用于在半径差别很大的小区 之间执行软切换的方法和设备 【发明领域】
本发明涉及用于在半径差别很大的小区之间执行软切换的方法和设备，具体是应用在由于限制搜索能力的搜索窗口尺寸而只能执行小区尺寸类似的小区间切换的系统中。
【发明背景】
目前，将CDMA(码分多址)通信系统设计成能容纳的最大小区尺寸差别大约是55公里。对于特定的应用(诸如在大服务区中)，有利地是能够提供更大的小区尺寸差别，并能够执行较大小区和小得多的小区之间的切换。
移动台在CDMA通信系统中搜索基站是通过寻找由每个基站发送的诸如IS-95 PN(伪随机数)短码(同相码和正交码)的标识码，不同基站的不同扇区以称作PN偏移的不同时移发送相同的短码，从而提供了唯一的基站扇区标识符。移动台在加电时从其所联系的第一个基站获取其时间基准。该时间基准由基站和移动台之间的RF传播时延所延迟。在软切换之前，已由一个服务基站通知给关于对于目标基站地短码的不同时移的移动台知道在何时寻找由这些目标基站产生的短码。服务基站是移动台与其有一条有效通信信道的基站。根据从服务基站接收的最早路径来设置移动台的时间基准。潜在的目标基站是例如基于其距离服务基站的接近程度而用于切换的被识别的候选站。移动台在称作搜索窗口的时间周期中搜索码。根据从服务基站获得的移动台的时间概念来放置该搜索窗口。在服务基站中出现一个变化之后，移动台搜索窗口缓慢移动，以便以从新基站获得的时间基准为中心。现有系统的一个问题是，如果要在两个半径差别很大的小区之间执行切换，则在第一(移动台和目标基站之间的传播延迟)和第二(移动台和移动台先前已经从其建立一个时间基准的基站之间的传播延迟)延迟之间差别很大，这将导致目标基站的短码比预期的到达得更早或更晚，因为如上所述，移动台的时间基准是从一个不同基站获得的。如果延迟差别足够大，则目标基站的短码将落在搜索窗口之外，移动台将无法识别该短码，并且移动台将不能执行到目标基站的软切换。
所建议的一个解决方案是修改移动台以使其具有足够大的搜索窗口或者搜索窗口偏移，从而使得尽管有延迟差别，它也能够找到该短码。问题是每个移动台都必须被改变，以至无法遵循CDMA IS-95标准，并且更大的搜索窗口还将花费更多的时间去进行搜索。
有利地是，能够为互通原因而在小区具有大不相同的半径的环境中使用现有的移动台。
【发明内容】
本发明的一个目的是消除或者减小上述的一个或多个缺点。
本发明适用于这样一种系统，即其中每个基站都发送一个诸如具有各自的PN偏移的CDMA短PN码的识别码。提供了一种方法，使得在无需对移动台如何操作进行任何改变的情况下，允许移动台搜索并找到以特定偏移进行发送并具有与服务基站大不相同的小区尺寸的目标基站的识别码，且允许在目标基站和服务基站之间具有大的传播延迟差别。本方法涉及为移动台提供信息，以使得移动台能够利用该信息来寻找其具有的偏移不同于特定偏移的识别码。
优选地，选择不同的偏移，以使其不同于用于补偿第一(移动台和目标基站之间的传播延迟)和第二(移动台和移动台先前已经从其建立一个时间基准的基站之间的传播延迟)延迟之间差值的特定偏移。
如果识别码是CDMA短PN码，且相应的偏移是PN偏移，则提供给移动台的信息包括一个用于特定目标基站的、不同于目标基站的实际PN偏移的虚拟PN偏移。
更一般地，本发明提供了一种方法，用于补偿以第一传播延迟发送的第一信号和以第二传播延迟发送的第二信号之间的传播延迟的大差别，包括发送使得接收机在加一半或减一半搜索窗口尺寸内，在基本上等于第二个信号由传播延迟中的大差值进行移位的时间处搜索该第二个信号。
【附图说明】
现在参考附图来描述本发明的优选实施例，其中：
图1是一个示例配置方案；
图2是用于在图1的配置方案中进行搜索的传统方案的时序图；
图3是其中本发明的实施例导致对于图1的配置方案的不同搜索的时序图；以及
图4是说明为什么使用虚拟PN支持软切换时，在目标基站中应当对前向链路帧进行偏移的时序图。
