在蜂窝多载波系统中发出资源分配信令以调整粒度的方法

摘要

公开了一种在支持紧凑调度的无线移动通信系统中调节资源分配粒度的方法，资源指示值(RIV)对应于一组连续的虚拟资源块(VRB)的集合的起始索引(S)以及VRB的长度。从“s”值中(其中，s＝P+mT＜NRB)选择起始索引(S)，并且从“l”值中(l＝K+nG≤NRB)选择长度(L)。这里，P是0或0以上的预定整数，T或G是预定的自然数，m是0或0以上的整数，并且n是自然数。

权利要求

1.一种在无线移动通信系统中检测资源指示值RIV的方法，所述RIV指示了连续的虚拟资源块VRB的起始索引S以及连续的VRB的长度L，所述方法包括以下步骤：接收包括资源块分配信息的下行控制信息；以及

从所述资源块分配信息中检测所述资源指示值RIV，

其中，如果给定了 则用RIV=X(Y-1)+Z来表示所述资源指示值RIV，否则用RIV=X(X-Y+1)+(X-1-Z)来表示所述资源指示值RIV，其中，X用 来表示，Y用Y=L/G来表示，并且Z用Z=S/G来表示，其中，L是所述连续的虚拟资源块VRB的长度，S是所述连续的虚拟资源块VRB的起始索引，NVRB是虚拟资源块VRB的数量，L是G的倍数，S是G的倍数，并且G是等于或大于2的自然数。

2.根据权利要求1所述的方法，其中，用于发送所述资源指示值RIV的比特 字 段 的 长 度Nbit_required用 来 表 示，其 中，RIVmax 用来表示。

3.根据权利要求1所述的方法，其中，所述下行控制信息是用于多个用户的公共信息。

4.根据权利要求1或2所述的方法，其中，所述G值是2或4，即G=2或4。

5.根 据权 利要 求1所 述的 方法，其 中，所 述起 始索 引S是 第一 集 合中 的 任 一 元 素，并 且 所 述 长 度 L是 第 二 集 合中的任一元素，其中，m是0或0以上的整数，n是自然数。

6.根据权利要求1所述的方法，其中，所述资源块分配信息表示分布式VRB的集合。

7.一种在无线移动通信系统中检测资源指示值RIV的装置，所述RIV指示了连续的虚拟资源块VRB的起始索引S以及连续的VRB的长度L，所述装置包括：接收单元，其用于接收包括资源块分配信息的下行控制信息；以及检测单元，其用于从所述资源块分配信息中检测所述资源指示值RIV，其中，如果给定了 则用RIV=X(Y-1)+Z来表示所述资源指示值RIV，否则用RIV=X(X-Y+1)+(X-1-Z)来表示所述资源指示值RIV，其中，X用 来表示，Y用Y=L/G来表示，并且Z用Z=S/G来表示，其中，L是所述连续的虚拟资源块VRB的长度，S是所述连续的虚拟资源块VRB的起始索引，NVRB是虚拟资源块VRB的数量，L是G的倍数，S是G的倍数，并且G是等于或大于2的自然数。

8.根据权利要求7所述的装置，其中，所述下行控制信息是用于多个用户的公共信息。

9.根据权利要求7所述的装置，其中，所述G值是2或4，即G=2或4。

10.根据权利要求7所述的装置，其中，用于发送所述资源指示值RIV的比特 字 段 的 长 度Nbit_required用 来 表 示，其 中，RIVmax 用来表示。

11.根据权 利要求7 所述的装 置，其中，所述起 始索引S是 第一集 合中 的 任 一 元 素，并 且 所 述 长 度 L是 第 二 集 合中的任一元素，其中，m是0或0以上的整数，n是自然数。

12.根据权利要求7所述的装置，其中，所述资源块分配信息表示分布式VRB的集合。

说明书

在蜂窝多载波系统中发出资源分配信令以调整粒度的方法

技术领域

[0001] 本发明涉及宽带无线移动通信系统，更具体地，涉及用于蜂窝正交频分复用(OFDM)无线分组通信系统中的上行/下行分组数据传输的无线资源调度。

背景技术

[0002] 在蜂窝正交频分复用(OFDM)无线分组通信系统中，以子帧为单位进行上行/下行数据分组传输，并且通过包括多个OFDM符号的特定时间间隔定义了一个子帧。

[0003] 第三代伙伴计划(3GPP)支持适用于频分双工(FDD)的1型无线帧结构、和适用于时分双工(TDD)的2型无线帧结构。图1示出了1型无线帧的结构。1型无线帧包括10个子帧，其中每个子帧都由两个时隙组成。图2示出了2型无线帧的结构。2型无线帧包括两个半帧，其中每个半帧都由五个子帧、下行导频时隙(DwPTS)、间隔时段(GP)、和上行导频时隙(UpPTS)组成，其中一个子帧由两个时隙组成。也就是说，无论无线帧的类型如何，一个子帧都由两个时隙组成。

[0004] 可以通过资源网格来描述从每个时隙中发送出的信号，该资源网格包括个子载波和 个OFDM符号。此处， 表示下行链路中的资源块的数量， 表示构成一个RB的子载波的数量，而 表示一个下行链路时隙中的OFDM符号的数量。图3中示出了该资源网格的结构。

[0005] RB被用于描述特定物理信道与资源元素之间的映射关系。可以将RB划分为物理资源块(PRB)和虚拟资源块(VRB)。VRB与PRB之间的映射关系可以基于子帧来描述。更具体地说，可以以构成一个子帧的时隙为单位来描述该映射关系。另外，可以使用VRB的索引与PRB的索引之间的映射关系来描述VRB与PRB之间的映射关系。在本发明的实施方式中，将进一步给出对该映射关系的详细描述。

[0006] 时域中的 个连续的OFDM符号和频域中的 个连续子载波定义了PRB。因此，一个PRB由 个资源元素组成。在频域中，PRB被分配有从0到 的数字。

[0007] VRB可以具有与PRB相同的大小。定义了两种类型的VBR，第一种是集中式的，而第二种是分布式的。针对每种VRB类型，一对VRB共有单一的VRB索引(此后可以将其表示为“VRB号”)并且被分配到一个子帧的两个时隙上。换言之，属于构成了一个子帧的两个时隙中的第一时隙的 个VRB分别被指派了0到 的任一个索引，而属于两个时隙中的第二时隙的 个VRB同样被指派了0到 的任一个索引。

[0008] 与第一时隙的特定虚拟频带相对应的VRB的索引和与第二时隙的特定虚拟频带相对应的VRB的索引相同。也就是说，假设以VRB1(i)来表示与第一时隙的第i个虚拟频带相对应的VRB，以VRB2(j)来表示与第二时隙的第j个虚拟频带相对应的VRB，并且分别以index(VRB1(i))和index(VRB2(j))来表示VRB1(i)和VRB2(j)的索引号，则index(VRB1(k))＝index(VRB2(k))的关系成立(参见图4A)。

