Восходящий разделяемый канал

Физический восходящий канал совместно использованный канал используется, чтобы передать восходящий канал совместно использованный канал (UL-SCH) и L1 и управляющая информация L2. UL-SCH является транспортным каналом, используемым в передаче восходящих данных (транспортный блок). L1 и сигнализация управления L2 могут нести подтверждения HARQ для полученных блоков DL-SCH, качественных отчетов канала и планирующих запросов.

Кодирование UL-SCH

Транспортное прикрепление CRC блока
Сегментация блока кода и прикрепление CRC
Кодирование канала
Соответствие уровня
Конкатенация блока кода
Кодирование канала управляющей информации с данными UL-SCH
Данные и мультиплексирование управления
Образуйте канал Interleaver
Кодирование канала управляющей информации без данных UL-SCH

Создать полезную нагрузку PUSCH транспортный блок длины A, обозначенный как $a_{0}, a_{1}, \dots, a_{A - 1}$ , подвергается транспортному блочному кодированию. Процесс кодирования включает вычисление CRC типа-24A, сегментацию блока кода и прикрепление CRC типа-24B если таковые имеются, турбо кодирование, уровень, соответствующий с RV и конкатенацией блока кода. Эта обработка описана в TS 36.212 [1], Разделы 5.2.2.1 к 5.2.2.5 и 5.2.2.8.

Транспортное блочное кодирование и кодирование управляющей информации и мультиплексирование шагов проиллюстрированы в следующей блок-схеме.

Для PUSCH возможно нести только управляющую информацию и никакие данные. В этом случае только кодирование управляющей информации и мультиплексирование цепи сопровождаются согласно предыдущей схеме.

Транспортное прикрепление CRC блока

Контроль циклическим избыточным кодом (CRC) используется в выявлении ошибок в транспортных блоках. Целый транспортный блок используется, чтобы вычислить биты четности CRC. Транспортный блок разделен на циклический полином генератора, описал как $g_{C R C 24 A}$ в разделе 5.1.1 из [1], чтобы сгенерировать 24 бита четности. Эти биты четности затем добавлены в конец транспортного блока.

Сегментация блока кода и прикрепление CRC

Входной блок битов с блоком сегментации кода обозначается $b_{0}, b_{1}, \dots, b_{B - 1}$ , где $B = A + 24$ . В LTE минимальный и максимальный размер блока кода задан так, размеры блока совместимы с размерами блока, поддержанными турбо interleaver.

Минимальный размер блока кода = 40 битов
Максимальный размер блока кода, Z = 6 144 бита

Если длина входного блока, B, больше максимального размера блока кода, входной блок сегментируется.

Когда входной блок сегментируется, он сегментируется на $C = [B / (Z - L)]$ , где L равняется 24. Поэтому $C = [B / 6120]$ блоки кода.

Каждому блоку кода присоединили 24-битный CRC в конец, вычисленный как описано в Транспортном Прикреплении CRC Блока, но многочлене генератора, определенном как $g_{C R C 24 B}$ в разделе 5.1.1 из [1] используется.

При необходимости биты заполнителя добавлены к запуску сегмента так, чтобы размеры блока кода совпадали с набором допустимого турбо interleaver размеры блока как показано в следующем рисунке.

Если никакая сегментация не необходима, только один блок кода производится. Если B меньше минимального размера, биты заполнителя (нули) добавляются к началу блока кода достигнуть в общей сложности 40 битов.

Блоки кода подвергаются турбокодированию. Турбокодирование является формой прямого исправления ошибок, которое улучшает способность канала путем добавления избыточной информации. Турбо используемая схема энкодера является Параллельным конкатенированным сверточным кодом (PCCC) с двумя рекурсивными сверточными кодерами и Квадратичным полиномом сочетания (QPP) “без конкуренций” interleaver как показано в следующем рисунке.

Выход энкодера является тремя потоками, $d_{k}^{(0)}$ , $d_{k}^{(1)}$ , и $d_{k}^{(2)}$ , достигнуть уровня кода 1/3.