【具体实施方式】
参考图1所示的特定配置方案来描述由本发明的一个实施例克服的问题。两个基站BTS1 10和BTS2 12为相应的小区11和13提供服务，BTS1 10的小区尺寸比BTS2 12的小区尺寸大得多。这两个基站都连接到一个控制节点，如连接到网络17的其余部分的BSC(基站控制器)16。BSC 16接入一个导频数据库18。还示出了在BTS1 10和BTS2 12的小区11和13重叠区的某个位置处的一个MS(移动台)15，它被认为是在移动中的。
在CDMA中，每个基站使用一个相同的PN码发送，只是不同的基站使用不同的偏移量来发送该PN码。PN码或者确定的“短码”每26.6毫秒重复一次，并具有215个码片的长度。对于IS-95，码片速率为1.2288MHz，每个码片的时长大约是0.8微秒，且“码片距离”大约是244米，这是光在一个码片时长中传播的距离。定义了512个不同的PN码移位或偏移，每个PN码移位由一个相对先前的PN码的额外的64码片移位。具有PN偏移为0的PN码由没有任何移位的PN码构成。更一般地，具有PN偏移为k的PN码(后文称作“PN-k”，其中k＝0到511)标识由64乘以k个码片进行移位的PN码。由每个基站(如果被分扇区，则是由每个扇区)根据对于所有基站统一的时间基准(称作UTC(通用同等时间)时间)来发送这些被移位的PN码之一。由每个基站例如从一个全球定位系统获取该时间基准。可以使用由一个指定基站发送的PN码的移位来识别特定基站。每个基站发送一个与该PN码对准并识别该PN偏移的同步信道。
对于图1的例子，假设BTS1 10用PN-12发送，BTS2 12用PN-40发送，二者都是相对UTC的。
图2所示为用于该例的时序图。在该图中，穿过上部的一个标有“UTC时间”的轴是由所有基站使用的公共标准时间基准，以对于UTC时间中的某个时间特别是零时间基准T0的PN偏移计。所有基站具有相同的零时间基准T0。我们的意图是：T0是具有PN-0的基站开始从PN码的开头发送该PN码的任意时间。一系列事件从图的上部开始进行到图的底部。下面详细描述这些事件中的每一个。由MS测量的时间是在穿过标记为“移动时间”的图底部的轴上的，该时间也是以对于MS的零时间基准TM的PN偏移计。
当MS 15例如在BTS1 10的小区11内的某个点P1被初始加电时，它具有一个与UTC无关的任意时间基准。在称作“导频信道获得”的常规过程中，MS进行搜索，并最终找到一个基站(在这种情况下是BTS110)的PN码，但它不知道哪个基站发送的该码，因为它有一个任意的时间基准，因而无法知道该PN码的移位。在图2的时序图中，在T0+12PN出现的步骤A指明了由BTS1 10发送PN码的开始。应当理解，当BTS1 10连续发送偏移为12PN的PN码时，步骤A表示由BTS1 10开始发送PN-12的一个实例。尽管未示出，但BTS1 10还是在T0+12PN之前和之后每512PN(26.6毫秒)的时间处开始一个PN-12码的发送。在作为MS 15和特定基站(在这种情况下是BTS1 10)之间的距离函数的一个传播延迟之后，MS 15接收由步骤A表示的发送。单向传播延迟以PN偏移(或者简单地“PN”每个PN为64×0.8微秒＝51.2微秒的或者等于15.6公里)计。在所示的例子中，假设MS 15在步骤B的11PN的传播延迟之后接收发送的开始。这意味着MS 15与BTS1 10的距离为11×15.6＝172公里。在UTC时间中，这出现在T0+23PN处。