[0009] 同样，与第一时隙的特定频带相对应的PRB的索引和与第二时隙的特定频带相对应的PRB的索引相同。也就是说，假设以PRB1(i)来表示对应于第一时隙的第i个频带的PRB，以PRB2(j)来表示与第二时隙的第j个频带相对应的PRB，并且分别地以index(PRB1(i))和index(PRB2(j))来表示PRB1(i)和PRB2(j)的索引号，则index(PRB1(k))＝index(PRB2(k))的关系成立(参见图4B)。

[0010] 将上述的VRB中的一些VRB分配为集中式，并且将其它VRB分配为分布式。此后，将把被分配为集中式的VRB称为‘集中式虚拟资源块(LVRB)’，而把被分配为分布式的VRB称为‘分布式虚拟资源块(DVRB)’。

[0011] 集中式VRB(LVRB)被直接地映射到PRB，并且LVRB的索引对应于PRB的索引。另外，索引为i的LVRB对应于索引为i的PRB。也就是说，具有索引i的LVRB1对应于具有索引i的PRB1，而具有索引i的LVRB2对应于具有索引i的PRB2(参见图5)。在该情况下，假设将图5中的VRB全部分配为LVRB。

[0012] 分布式VRB(DVRB)可以不直接地映射到PRB。也就是说，DVRB的索引可以在经过一系列处理后映射到PRB。

[0013] 首先，块交织器可以颠倒DVRB的一系列连续索引的顺序。此处，一系列连续索引表示索引号从0开始依次加1。从块交织器输出的一系列索引被依次地映射到PRB1的一系列连续索引(参见图6)。假设将图6中的VRB全部分配为DVRB。然后，可以按预定数对从块交织器输出的一系列索引进行循环移位，并且将经过循环移位的一系列索引依次地映射到PRB2的一系列连续索引(参见图7)。假设将图7中的VRB全部指定为DVRB。按照这样的方式，可以将PRB索引和DVRB索引映射到两个时隙。

[0014] 另一方面，在以上处理中，可以不经过交织器就将DVRB的一系列连续索引依次地映射到PRB1的一系列连续索引。另外，可以不经过交织器就将DVRB的一系列连续索引循环移位预定数，并且将经过循环移位的一系列索引依次地映射到PRB2的一系列连续索引。

[0015] 根据将DVRB映射到PRB的上述处理，可以将具有相同的索引i的PRB1(i)和PRB2(i)映射到索引为m的DVRB1(m)和索引为n的DVRB2(n)。例如，参考图6和图7，PRB1(1)和PRB2(1)分别被映射了具有不同索引的DVRB1(6)和DVRB2(9)。基于DVRB映射方案，可以获得频率分集效应。

[0016] 可以采用多种方法来分配这些VRB，例如，位图法和紧凑法。根据该位图法，可以在整个系统频段内自由地分配资源，也可以分配不连续的RB。但是，上述位图法的缺点在于，其随着RB数量的增加不可避免地增加了RB分配所需的比特数。根据紧凑法，在整个系统频段只能分配一组连续的RB。为了表示连续的RB，可以定义资源指示值(RIV)。该RIV可以表示所有RB中分配的RB系列的起点(S)以及分配的RB系列的长度(L)。根据生成的起点(S)和长度(L)的组合的数量，由上述紧凑法来确定表示用于指示特定组合的某个RIV的比特数量。假设表示该RIV的比特的数量可以减少，则剩余比特可用于发送其他信息。

发明内容

[0017] 设计用于解决问题的本发明的目的在于提供一种减少表示在基于紧凑方法的资源分配方案中所分配的资源的范围的控制信息的数量的方法。

[0018] 本发明的目的可以通过在支持紧凑调度方案的无线移动通信系统(其支持下行控制信息格式并且将一组连续的虚拟资源块(VRB)的集合分配给一个码字)中提供一种检测资源指示值(RIV)的方法而实现，所述RIV指示了通过该紧凑调度方案分配的一组连续的虚拟资源块(VRB)的集合的起始索引(S)以及长度(L)，所述方法包括以下步骤：接收包括资源块分配信息的下行控制信息；以及如果接收到的下行块分配信息的下行控制信息格式被用于所述紧凑调度方案，则从所述资源块分配信息中检测所述资源指示值(RIV)，其中，所述起始索引(S)是第一集合{s：s＝P+mT＜NRB}中的任一元素(其中，P是0或0以上的预定整数，T是预定的自然数，m是0或0以上的整数，并且NRB是所述无线移动通信系统中可用的资源块的数量)，并且所述长度(L)是第二集合{l：l＝K+nG≤NRB}中的任一元素(其中，K是0或0以上的预定整数，G是预定的自然数，并且n是自然数)。

[0019] NRB可以被限制为NVRB。NVRB可以是所述无线移动通信系统中可用的虚拟资源块(VRB)的数量。

[0020] T可以等于G。

[0021] P可以为0(P＝0)并且K可以为0(K＝0)。

[0022] NRB可以用 来表示，其中，NVRB是所述无线移动通信系统中可用的虚拟资源块(VRB)的数量。

[0023] l值可以等于或小于预定值Llim it，其中Llim it可以等于或大于K，并且Llim it可以小于所述NRB值。

[0024] 在本发明的另一个方面，提供了一种在支持紧凑调度方案的无线移动通信系统中检测资源指示值(RIV)的方法，所述RIV指示了通过该紧凑调度方案分配的一组连续的虚拟资源块(VRB)的集合的起始索引(S)以及长度(L)，所述方法包括以下步骤：接收包括资源块分配信息的下行控制信息；以及如果接收到的下行控制信息的下行控制信息格式指示使用了所述紧凑调度方案，则从所述资源块分配信息中检测所述资源指示值(RIV)，其中，如果给定了 则所述资源指示值(RIV)用RIV＝X(Y-1)+Z来表示，否则所述资源指示值(RIV)用RIV＝X(X-Y+1)+(X-1-Z)来表示，其中，X用 来表示，Y用Y＝L/G来表示，并且，Z用Z＝S/G来表示，其中，L是一组所述连续的虚拟资源块(VRB)的集合的长度，S是一组所述连续的虚拟资源块(VRB)的集合的起始索引，NVRB是所述无线移动通信系统中可用的虚拟资源块(RB)的数量，L和S分别是G的倍数，并且G是预定的自然数。