Составляющие Энкодеры. Вход к первому составляющему энкодеру является входным потоком битов с блоком турбокодирования. Входом к второму составляющему энкодеру является выход QPP interleaver, переставленной версии входной последовательности.

Существует две выходных последовательности от каждого энкодера, систематического $(x_{k}, {x^{'}}_{k})$ и четность $(z_{k}, {z^{'}}_{k})$ . Только одна из систематических последовательностей ( $x_{k}$ ) используется в качестве выхода потому что другой ( ${x^{'}}_{k}$ ) просто переставленная версия выбранной систематической последовательности. Передаточная функция для каждого составляющего энкодера дана следующим уравнением.

$G (D) = [1, \frac{g_{1} (D)}{g_{0} (D)}]$

Первый элемент, 1, представляет систематическую выходную передаточную функцию. Второй элемент, $(\frac{g_{1} (D)}{g_{0} (D)})$ , представляет рекурсивную сверточную выходную передаточную функцию.

$g_{0} (D) = 1 + D^{2} + D^{3}$

$g_{1} (D) = 1 + D + D^{3}$

Выход для каждой последовательности может быть вычислен с помощью передаточной функции.

Энкодер инициализируется всеми нулями. Если блок кода, который будет закодирован, является 0-th, и биты заполнителя (F) используются, вход к энкодеру ( $c_{k}$ ) обнуляется и выход ( $x_{k}$ ) и ( $z_{k}$ ) установите на <NULL> для $k = 0, \dots, F - 1$ .

Завершение решетки для Турбо Энкодера. Типичный сверточный кодер инициализирует его внутренние регистры ко “всему, нули” утверждают, и гарантирует концы кодера во “всем нули” состояние путем дополнения конца входной последовательности нулями k. Поскольку декодер знает состояние начала и конца энкодера, это может декодировать данные. Управление рекурсивным кодером ко всему нулевому состоянию, использующему этот метод, не возможно. Чтобы преодолеть эту проблему, завершение решетки используется.

Кусающий хвост сверточный кодер инициализирует его внутренние сдвиговые регистры к последним битам k текущего входного блока, а не “всего нули” состояние. Поэтому состояния начала и конца являются тем же самым без потребности добавить нули с входным блоком. Результатом является устранение необходимых издержек, чтобы отключить кодер путем дополнения входа нулями. Недостаток к этому методу - то, что декодер становится более сложным, поскольку начальное состояние неизвестно. Однако известно, что последовательность начала и конца является тем же самым.

QPP Interleaver. Роль interleaver должна распространить информационные биты, таким образом, что в случае пакетной ошибки, два потока кода затронуты по-другому, позволив данным все еще быть восстановленными.

Выход interleaver является переставленной версией входных данных, как показано в следующих уравнениях.

${c^{'}}_{i} = c_{Π (i)}, i = 0, 1, \dots, (K - 1)$

$Π (i) = (f_{1} i + f_{2} i^{2}) \mod K$

Переменная K является входной длиной. Переменные f ₁ и f ₂ являются коэффициентами, выбранными в зависимости от K в таблице 5.1.3-3 [1]. Например, K =40, f ₁₌₃, и f ₂₌₁₀, дает к следующей последовательности.

$Π (i) = 0, 13, 6, 19, 12, 25, 18, 31, 24, 37, 30, 3, 36, 9, 2, 15, 8, 21, 14, 27, 20, 33, 26, 39, 32, 5, 38, \dots$

Соответствие уровня

Блок соответствия уровня создает выходной поток битов с желаемым уровнем кода. Когда количество битов, доступных для передачи, зависит от имеющихся ресурсов, алгоритм соответствия уровня способен к созданию любого произвольного уровня. Три потока битов от турбо энкодера чередованы сопровождаемые битным набором, чтобы создать кольцевой буфер. Биты выбраны и сокращены от буфера, чтобы создать выходной поток битов с желаемым уровнем кода. Процесс проиллюстрирован в следующем рисунке.

Подблок Interleaver. Три подблока interleavers используемый в блоке соответствия уровня идентичны. Перемежение является методом, чтобы уменьшать удар пакетных ошибок на сигнале, когда последовательные биты данных не будут повреждены.