接下来，MS 15寻找与PN导频信道对准的同步信道。该同步信道定义了一个实际的时间基准，也说明了特定基站的PN偏移。在这种情况下，该同步信道识别到BTS1 10具有PN-12。在这种情况下，在上述的11PN传播延迟之后，MS 15接收PN偏移信息和时间基准信息。因而MS在(发送时间＝UTC+12PN)+(传播延迟＝11PN)-12PN的PN偏移)＝UTC+11PN处建立其时间基准，这简单地等于在BTS1 10处所用的被11PN的传播延迟所延迟的时间基准。对于MS 15的时间基准的建立由步骤C指示。对于MS、TM的零时间基准等于T0+11PN。
众所周知，当一个MS从一个或多个基站的覆盖区域移动到另外的一个或多个基站的覆盖区域时，必须执行一个切换。对于本例，MS 15从BTS1 10的覆盖区域移动到BTS2 12的覆盖区域。切换中的第一个步骤是一个服务基站为MS提供相邻基站的一个列表。相邻基站由在例如寻呼信道上发送到MS的邻站列表消息中的它们的PN偏移来识别。在一个呼叫中，MS监视从基站接收并被识别的信号的导频信道强度，并且当一个导频信道强度超过一个阈值Tadd时，则将该基站添加到有效集合中，该有效集合定义了与MS进行有效通信的基站的集合。同样，当一个导频信道强度落至低于一个阈值Tdrop时，就将该基站从有效集合中删除。以这种方式，在启动过程中将基站添加到有效集合中或者从该有效集合中删除，随后完成一个软切换。这只是可以执行切换的涉及已由MS识别的基站的多种不同方式之一。
为了监视一个导频信道的信号强度，MS必须首先搜索并定位该导频信道。开始，如果假设一个PN-0码在MS零时间基准TM和该时间之前和之后每26.6毫秒处开始，则通过考虑已知的基站(如在识别潜在的目标基站的邻站列表消息中识别的)的PN偏移来识别要被搜索的PN码。然后，MS执行这样由所接收的信号识别的PN码的相关。由于目标基站可能比MS已经从中获得其时间基准的基站更近或者更远，所以PN码可能比预期的到达得更早或者更晚。如果目标基站很远，则PN码将比预期的到达得更晚，并且如果目标基站更近，则PN码将到达得更早。为此，MS在其本身的零时间基准之前和之后的时间间隔中对该码进行搜索，该间隔称作搜索窗口。当前的MS具有被设置来寻找来自基站的发送的搜索窗口，该发送是在比预期的早多达3.53PN和比预期的晚多达3.53PN达到的。这转换成为找到远或者近最大约55公里的基站发送的能力。这提出了邻近小的小区发展大小区的问题，例如可能在需要大小区尺寸的情况下发展小区地点时会是这样。
再回去讨论该例，在步骤D指示MS将搜索器放置到其本身的零时间基准TM附近。假设MS正在从BTS1 10的非常大的小区11(从那里有11PN的传播延迟)移动到具有PN-40的BTS2 12的相对小的小区13(从那里有一个PN的延迟)，并且它当前在BTS1 10和BTS2 12的覆盖区域中的一点。步骤E指示由BTS212的PN-40的传输。在步骤F，在一个PN的传播延迟之后，MS接收PN-40。通过相邻列表消息知道目标基站具有PN-40的MS将其搜索器相对其本身的时间基准放置在PN-40。这等于在步骤G减去40PN或者把所有的基站信号都归为“TM”。这等于将在步骤D其本身的时间基准附近先前建立的搜索窗口移位40PN。在这种情况下，由于新基站在RF传播方面距离MS 15更近10PN，所以MS 15相对BTS2 12的时间基准比它相对BTS1 10的晚10PN，并且BTS2 12传输将比MS预期的早到达10PN。不过，MS 15只搜索早多达3.53PN或者晚多达3.53PN的信号，这样，MS 15将无法找到BTS2 12的传输。
根据本发明，提供了一种无需在MS做任何改动的、对于该问题的解决方案。与其在识别相邻小区的消息中仅发送半径差别很大小区的基站的实际PN偏移，倒不如还发送一个虚拟的PN偏移，该虚拟的PN被选择来补偿延迟中的差别，这样MS将找到其常规搜索窗口中的目标基站的信号。在上面识别的例子中，如果PN-32的一个虚拟PN用于BTS2 12，则MS 15将寻找一个比其实际上少移位8PN的码。这等于比正常的早8PN寻找PN40码。由于MS的时间基准TM＝T0+11PN被用作搜索窗口的中心，所以MS将寻找它在TM-窗口尺寸/2，TM+窗口尺寸/2＝(T0+11PN)-3.53PN，(T0+11PN)+3.53PN之间的任意时间开始接收的PN-32码。