[0025] NRB可以用 来表示，其中，NVRB是所述无线移动通信系统中可用的虚拟资源块(VRB)的数量。

[0026] 用 于 发 送 所 述 资 源 指 示 值 (RIV) 的 比 特 字 段 Nbit_required 用来表示，其中，RIVmax用 来表示。

[0027] 本发明提供了一种无线资源调度方案、调度信息的结构以及发送方案，从而能更有效地实现用于公共信令的资源分配方案。

附图说明

[0028] 附图被包括进来以提供对本发明的进一步理解，附图示出了本发明的实施方式，且与说明书一起用于解释本发明的原理。

[0029] 在附图中：

[0030] 图1是示出了适用于FDD的无线帧结构的一个示例的图。

[0031] 图2是示出了适用于TDD的无线帧结构的一个示例的图。

[0032] 图3是示出了构成3GPP传输时隙的资源网格结构的一个示例的图。

[0033] 图4A是示出了一个子帧中的VRB的结构的一个示例的图。

[0034] 图4B是示出了一个子帧中的PRB的结构的一个示例的图。

[0035] 图5是例示了用于将LVRB映射到PRB的方法的一个示例的图。

[0036] 图6是例示了用于将第一时隙中的DVRB映射到PRB的方法的一个示例的图。

[0037] 图7是例示了用于将第二时隙中的DVRB映射到PRB的方法的一个示例的图。

[0038] 图8是例示了用于将DVRB和LVRB映射到PRB的方法的一个示例的图。

[0039] 图9是例示了用于通过紧凑方案来分配资源块的方法的一个示例的图。

[0040] 图10是例示了用于将具有连续索引的两个DVRB映射到多个连续的PRB的方法的一个示例的图。

[0041] 图11是例示了用于将具有连续索引的两个DVRB映射到多个分开的PRB的方法的一个示例的图。

[0042] 图12是例示了当NRB＝20时RIV的一个示例的图。

[0043] 图13至19是例示了根据本发明的一个实施方式的可生成的S值和L值的组合的RIV的图。

具体实施方式

[0044] 现在将参考附图来详细地描述本发明的优选实施方式。以下参照附图而给出的详细说明旨在阐释本发明的示例性实施方式，而不是旨在示出可以根据本发明来实现的仅有实施方式。以下的详细说明包括具体细节以提供对本发明的全面理解。但是，对于本领域中技术人员而言明显的是，本发明的实施可以无需这样的具体细节。例如，以下说明将围绕特定术语来给出，但是本发明并不限于这些特定术语，可以使用其它术语来表达相同的含义。另外，在可能的情况下，将在整个附图中使用相同的附图标记来表示相同或相似的部件。

[0045] 此后，在本申请的详细说明中使用的术语的定义如下。

[0046] “资源元素(RE：resource element)”表示映射了数据或控制信道的调制符号的最小频率时间单位。如果在M个子载波上的一个OFDM符号中发送信号并且在一个子帧中发送了N个OFDM符号，则在一个子帧中存在M×N个RE。

[0047] “物理资源块(PRB：physical resource block)”表示用于数据输送的单位频率时间资源。总体上，一个PRB包括频率时间域中的多个连续RE，并且在一个子帧中定义了多个PRB。

[0048] “虚拟资源块(VRB：virtual resource block”表示用于数据传输的虚拟的单位资源。总体上，包括在一个VRB中的RE的数量等于包括在一个PRB中的RE的数量，并且当发送数据时，一个VRB可以映射到一个PRB或者多个PRB的某些区域。

[0049] “集中式虚拟资源块(LVRB：localized virtual resource block)”是VRB的一种类型。一个LVRB被映射到一个PRB，并且不同的LVRB所映射到的PRB不重复。LVRB可以被理解为PRB。

[0050] “分布式虚拟资源块(DVRB：distributed virtual resource block)”是VRB的另一种类型。一个DVRB被映射到多个PRB的某些RE，并且不同DVRB所映射的RE不重复。

[0051] “ND”＝“Nd”表示被映射了一个DVRB的PRB的数量。图8例示了用于将DVRB和LVRB映射到PRB的方法的一个示例。在图8中，ND＝3。从图8可知，可以将任意的DVRB分成三个部分，并且可以将分开的部分分别地映射到不同的PRB。这时，各个PRB的、没有映射该任意的DVRB的剩余部分被映射到另一DVRB的分开的部分。

[0052] “NPRB”表示系统中的PRB的数量。“NLVRB”表示系统中可用的LVRB的数量。

[0053] “NLVRB”表示系统中可用的LVRB的数量。

[0054] “NDVRB”表示系统中可用的DVRB的数量。

[0055] “NLVRB_UE”表示可以分配到一个用户设备(UE)的LVRB的最大数量。

[0056] “NDVRB_UE”表示可以分配到一个UE的DVRB的最大数量。

[0057] “N子集”表示子集的数量。

[0058] 这里，“RB的数量”表示在频率轴上划分出的RB的数量。也就是说，即使在可以使用构成子帧的时隙来划分RB的情况下，“RB的数量”也表示在相同时隙的频率轴上划分出的RB的数量。

[0059] 图8示出了LVRB和DVRB的定义的示例。

[0060] 从图8可以看出，一个LVRB中的每个RE都被以一对一地的方式映射到一个PRB中的每个RE。例如，一个LVRB被映射到PRB0(801)。相反，一个DVRB被分成三个部分，并且分开的部分被分别映射到不同的PRB。例如，DVRB0被分成三个部分，并且分开的部分被分别映射到PRB1、PRB4和PRB6。同样，DVRB1和DVRB2都被分成三个部分，并且分开的部分被分别映射到PRB1、PRB4和PRB6的剩余资源。尽管在该示例中将每个DVRB分成三个部分，但是本发明并不限于此。例如，可以将每个DVRB分成两个部分。

[0061] 从基站到特定终端的下行数据传输或从特定终端到基站的上行数据传输是通过一个子帧中的一个或更多个VRB来进行的。当基站向特定终端发送数据时，该基站必须向该终端通知VRB中的哪一个被用于数据传输。另外，为了使得特定终端可以发送数据，基站必须向该终端通知VRB中的哪一个被允许用于数据传输。

[0062] 数据传输方案可以大致地划分成频率分集调度(FDS：frequency diversity scheduling)方案和频率选择调度(FSS：frequency selective scheduling)方案。FDS方案是通过频率分集来获得接收性能增益的方案，而FSS方案是通过频率选择性调度来获得接收性能增益的方案。