Подблок interleaver изменяет закодировать последовательность битов, строку строкой, чтобы сформировать матрицу с $C_{S u b b l o c k}^{T C} = 32$ столбцы и $R_{S u b b l o c k}^{T C}$ 'Строки' . Переменная $R_{S u b b l o c k}^{T C}$ определяется путем нахождения минимального целого числа таким образом, что количество закодированных входных битов $D \leq (R_{S u b b l o c k}^{T C} \times C_{S u b b l o c k}^{T C})$ . Если $(R_{S u b b l o c k}^{T C} \times C_{S u b b l o c k}^{T C}) > D$ , _ND <NULL>добавлены на переднюю сторону закодированной последовательности. В этом случае, $N_{D} + D = (R_{S u b b l o c k}^{T C} \times C_{S u b b l o c k}^{T C})$ .

Для блоков $d_{k}^{(0)}$ и $d_{k}^{(1)}$ , сочетание межстолбца выполняется на матрице, чтобы переупорядочить столбцы как показано в следующем шаблоне.

0, 16, 8, 24, 4, 20, 12, 28, 2, 18, 10, 26, 6, 22, 14, 30, 1, 17, 9, 25, 5, 21, 13, 29, 3, 19, 11, 27, 7, 23, 15, 31

Выход блока interleaver для блоков $d_{k}^{(0)}$ и $d_{k}^{(1)}$ определенный столбец столбцом последовательности битов из межстолбца переставленная матрица, чтобы создать поток $K_{π} = (R_{S u b b l o c k}^{T C} \times C_{S u b b l o c k}^{T C})$ биты долго.

Для блока $d_{k}^{(2)}$ , элементы в матрице переставлены отдельно на основе шаблона сочетания, показанного выше, но изменили, чтобы создать сочетание, которое является функцией переменных $R_{S u b b l o c k}^{T C}$ , $C_{S u b b l o c k}^{T C}$ , k, и $K_{π}$ . Этот процесс создает три чередованных потока битов.

$d_{k}^{(0)} \to v_{k}^{(0)}$

$d_{k}^{(1)} \to v_{k}^{(1)}$

$d_{k}^{(2)} \to v_{k}^{(2)}$

Битный Набор, Выбор и Передача. Битный этап набора создает виртуальный кольцевой буфер путем объединения трех чередованных закодированных потоков битов.

$v_{k}^{(1)}$ и $v_{k}^{(2)}$ объединены путем чередования последовательных значений $v_{k}^{(1)}$ и $v_{k}^{(2)}$ . Эта комбинация затем добавлена на конец $v_{k}^{(0)}$ создать кольцевой буфер $w_{k}$ показанный в следующем рисунке.

Чередование позволяет равные уровни защиты для каждой последовательности четности.

Биты затем выбраны и сокращены от кольцевого буфера, чтобы создать выходную длину последовательности, которая выполняет желаемому уровню кода.

Гибридный Автоматический Повторный Запрос (HARQ) схема исправления ошибок включен в совпадающий с уровнем алгоритм LTE. Поскольку любой желаемый уровень кода, который закодированные биты выводятся последовательно от кольцевого буфера от стартового местоположения, данного версией сокращения (RV), перенося к началу буфера, если конец буфера достигнут. NULL биты отбрасываются. Различный RVs и следовательно начальные точки допускают повторную передачу выбранных данных. Способность выбрать различные начальные точки включает следующие два основных метода повторно объединяющихся данных в получателе в процессе HARQ.

Преследуйте объединение — повторные передачи содержат тот же бит данных и бит четности.
Инкрементное сокращение — повторные передачи содержат различную информацию так знание усиления приемника после каждой повторной передачи.

Конкатенация блока кода

На этом этапе соответствовал уровень, блоки кода конкатенированы назад вместе. Эта задача сделана путем последовательной конкатенации соответствующих уровню блоков вместе, чтобы создать выход кодирования канала, $f_{k}$ для $k = 0, \dots, G - 1$ .

