼叫的方法，其包 含： 、 射=τ 一時間槽中從—最高擴展因素的該碼 Μ中選擇-第—碰將該第—碼分派給該新啤叫. 、在一f一時間槽中沒有該擴展因素的可用碼的情 況下，搜哥一隨後的時間槽； 確定該新呼叫是否可被重新定位至 的一不同的碼； 狀 重新定位該新呼·叫； 選擇該擴展因素的下一個碼；以-及 下-二 1::=:::_情況下’從 U請專利範圍第2項所述的方法，其中該重新定㈣ 4如申:=將該新呼叫重新定位在該樹的最左側。 •如申明專利範圍第2項的方法，1 — 二括將該新，叫重新定位在該樹的該新呼 項所述的方法’其㈣， 6·如申請專利範圍第5項所述的方法，財該重新定位該 23 8. 括”重新定位在該樹的最左側。 新哞^利乾圍第5項所述的方法，其中該重新定位該 ^括將該新呼叫重新定位在該樹的最右侧。 明專利耗圍第1項所述的方法’其中該搜尋-隨後 脸^間槽並未執行，藉以，該方法僅在-單-時間槽中 將該新呼叫重新分派至一碼。 9. 如申π專利賴第1項所述的方法，其巾係為每一新的 啤叫而執行該方法。 10.如申請專利範圍第〗項所述的方法，其中該方法係週期 性地執行。 / U.如申轉利範圍第1項所述的方法，其巾該方法係限制 重新分派給該新呼叫的碼數目。 12·如申凊專利範圍第1項所述的方法，更包含： 評估該碼樹的一片段參數；以及 在該片段參數超過一門檻值的情況下，執行該方 24