[0063] 在FDS方案中，传输台在广泛地分布在系统频域中的子载波上发送一个数据分组，使得该数据分组中的符号可以经历各种无线电信道衰落。因此，通过避免使整个数据分组经受不利的衰落，可以获得对接收性能的改进。相反，在FSS方案中，通过在系统频域中处于有利衰落状态中的一个或更多个连续频率区域上发送数据分组，获得了接收性能的改进。在蜂窝OFDM无线分组通信系统中，在一个小区中存在着多个终端。此时，由于各个终端的无线电信道状况具有不同的特性，因此甚至在一个子帧中也需要针对特定终端来执行FDS方案的数据传输并且针对不同的终端来执行FSS方案的数据传输。结果，必须这样来设计详细的FDS传输方案和详细的FSS传输方案，使得可以在一个子帧中有效地复用这两种方案。另一方面，在FSS方案中，通过选择性地使用全部可用频带中有利于UE的频带，可以获得增益。相反，在FDS方案中，没有就特定频带的优劣做出评估，并且只要保持了能够恰当地获得分集的频率分隔，就无需进行选择并发送特定的频带。因此，在调度时优先地执行FSS方案的频率选择调度，这对于整个系统性能的提高是有益的。

[0064] 在FSS方案中，由于使用了频域中连续相连的子载波发送数据，因此优选地使用LVRB来发送数据。此时，如果一个子帧中存在NPRB个PRB并且在系统中最多可以使用NLVRB个LVRB，则基站可以向各个终端发送NLVRB个比特的位图信息以向各终端通知将通过LVRB中的哪一个来发送下行数据或将通过LVRB中的哪一个来发送上行数据。也就是说，作为调度信息而被发送到各个终端的NLVRB比特位图信息中的每一个比特都表示是否将或是否能够通过NLVRB个LVRB中与该比特相对应的LVRB来发送数据。该方案的缺点在于，当数字NLVRB变大时，将被发送到各个终端的比特的数量也与NLVRB成比例地变大。

[0065] 另一方面，发送给用户设备(UE)的物理下行控制信道DCI(PDCCH)具有多种格式。根据DCI格式，在PDCCH上传输的资源分配字段可具有不同的结构。因此，用户设备(UE)可根据接收到的DCI的格式来解释资源分配字段。

[0066] 资源分配字段可具有两部分，即，资源块分配信息和资源分配报头字段。可以定义多种资源分配类型。例如，根据类型1资源分配，资源块分配信息可具有指示一组连续的物理资源块(PRB)的集合的位图。在这种情况下，1比特可被分配到一个资源块组(RBG)。根据类型2资源分配，资源块分配信息可具有表示分配给UE的子集或RB的位图。根据类型3资源分配，资源块分配信息可具有表示连续分配的VRB的位图。此时，资源分配字段可包括表示起始资源块和连续分配的资源块(RB)的长度的资源指示值(RIV)。在3GPP TS 36.213文档中公开了上述资源分配类型的例子。

[0067] 例如，3GPP TS 36.213中介绍的DCI格式1A可用于一个物理下行共享信道(PDSCH)码字的紧凑调度。该紧凑调度是用于将一组连续的VRB集合分配给用户设备(UE)的调度方案，并且对应于上述类型3的资源分配。下面，本发明中的上述紧凑调度被称作紧凑方案。

[0068] 如上所述，假设只分配给终端(即，UE)一组连续的RB集合，则所分配的RB的信息可以用由RB的起始点和RB的数量来代表的紧凑方案来表示。

[0069] 图9是例示了使用紧凑方案来分配资源块的方法的一个示例的图。如果可用的RB的数量用NRB＝NVRB来表示，则如图9所示，可用的RB的长度根据各个起点而不同，从而RB分配的组合的数量最终是NLVRB(NLVRB+1)/2。相应地，组合所需的比特的数量是ceiling(log2(NLVRB(NLVRB+1)/2))。这里，ceiling(x)表示将“x”上舍入到最接近的整数。该方法在以下方面优于位图方案，即，比特的数量没有随着数量NLVRB的增加而明显增加。

[0070] 另一方面，对于用于向用户设备(UE)通知DVRB分配的方法而言，需要事先约定针对分集增益而以分布的方式发送的DVRB的各个分开部分的位置。或者，可能需要附加信息来直接地通知该位置。优选地，如果将用于针对DVRB的信令的比特数量设置成等于上述紧凑方案中LVRB传输中的比特数量，则简化下行链路中的信令比特格式是可能的。结果，存在可以使用相同信道编码等优点。

[0071] 这里，在将多个DVRB分配给一个UE的情况下，向该UE通知了DVRB的起点的DVRB索引、长度(＝分配的DVRB的数量)、以及各DVRB的分开的部分之间的相对位置差(例如，分开部分之间的间隔)。

[0072] 图10例示了用于将具有连续索引的两个DVRB映射到多个邻近的PRB的方法的一个示例。

[0073] 如图10所示，在将具有连续索引的多个DVRB映射到多个邻近的PRB的情况下，由间隔1005使第一分开部分1001和1002与第二分开部分1003和1004彼此分开，同时，属于上部分开部分的分开部分彼此邻近，属于下部分开部分中的分开部分彼此邻近，因此分集阶数为2。

[0074] 图11例示了用于将具有连续索引的两个DVRB映射到多个间隔开的PRB的方法的一个示例。

[0075] 在图11的方法中，构造了如图1所示的DVRB索引。当允许DVRB对应于PRB时，可以允许连续的DVRB索引是分布式的，而不对应于邻近的PRB。例如，没有把DVRB索引‘0’和DVRB索引‘1’安排成彼此邻近。换言之，在图11中，按照0、8、16、4、12、20、...的顺序来安排DVRB索引，例如通过将图11所示的连续索引输入到块交织器中，可以获得这样的排列。在该情况下，获得各个分开部分1101和1102中的分布以及间隔1103附近的分布是可能的。因此，当如图11所示向UE分配两个DVRB时，分集阶数增加到4，得到了可以获得更高的分集增益的优点。

[0076] 此时，可以通过两种方式来表现表示分开部分之间的相对位置差的间隔的值。首先，可以通过DVRB索引之间的差来表现间隔值。其次，可以通过被映射了DVRB的PRB的索引之间的差来表现间隔值。在图11的情况下，在第一种方式中，Gap＝1，而在第二种方式中，Gap＝3。图11示出了后一种情况1103。同时，如果系统的RB的总数发生了改变，则DVRB索引排列也会相应地改变。在该情况下，使用第二种方式具有掌握住分开部分之间的物理距离的优点。

[0077] 为了执行DVRB分配的信令，可以使用上述LVRB紧凑方案。在这种情况下，连续分配的RB的起始点和RB的长度信息分别对应于VRB索引(而不是PRB索引)的起始点以及它的长度信息。

[0078] 如上所述，在紧凑方案中，LVRB信令包括RB的起始点以及RB的长度信息。为了执行DVRB信令，在某些情况下还额外需要间隔信息。为了恒定地保持整个信令所需的比特数，需要限制长度信息，从而必须减少信息量。例如，当采用50个或更多个RB的情况下，必须对间隔指示分配RIV字段的一个比特，这使得由于长度信息中的限制，需要减少用于传输RIV所需的比特数。