Кодирование канала управляющей информации с данными UL-SCH

Информация о HARQ-ACK
Оцените индикатор
Информация о качестве канала и матричный индикатор перед кодером

Управляющая информация прибывает в кодер в форме информации о качестве канала (CQI), матричной индикации перед кодером (PMI), индикации ранга (RI) и HARQ-индикатора (HI). Различные уровни кодирования управляющей информации достигаются путем выделения различного количества закодированных символов для передачи. Когда управляющая информация передается на PUSCH, кодировании канала для HI, RI, и CQI сделан независимо.

Режим передачи определяет битные ширины, присвоенные управляющей информации различных типов; соответствующие ширины для режимов передачи могут быть найдены в TS 36.212 [1], Раздел 5.2.2.6.1-4.

Следующие разделы описывают восходящую управляющую информацию о PUSCH с данными UL-SCH.

Информация о HARQ-ACK. Количество закодированных символов, Q, используемого UE, чтобы передать биты подтверждения HARQ, определяется с помощью количества битов HARQ (1 или 2 в зависимости от количества существующих кодовых комбинаций), запланированная пропускная способность PUSCH, выраженная как много поднесущих, количество символов SC-FDMA на подкадр для начальной передачи PUSCH и информация, полученная из начального PDCCH для того же транспортного блока.

Каждое положительное подтверждение (ACK) закодировано как бинарный 1 и отрицательное подтверждение (NACK) закодировано как бинарный 0. Если HARQ-ACK состоит из 1-битной из информации, $[o_{0}^{A C K}]$ , соответствие 1 кодовой комбинации, затем это сначала закодировано согласно следующей таблице.

_Qm	Закодированный HARQ-ACK
2	$[o_{0}^{A C K} y$
4	$[o_{0}^{A C K} y x x]$
6	$[o_{0}^{A C K} y x x x x]$

В предыдущей таблице x и y являются заполнителями, используемыми, чтобы скремблировать биты HARQ-ACK таким способом как, чтобы максимизировать Евклидово расстояние символов модуляции, несущих информацию HARQ.

Если HARQ-ACK состоит из 2 битов информации, $[o_{0}^{A C K} o_{1}^{A C K}]$ , где $o_{0}^{A C K}$ и $o_{1}^{A C K}$ соответствуйте первой и второй кодовой комбинации, соответственно, и $o_{2}^{A C K} = (o_{0}^{A C K} + o_{1}^{A C K}) \mod 2$ , затем они закодированы согласно следующей таблице.

_Qm	Закодированный HARQ-ACK
2	$[o_{0}^{A C K} o_{1}^{A C K} o_{2}^{A C K} o_{0}^{A C K} o_{1}^{A C K} o_{2}^{A C K}]$
4	$[o_{0}^{A C K} o_{1}^{A C K} x x o_{2}^{A C K} o_{0}^{A C K} x x o_{1}^{A C K} o_{2}^{A C K} x x]$
6	$[o_{0}^{A C K} o_{1}^{A C K} x x x x o_{2}^{A C K} o_{0}^{A C K} x x x x o_{1}^{A C K} o_{2}^{A C K} x x x x]$

Оцените Индикатор. Битные ширины, Q, (1 или 2 информационных бита) для обратной связи индикации ранга для передач PDSCH определяются с помощью максимального количества слоев согласно соответствующей eNodeB настройке антенны и категории UE. Если RI состоит из 1 информационного бита, $[o_{0}^{R I}]$ , затем это сначала закодировано согласно следующей таблице.

_Qm	Закодированный RI
2	$[o_{0}^{R I} y$
4	$[o_{0}^{R I} y x x]$
6	$[o_{0}^{R I} y x x x x]$

Если RI состоит из 2 информационных битов, $[o_{0}^{R I} o_{1}^{R I}]$ , затем они сначала закодированы согласно следующей таблице.

_Qm	Закодированный RI
2	$[o_{0}^{R I} o_{1}^{R I} o_{2}^{R I} o_{0}^{R I} o_{1}^{R I} o_{2}^{R I}]$
4	$[o_{0}^{R I} o_{1}^{R I} x x o_{2}^{R I} o_{0}^{R I} x x o_{1}^{R I} o_{2}^{R I} x x]$
6	$[o_{0}^{R I} o_{1}^{R I} x x x x o_{2}^{R I} o_{0}^{R I} x x x x o_{1}^{R I} o_{2}^{R I} x x x x]$

Информация о Качестве канала и Матричный Индикатор Перед кодером. Количество закодированных символов, Q, используемого в информации о качестве канала, определяется из количества существующих битов CQI, количества битов CRC, запланированная пропускная способность PUSCH, выраженная как много поднесущих и информации, полученной из PDCCH для того же транспортного блока.