图3中给出了该例的时序图。对于该例，步骤E是由BTS2 12发送的PN码的开始。在步骤F，MS 15在一个PN的传播延迟之后接收它。在步骤G，MS通过移位32PN来将其转换成零PN码。PN-32码将被找到，因为它将在(传播时间＝T0+40PN)+(传播延迟＝1PN)-(虚拟偏移＝32PN)＝T0+9PN到达MS。回想起MS的时间基准TM＝T0+11PN，PN-32码将在上述搜索窗口中的TM-2PN检测到。
上面的描述和特定实例提供了一种方法和系统，由MS利用来在一个大小区尺寸的情况中搜索和定位一个BTS传输，而不要求对MS本身做任何修改。该实例集中于IS-95实施上，其中由所有BTS发送一个公共PN码。更一般地，只要一个传输基于在接收机处未知的传输中的某个延迟来识别一个发送机，该解决方案就可以应用。通过告知一个MS预期一个不同于正常情况的延迟，MS和不同的发送机之间的传播延迟中的大差别可以被补偿。
依据一个特定的实现，上述方法需要在移动通信系统中进行其它的几个改动。这里通过举例对于IS-95实现来描述它们。
导频数据库
无论什么系统实体负责将PN偏移与BTS相关都需要有用于BTS的一个实际PN和一个虚拟PN的空间，该BTS可能潜在地与需要虚拟PN的切换有关。在IS-95实例中，优选地将该额外信息存储到导频数据库中。优选地，至多为任何给定的基站提供一个单独的虚拟PN。更一般地，使用多个虚拟PN会利于有变化尺寸的多个小区和扇区的方案。
优选地，负责产生相邻小区列表消息内容的控制节点有用于存储对于多个发送机中每一个的相应实际码标识符的相应第一存储器字段，以及有用于存储对于多个发送机中至少一个的相应虚拟码标识符的相应第二存储器字段。优选地，控制节点具有一个处理单元，用于识别要被包括在相邻小区列表消息中的目标基站，具有一个输入，用于接收一个关于接收一个请求以为服务基站识别目标基站的输入，还具有一个用于将一个消息发送到服务基站的输出，该消息含有目标基站的实际码标识符以及目标基站的虚拟码标识符，该消息是上例中的相邻小区列表消息。
相位报告
MS报告它在一个导频强度测量消息中看到的导频的信号强度。它通过发送一个接收的PN序列的相位而将一个给定的导频强度与相应的基站相关。该相位被标识为虚拟PN+搜索窗口中的位置，并转换为码片。在上例中，相位是(32-2＝30)PN×64个码片/PN＝1920个码片。
然后，控制节点使用下列表达式(其中表示下舍入)计算目标BTS的PN偏移：
假设导频INC为4，则上式对于本例得到：
控制节点根据从MS接收的信息来计算虚拟PN，并在导频数据库中查找以确定应当命令哪个BTS建立一条到MS的业务链路。在这种情况下，控制节点在导频数据库中查找PN 32，并确定它是用于BTS2的虚拟PN，并继续询问BTS2以建立与MS的一条业务链路。
在虚拟移动PN软切换的情况中建立TCE
每当使用上述的虚拟PN方案来进行软切换时，帧传输电路，例如目标基站中的TCE(业务信道单元)就需要被不同于一个常规的软切换而建立。TCE不知道用于软切换中的虚拟移动PN方案。它检查由控制节点在TCE连接消息中传送的PN。如果该PN不同于在那个扇区中实际传送的PN，则TCE假设虚拟PN方案被使用，并且由控制节点传送的PN是虚拟PN。可以使用下列算法来在TCE建立前向和反向链路。
在虚拟移动PN的情况下建立前向链路
BTS帧传输定时
因为移动台假设BTS2传输使用虚拟PN，而实际上它使用实际PN，所以由BTS使用对于BTS的一个虚拟PN传送到MS的帧的位置需要由虚拟和实际PN之间的差量来改变。这使得MS能够解调前向链路业务。