[0079] 另一方面，当利用RB来针对多个用户执行公共信令时，用于通知所分配的RB的控制信令必须使得存在于小区中的所有用户能读取所分配的RB的信息。因此，对于该控制信令，必须减小码率或者提高发送功率，从而将所生成的具有低码率和高发送功率的控制信令信息发送给多个用户。为了减少分配了有限资源的控制信令的码率，必须减少控制数据的数量。为了减少控制数据的数量，必须减少RB分配信息所需的比特数。

[0080] 同样，发送给分配的RB的控制消息数据必须使得存在于小区中所有的用户都能够读取相应的信息，使得以较低的码率传送控制消息数据。假设码率是1/20，如果数据量增加16比特，则信道编码后的码字的数量增加了320比特。在3GPP长期演进(LTE)中，假设执行了一根TX天线发送(即，一根Tx天线发送)并且对于控制信号使用一个OFDM符号，能在一个RB(即，1RB)内传送有效载荷数据的符号数量为148。因此，假设采用正交相移键控(QPSK)调制，则可传送的比特数量为296。其结果是，数据增加了16比特就要增加到320比特的情况使得额外需要两个RB。

[0081] 也就是说，为了保持低码率，尽管数据尺寸增加了一点点，但是传送数据所需的RB的数量大大增加，从而需要为RB分配一个RB单位的粒度(即，基于1RB的粒度)。

[0082] 下面，具体介绍用于建立如下步长的资源分配信令结构，该步长用于通过一个RB分配的粒度来限制起始位置(即，1RB分配)。

[0083] 下式1示出了基于通知RB的起点(S)和所分配的RB的数量(＝长度，L)的紧凑方案的示例性的信令方法。

[0084] 在以下说明中，“mod(x，y)”表示“x mod y”，且“mod”表示模运算。另外， 意味着下舍入运算，表示等于或小于 中指示的数值的整数中最大的一个。另一方面，意味着上舍入运算，表示等于或大于 中指示的数值中最小的一个。另外，“round(·)”表示最接近“( )”中指示的数值的整数。“min(x，y)”表示在x和y之间选择较小值，而“max(x，y)”表示在x和y之间选择较大值。

[0085] [式1]

[0086] 如果 则

[0087] RIV＝NRB(L-1)+S

[0088] 否则

[0089] RIV＝NRB(NRB-L+1)+(NRB-1-S)

[0090] 结束

[0091] 所需比特

[0092]

[0093] 没有限制

[0094] RIVmax＝NRB·(NRB+1)/2-1

[0095] 有限制Llim it

[0096] RIVmax＝min{NRB·(NRB+1)/2-1，NRB·(Llim it-1)+NRB-Llim it}[0097] 假设所有可用的RB的总数用NRB表示，要分配给RB的索引的起始数被设置为0，则从0至NRB-1的索引被顺序分配给RB。在这种情况下，NRB可以是系统频段中包含的所有RB的总数、用作VRB的所有RB的数量、或者包含在任何有限区域中的RB的数量。

[0098] 因此，S的范围可以是0≤S≤NRB-1，并且所分配的“L”值的范围根据该S值而变化。在另一种情况下，L值的范围可以是1≤L≤NRB，并且可用的“S”值的范围根据该L值而变化。也就是说，某个S值无法与特定L值组合。

[0099] S和L值各自的最大值可以用二进制数来表示，而与这种不可能的组合无关。可以针对S和L值分别构造用于该二进制数的比特字段。当发送各个比特字段时，如果NRB是20(即，NRB＝20)，20小于25(即，20＜25)，从而，5比特用于S值，5比特用于L值，也就是说，总共需要10比特。但是，由于该10比特还包括不能实际生成的无用组合的信息，所以产生了不必要发送的开销。因此，如果S和L值的各种可生成的组合用“RIV”来表示，则根据二进制表示，该RIV被转换成二进制数，然后，将生成的二进制数的RIV发送，从而能够减少发送比特的数量。

[0100] 图12是例示了当NRB＝20时RIV的例子的图。

[0101] 从图12可知，“RIV”根据S值和L值来确定。当利用式1来计算所有L值的各个中的与0≤S≤NRB-1有关的“RIV”时，得到了图12的RIV。图12所示的各个元素的值是表示对上述元素对应的S值与L值的组合的“RIV”。包含在左上部中的、涵盖图12几乎一半的值对应于当NRB＝20时S和L值的能生成的组合，并且，包含在右下部的灰颜色的涵盖了图12的另一半的值对应于S和L值的不能生成的组合。

[0102] 在该方案中，在 条件下出现在灰色部分的RIV被映射到在另一条件下的RIV中，从而没有RIV被浪费掉。例如，如果NRB被设置为20(即，NRB＝20)，则图12的右下部中的与 相对应的特定部分中的RIV，在
图12的左上部中的 中的另一部分中被重复使用。在这种情
况下，在最左上端中的RIV的最大值(即，最大RIV)是209。

[0103] 在这种方案中，最大RIV可能影响发送比特的数量，低于最大RIV的RIV有可能不能被映射到无法通过组合实际S值和L值而获得的值。也就是说，低于最大RIV的所有值对应于S值和L值的可生成的组合。

[0104] 当单独发送S值时，最大S值为19，从而需要5比特来指示该S值“19”(其中，0≤19＜25)。当单独发送L值时，最大L值是20，从而需要5比特来指示该L值“20”(其中，0≤20＜25)。因此，当彼此独立地发送S值和L值时，最终需要10比特。但是，RIV在范围0≤RIV≤209＜28内，从而需要8比特来指示这些RIV，用Nbit_required＝8来表示。其结果是，可以发现与上面的彼此独立发送S值和L值的情况相比，节约了2比特。

[0105] 同时，在上述RIV结构法中，如果所分配的RB的最大值(＝Llimit)有限，即，如果L值被限制为Llimit或低于Llimit，则可以减少所需要的比特数。

[0106] 在图12中，如果Llimit被设置为6(即，Llimit＝6)，则可生成的L值的范围被定义为1≤L≤6，具有其他L值(范围为7≤L≤20)的组合没有被使用。此时，可以知道的是，RIV中最大RIV是114。也就是说，可生成的RIV的范围为0≤L≤114＜27，使得所需的比特数是7，用Nbit_required＝7来表示。

[0107] 但是，在如上所述利用用于公共信令的RB的情况下，需要减少用于资源分配的比特数。因此，下面将具体介绍根据本发明的用于限制S值和L值的方法。

[0108] <实施方式1>

[0109] 下面，将介绍根据本发明的第一实施方式的用于将S值和L值分别限制为G的倍数(其中G是正整数)的方法。

[0110] 如果S值和L值分别被限制为G的倍数，则可以降低由S值和L值组合来表示的RIV中的最大RIV。也就是说，可以将S值的增长步长设置为G，并且可以以G为单位来设置L值的增长粒度。

[0111] 图13示出了根据第一实施方式在NRB为20(NRB＝20)并且为G为2(G＝2)的条件下，与可生成的S值和L值的组合有关的RIV。

[0112] 图13的灰色区域对应于在NRB为20(NRB＝20)并且为G为2(G＝2)条件下不能生成的S值和L值的组合。RIV的范围是0≤RIV≤54＜26，从而需要6比特来表示这些RIV，用Ncompact_bit＝6来表示。

[0113] 如果将起始点的步长以及其粒度均设为G，则用于表示RIV的比特数量少于常规方案的比特数量。

[0114] 在这种方式下，假设Llimit被固定限制为可用的L值中的最大值，则所需的比特数limit将进一步减少。从图13可知，如果将L 设置为6，则可以发现最大RIV为27。此时，由
5
于分别具有8≤L≤20范围内的L值的组合没有被使用，因此RIV在0≤RIV≤27＜2的范围内，从而所需比特数为5，用Nbit_required_lim＝5来表示。

[0115] 下面的式2用于在指定了NRB和G的条件下根据S值和L值来获得RIV。在这种limit情况下，可以根据L 的设置，按照不同的方法来计算用于表示RIV所需的比特数。如果limit
需要RB的最大长度，则L 用 来表示。如果给定了RB的最大允
limit
许数量，则L 用 来表示。

[0116] [式2]

[0117]

[0118] 步长：T＝G个RB

[0119] 粒度：G个RB

[0120] 如果 则

[0121]

[0122] 否则

[0123]

[0124] 结束

[0125] 所需比特

[0126]

[0127] 没有限制

[0128]

[0129] 有限制 或者

[0130]

[0131] 从式2可知，将构成上述式1的式子的参数代入式2中的其它参数，从而可以使用现有的式子而无需改变，这一点是有益的。更具体而言，式1示出了一种基于一个RB来确定起点和长度的方法，式1对应于在X＝NRB、Y＝L、以及Z＝S条件下的下面的式3。式2示出了一种以G个RB为单位来确定起点和长度的方法，其对应于在 Y＝L/G、以及Z＝S/G条件下的下面的式3。

[0132] [式3]

[0133] 如果

[0134] RIV＝X(Y-1)+Z

[0135] 否则RIV＝X(X-Y+1)+(X-1-Z)

[0136] 结束

[0137] 该关系还可以用下面的表达式1来表示。

[0138] [表达式1]

[0139] 以一个RB(1RB)为单位来确定起点和长度的方法

[0140] X＝NRB，Y＝L，Z＝S

[0141] 如果

[0142] RIV＝X(Y-1)+Z

[0143] 否则

[0144] RIV＝X(X-Y+1)+(X-1-Z)

[0145] 结束

[0146] 以G个RB为单位来确定起点和长度的方法

[0147] Y＝L/G，Z＝S/G

[0148] 如果

[0149] RIV＝X(Y-1)+Z

[0150] 否则

[0151] RIV＝X(X-Y+1)+(X-1-Z)

[0152] 结束

[0153] 另一方面，假设NRB是G的倍数，则将利用上述式子(以一个RB(1RB)为单位利用S值和L值的组合来计算RIV)获得的各个RIV除以G，从而通过该除法获得的RIV成为通过以G个RB为单位组合S和L值而获得的RIV中的任何一个。因此，假设NRB是G的倍数，则RIV可以由下面的表达式2来表示。

[0154] [表达式2]

[0155] 当NRB是G的倍数时，以G个RB为单位来确定起点和长度的方法

[0156] 如果 则

[0157] RIV′＝NRB(L-1)+S

[0158] 否则

[0159] RIV′＝NRB(NRB-L+1)+(NRB-1-S)

[0160] 结束

[0161] RIV＝RIV′/G

[0162] 如果系统所有的RB的总数被设置为NPRB，则表示用于分配RB索引或RB数量的VRB的数量的NVRB可以等于或小于NPRB，因为根据由本发明提出的式2的方法分配的各RB索引是G的倍数，因此，用于该分配的RB的数量也可以用G的倍数来表示。因此，如果用于上述表达式的NRB不是G的倍数，则与用NRB除以G得到的余数数量相等个数的RB可能不能用于RB分配。因而，优选的是，将NRB设置为 可以发现在的情况下得到

[0163]

[0164] 假设实际可用的RB数量是NVRB，由于粒度限制，与用NVRB除以G得到的余数数量相等个数的RB(即， )可能不能用于RB分配。

[0165] 为了分配这些剩余的RB，可以将NRB设置为 但是，在的条件下，如果分配了剩余的RB，则L值会包括多个虚构的RB(即，
)。其结果是，如果分配了剩余的RB，则实际分配的RB的长
度为

[0166] <实施方式2>

[0167] 根据该实施方式，下面将介绍在S值和L值分别被限制为G的倍数(其中，G是正limit整数)并且建立了L 的条件下的优选方法。

[0168] 图14示出了在第一实施方式公开的方法中，在NRB为40(NRB＝40)且G为2(G＝2)limit的条件下与S值和L值的可生成的组合有关的RIV。此时，可以发现的是，在L 为14(即，limit
L ＝14)的条件下，RIV中最大的RIV为133。
limit limit 8

[0169] 如果L 被设置为14(L ＝14)，由于0≤RIV≤133＜2，则需要8比特。但是，尽管在4≤L≤12的条件下包含在灰色部分(参见图14)中的RIV(＝39，58～59，77～79，96～99，115～119)小于最大RIV 133，但是这些RIV(＝39，58～59，77～79，
96～99，115～119)有可能无法用作RIV。也就是说，发送RIV所需的比特数有可能被浪费掉了。为了去除被浪费的RIV，在NRB、G和Llimit有限的条件下，需要为RIV构建表格，使得在与S值和L值的组合对应的RIV中所有小于最大RIV的数字都能实际可用。也就是说，在0至最大RIV范围中的所有RIV必须代表S值和L值的实际可生成的组合。
limit

[0170] 图15示出了根据第二实施方式，在NRB为40(NRB＝40)、G为2(G＝2)且L 为limit14(L ＝14)的条件下，与S值和L值可生成的组合有关的RIV。
7