在MS使用虚拟PN来解调一个BTS导频信号的情况下，MS关于时间基准的概念由实际和虚拟PN之间的差值偏移。图4给出了这种情况。下面的四个步骤在图中被突出显示：
1.BTS发送一个在距UTC时间基准T0的距离为实际PN偏移处开始的导频和同步信道消息。
2.在虚拟PN方案的情况下，MS使用虚拟PN来解调导频信号。MS关于UTC的概念依赖于虚拟PN而不是实际PN。在软切换的情况下，MS已经在与另一个BTS通信，并且它不解调来自这个新BTS的同步信道。在图中，“虚拟TM”指示由MS所得到的MS的有效TM，假设该BTS使用虚拟PN传送。因此，该边界与MS的TM边界的距离为实际和虚拟PN之间的差。该图表示当虚拟PN比实际PN小时的情况。
3.如果前向链路没有被调整，则BTS将发送一个与BTS时间基准(对于帧偏移＝0)同步的业务帧。
4.在等于传播延迟的延迟之后，该业务帧将达到MS。在空中的传播延迟还表示BTS T0和MS的TM(如果MS正在使用实际PN)之间的延迟。由于MS假设帧在(实际的PN-虚拟PN)以后开始，所以它将只解调无用信息。
如果BTS将业务帧的传输延迟(实际的PN-虚拟PN)，则MS将在MS的虚拟TM边界接收该业务帧，并且它们将被正确解调。
业务信道单元需要实现下列算法以确定在软切换请求的情况下前向业务帧的位置：
-将从控制节点接收的PN与为那个扇区填充的PN数据(即实际PN)进行比较
-如果由控制节点传送的PN与实际PN相同，则如目前所做地建立TCE，或者
-如果由控制节点传送的PN与实际PN不同，则假设它是虚拟PN并计算(实际PN-虚拟PN)
-如果(实际PN-虚拟PN)是正的，则将前向业务帧的传输延迟这个量，或者
-如果(实际PN-虚拟PN)是负的，则将前向业务帧的传输提前这个量。
如果MS在该软切换之后进入更软切换，则只要(实际PN-虚拟PN)的值对于该小区的所有扇区都相同，就不需要对任何扇区的前向业务帧做额外的调整。
在虚拟移动PN的情况下建立反向链路
目标达到时间
目标基站希望在由一个控制节点标识给目标基站的目标达到时间接收到反向业务帧。由控制节点发送到BTS2的目标达到时间将偏离实际PN和虚拟PN之间的差值。需要目标基站软件以使用由控制节点发送的PN来计算实际的目标TOA。这被需要来使得反向链路进行。这被需要将BTS的搜索器放在中心。
控制节点使用下式为软切换在目标BTS中计算MS的目标到达时间：
在BTS2的目标TOA＝RTD1(以码片计)+(BTS2的相位-(64×导频PN))，
其中RTD1是在BTS1中看到的MS的往返行程延迟，“BTS2的相位”是由MS看到的BTS2的相位。当出现如图1所示的情况时；
由MS报告的BTS2的相位＝1920码片；
控制节点使用下列等式来计算目标小区的PN偏移：
其中假设使用导频INC为四将得到：
在BTS2的目标TOA＝(11×64×2)+((1920-(64×32)))＝1280个码片；
实际的TOA应当是TOA(实际的)＝(11×64×2)+((1920-(64×40)))＝768个码片；
因此指定给BTS的目标TOA将被偏离实际和虚拟PN之间的差值(即(40-32)×64个码片。可以在BTS使用下列算法来确定在BTS的MS的正确TOA：
-如果由控制节点传送的PN与实际PN相同，则由控制节点传送的目标TOA是正确的TOA；
-如果由控制节点传送的PN不同于实际PN，则假设它是虚拟PN，并使用正确的TOA＝来自控制节点的目标TOA+(虚拟PN-实际PN)来计算目标TOA。
根据上面的教导，对本发明的大量修改和改变都是可能的。因此，应当理解，在附加的权利要求的范围内，可以在这里具体描述的范围之外应用本发明。
优选地，当一个虚拟PN被与一个实际PN相关地建立时，虚拟PN和实际PN都被包括在相邻小区列表消息中。这消除了对于判决要包括哪个PN的需求。可替代地，可以执行一个判决过程来确定要发送哪个PN。