[0171] 由于0≤RIV≤118＜2，因此所需的比特数Nbit_required_lim为7。在这种情况下，可以发现，由于包含在灰色部分的L值范围在2≤L≤6中的RIV被用于在10≤L≤14的条件下的S值和L值的可生成的组合中，所以用于表示S值和L值的可生成的组合的比特数没有浪费。因此，与图14的方法相比，当如图14那样进行相同的RB分配组合的信令时，信令开销减少了1比特。limit

[0172] 在图15的方法中，下式4被用于在给定了NRB、G和L 的条件下，利用S值和L值的组合来获取RIV。在这种情况下，还可以通过包含在式4中的方程来计算所需的比特limit数。如果RB的最大长度有限，则L 用 来表示。如果给定了最大
limit
可允许的RB数量，则L 用 来表示。

[0173] [式4]

[0174]

[0175] 步长：T＝G个RB

[0176] 粒度：G个RB

[0177] 对限制的优化 或

[0178] 如果 则

[0179]

[0180] 否则

[0181]

[0182] 结束

[0183] 所需比特

[0184] 如果 则

[0185]

[0186] 否则

[0187]

[0188] 结束

[0189] 其中，

[0190] 假设实际可用的RB的数量为NVRB，由于粒度的限制，与当用NVRB除以G所得到的余数相等数量的RB(即， 个剩余的RB)没有被分配。为了分配这些剩余的RB，NRB可以被设置为 但是在 的条件下，如果包括
且分配剩余的RB，则L值会包括多个虚构的RB(即， )。其结
果是，如果包括且分配剩余的RB，则实际分配的RB的长度表示为

[0191] <实施方式3>

[0192] 根据第三实施方式，下面将具体介绍在S值被限制为T的倍数(其中，T是正整数)和L值被限制为G的倍数(其中，G是正整数)的条件下，构建RIV的优选表的方法。

[0193] 在上述第一实施方式中，假设分配的RB的起始点的位置以及RB的长度分别被限制为G的倍数(其中，G是正整数)。但是，在第三实施方式中，起始点被限制为第一正整数的倍数之一，并且长度被限制为第二正整数(其与第一正整数无关)的倍数之一。也就是说，S被限制为T的倍数，而L被限制为G的倍数。

[0194] 图16示出了根据第三实施方式在NRB为20(NRB＝20)、S为T(＝2)的倍数且L为G(＝4)的倍数的条件下，与S值和L值可生成的组合有关的RIV。

[0195] 图17示出了根据第三实施方式在NRB为20(NRB＝20)、S为T(＝4)的倍数且L为G(＝2)的倍数的条件下，与S值和L值可生成的组合有关的RIV。

[0196] 在图16和图17中，灰色部分对应于在NRB＝20条件下不能生成的S值和L值的组合。

[0197] 如果T＝2并且G＝4，则RIV在0≤RIV≤26＜25范围内，从而需要5比特来limit limit表示这些RIV，表示为Nbit_required＝5。在这种情况下，如果L 被设置为8(L ＝8)，则
4
RIV在0≤RIV≤15＜2 范围内，从而需要4比特来表示这些RIV，表示为Nbit_required＝4。

[0198] 如果T＝4并且G＝2，则RIV在0≤RIV≤29＜25范围内，从而需要5比特来limit limit表示这些RIV，表示为Nbit_required＝5。在这种情况下，如果L 被设置为8(L ＝8)，则
5
RIV在0≤RIV≤18＜2 范围内，从而需要5比特来表示这些RIV，表示为Nbit_required＝5。

[0199] 下式5用于在给定了NRB、T和G的条件下利用S值与L值的组合来计算RIV。在limit这种情况下，可以根据L 按照不同的方法来计算所需的比特数。在该条件下，假设T或Glimit
是min(T，G)的整数倍。如果RB的最大长度有限，则L 用 来表
limit
示。如果给定了最大可允许的RB数量，则L 用 来表示。

[0200] [式5]

[0201]

[0202] 步长：T个RB

[0203] 粒度：G个RB

[0204] 如果 则

[0205]

[0206] 否则

[0207]

[0208]

[0209] 结束

[0210] 所需比特

[0211]

[0212] 如果 则

[0213]

[0214] 否则

[0215]

[0216] 结束

[0217] 其中，

[0218] 没有限制

[0219]

[0220] 有限制 或

[0221]

[0222] 假设实际可用的RB数为NVRB，则部分具有较大的索引的RB由于粒度限制而不能被分配。为了分配这些剩余的RB，可以将NRB设置为但是，在该条件下，如果剩余的RB被分配，则L值会包括多个虚构的RB(即，)。其结果是，如果剩余的RB被分配，则实际分配的RB的长度用
表示。

[0223] <实施方式4>

[0224] 根据第四实施方式，下面将具体介绍在S起始于P，然后增加G倍，以及L起始于K，然后增加G倍的条件下的优选方法。

[0225] 在第一实施方式中，假设分配的RB的起始点的位置以及RB的长度分别被限制为G的倍数(其中，G是正整数)。换言之，第一实施方式假设RB的起点S起始于0，然后增加了G，并且RB的长度L起始于1，然后增加了G。

[0226] 下述第四实施方式涉及在RB的起点S起始于偏移P，然后增加G倍，并且RB的长度L起始于另一偏移K，然后增加G倍的条件下构造RIV的方法。也就是说，该第四实施方式涉及在S∈{P，O+G，P+2G，P+3G，...}和L∈{K，K+G，K+2G，K+3G，...}条件下构造RIV的方法。

[0227] 图18示出了根据第四实施方式当NRB＝20、G＝2、P＝1以及K＝4时，S值和L值可生成的组合。图18的灰色部分对应于当NRB＝20时不能实际生成的S值和L值的组合。RIV在0≤RIV≤35＜26范围内，从而需要6比特来表示这些RIV。

[0228] 如果通过建立Llimit来限制可用的L值的范围，则可以减少所需的比特数。参照图18，如果将Llimit设置为8(Llimit＝8)，则可以发现，RIV中最大的RIV为21。在这种情况下，由于在10≤L≤18范围内的L值的组合没有被使用，因此，RIV的范围可以是0≤RIV≤21＜25，从而需要5比特来表示这些RIV，表示为Nbit_required＝5。

[0229] 下式6用于在给定了NRB、T和G的条件下利用S值与L值的组合来计算RIV。在该条件下，假设T或G是min(T，G)的整数倍。如果RB的长度有限，则Llimit用limit来表示。如果给定了最大可允许的RB数量，则L 用
来表示。

[0230] [式6]

[0231]

[0232] 步长：T＝起始于P的G个RB

[0233] 粒度：起始于K的G个RB，

[0234] 如果 则

[0235]

[0236] 否则

[0237]

[0238]

[0239] 结束

[0240] 所需比特

[0241]

[0242] 没有限制

[0243]

[0244] 有限制

[0245]

[0246]

[0247] 另一方面，将构成上述式1的等式的参数代入式6的其它参数中，使得式6能使用现有的等式而无需进行改变的优点。更具体而言，示出了基于一个RB来确定起点和长度的方法的式1可以对应于在X＝NRB、Y＝L以及Z＝S条件下的式3。式6示出了用于控制RB的起点起始于P，然后以G为单位增加，并且控制RB的长度起始于K，然后以G为单位增加的方法。该式6可以对应于在 Y-1＝(L-K)/G以及Z＝(S-P)/G条件下的式3。

[0248] 该关系也可以用下面的表达式来表示。

[0249] [表达式]

[0250] 以一个RB为单位来确定起点和长度的方法

[0251] X＝NRB，Y＝L，Z＝S

[0252] 如果

[0253] RIV＝X(Y-1)+Z

[0254] 否则

[0255] RIV＝X(X-Y+1)+(X-1-Z)

[0256] 结束

[0257] 控制RB的起点起始于P，然后以G为单位增加，并控制RB的长度起始于K，然后以G为单位增加的方法

[0258] Y-1＝(L-K)/G，Z＝(S-P)/G

[0259] 如果

[0260] RIV＝X(Y-1)+Z

[0261] 否则

[0262] RIV＝X(X-Y+1)+(X-1-Z)

[0263] 结束

[0264] 假设实际可用的RB数为NVRB，由于粒度限制，与用NVRB除以G得到的余数数量相等的RB(即， 个剩余的RB)有可能不能被分配。

[0265] 为 了 分 配 这 些 剩 余 的 RB， 可 以 将 NRB 设 置 为但是，在该条件下，如果分配了剩余的RB，则L
值会包括多个虚构的RB(即， )。其结果
是，如果分配了剩余的RB，则实际分配的RB的长度表示为

[0266] <实施方式5>

[0267] 根据第五实施方式，下面将具体介绍在S起始于P，然后增加T倍，以及L起始于K，然后增加G倍的条件下的优选方法。

[0268] 从第四实施方式可知，假设所分配的RB的起点的位置以及RB的长度分别被限制为G的倍数(其中，G是正整数)，各个起点的位置被限制为起始于P，并且长度被限制为起始于K。

[0269] 第五实施方式涉及在RB的起点“S”起始于偏移P，然后增加T，并且RB的长度“L”起始于另一偏移K，然后增加G的条件下构造RIV的方法。也就是说，该第五实施方式介绍了在S∈{P，P+T，P+2T，P+3T...}，L∈{K，K+G，K+2G，K+3G，...}条件下构造RIV的方法。

[0270] 图19示出了根据第五实施方式当NRB＝30、T＝4、G＝2、P＝1以及K＝4时S值和L值可生成的组合。图19的灰色部分对应于当NRB＝30时不能实际生成的S值和L6
值的组合。RIV在0≤RIV≤48＜2 范围内，从而需要6比特来表示这些RIV。
limit

[0271] 如果通过建立L 来限制可用的L值的范围，则可以减少所需的比特数。参照limit limit图19，如果将L 设置为10(L ＝10)，则可以发现，RIV中最大的RIV为25。在这种情况下，由于没有使用处于12≤L≤28范围内的L值的组合，因此，RIV的范围可以是
5
0≤RIV≤21＜2，从而需要5比特来表示这些RIV，表示为“Nbit_required＝5”比特。

[0272] 下式7用于在给定了NRB、G、P和K的条件下利用S值与L值的组合来计算RIV。limit
在该条件下，可以根据L 的设置，按照不同的方法来计算用于表示RIV所需的比特数。
max_required
参照式7，L 可以表示实际可用的RB的数量。在这种情况下，如果由于粒度限制而max_
存在剩余的RB，则从实际可用的RB中减去剩余RB的数量，并且减法的结果值可以用Lallowed limit
来表示。在这种情况下，为了使得实际可用的RB能够全部分配，则L 被设置为limit
为了防止实际可用的RB中剩余的RB被分配，将L 设置
为

[0273] [式7]

[0274]

[0275] 步长：起始于P的G个RB

[0276] 粒度：起始于K的G个RB

[0277] 如果 则

[0278]

[0279] 否则

[0280]

[0281]

[0282]

[0283] 结束

[0284] 所需比特

[0285]

[0286] 如果

[0287] 则

[0288]

[0289] 否则

[0290]

[0291] 其中，

[0292] 没有限制

[0293]

[0294] 有限制Llimit

[0295]

[0296]limit max_required max_allowed

[0297] 在这种情况下，由于上述RB是连续分配的RB，所以，L ，L 和L 可以分别被表示为 和

[0298] 假 设 实 际 可 用 的RB 数 为NVRB，则 部 分 具 有 较 大 的 索 引 的RB 由于粒度限制而不能被分 配。为了分配这些剩余的RB，可以 将NRB设 置为但是，在该条件下，如果包含并
分配剩余的RB，则L值会包括多个虚构的RB(即， )。其结果是，如
果包含并分配剩余的RB，则实际分配的RB的长度用 表示。

[0299] 以上所述的示例性实施方式是本发明的要素和特征的组合。除非另外提及，否则可以选择性地考虑这些要素或特征。可以不与其它要素或特征进行组合而实现各个要素或特征。此外，可以通过组合要素和/或特征的一部分来构建本发明的实施方式。本发明的实施方式中描述的操作顺序可以被重新安排。任一个实施方式中的某些构造可以包括在另一个实施方式中，并且可以由另一个实施方式的相应构造来替换。显而易见的是，本发明可以由所附的权利要求中不具有明确引用关系的权利要求的组合来加以实施，或者可以通过在申请后进行修改来包括新的权利要求。

[0300] 本发明的实施方式可以通过例如硬件、固件、软件、或它们的组合等各种方式来实现。在硬件构造中，本发明的实施方式可以由一个或更多个专用集成电路(ASIC)、数字信号处理器(DSP)、数字信号处理装置(DSPD)、可编程逻辑器件(PLD)、现场可编程门阵列(FPGA)、处理器、控制器、微型控制器、微型处理器等实现。

[0301] 在固件或软件构造中，本发明的实施方式可以由执行上述功能或操作的模块、过程、功能等来实现。软件代码可以存储在存储单元中或由处理器驱动。存储单元位于处理器的内部或外部，并且可以通过各种已知手段向处理器发送数据和从处理器接收数据。

[0302] 本发明适用于在宽带无线移动通信系统中使用的发射机和接收机。

[0303] 对于本领域技术人员而言明显的是，在不脱离本发明的精神和范围的情况下，可以对本发明进行各种修改和变型。因此，本发明旨在涵盖所附的权利要求或它们的等同物的范围中的本发明的修改例和变型例。