Если размер полезной нагрузки больше 11 битов, последовательность битов CQI подвергается прикреплению CRC, кодированию канала свертки и соответствию уровня. Если размер полезной нагрузки меньше чем или равен 11 битам, кодирование канала CQI выполняется с помощью следующих шагов.

Биты CQI закодированы с помощью (32, O) блочный код. Кодовые комбинации (32, O) использование блочного кода следующее уравнение.

$b_{i} = \sum_{n = 0}^{O - 1} (o_{n} \cdot M_{i, n}) \mod 2$

Кодовые комбинации (32, O) блочный код линейная комбинация 11 базисных последовательностей, обозначенных в следующей таблице.

i	_Mi,0	_Mi,1	_Mi,2	_Mi,3	_Mi,4	_Mi,5	_Mi,6	_Mi,7	_Mi,8	_Mi,9	_Mi,10
0	1	1	0	0	0	0	0	0	0	0	1
1	1	1	1	0	0	0	0	0	0	1	1
2	1	0	0	1	0	0	1	0	1	1	1
3	1	0	1	1	0	0	0	0	1	0	1
4	1	1	1	1	0	0	0	1	0	0	1
5	1	1	0	0	1	0	1	1	1	0	1
6	1	0	1	0	1	0	1	0	1	1	1
7	1	0	0	1	1	0	0	1	1	0	1
8	1	1	0	1	1	0	0	1	0	1	1
9	1	0	1	1	1	0	1	0	0	1	1
10	1	0	1	0	0	1	1	1	0	1	1
11	1	1	1	0	0	1	1	0	1	0	1
12	1	0	0	1	0	1	0	1	1	1	1
13	1	1	0	1	0	1	0	1	0	1	1
14	1	0	0	0	1	1	0	1	0	0	1
15	1	1	0	0	1	1	1	1	0	1	1
16	1	1	1	0	1	1	1	0	0	1	0
17	1	0	0	1	1	1	0	0	1	0	0
18	1	1	0	1	1	1	1	1	0	0	0
19	1	0	0	0	0	1	1	0	0	0	0
20	1	0	1	0	0	0	1	0	0	0	1
21	1	1	0	1	0	0	0	0	0	1	1
22	1	0	0	0	1	0	0	1	1	0	1
23	1	1	1	0	1	0	0	0	1	1	1
24	1	1	1	1	1	0	1	1	1	1	0
25	1	1	0	0	0	1	1	1	0	0	1
26	1	0	1	1	0	1	0	0	1	1	0
27	1	1	1	1	0	1	0	1	1	1	0
28	1	0	1	0	1	1	1	0	1	0	0
29	1	0	1	1	1	1	1	1	1	0	0
30	1	1	1	1	1	1	1	1	1	1	1
31	1	0	0	0	0	0	0	0	0	0	0

Выходная последовательность получена круговым повторением блока CQI/PMI, как показано в следующем уравнении.

$q_{i} = b_{(i \mod B)}$

В предыдущем уравнении переменная B равняется 32.

Данные и мультиплексирование управления

Управление и транспортное мультиплексирование данных выполняются таким образом, что информация о HARQ-ACK присутствует в обоих пазах и сопоставлена с ресурсами вокруг сигналов ссылки демодуляции. Отображение важно, когда оно принимает, что оценка канала вокруг DRS имеет лучшее качество. Таким образом целостность информации HARQ обеспечена.

Образуйте канал Interleaver

Канал interleaver реализует время, сначала сопоставляющее символов модуляции на форму волны передачи при гарантировании, что информация HARQ присутствует на обоих пазах и сопоставлена с ресурсами вокруг ДОКТОРА.

Кодирование канала управляющей информации без данных UL-SCH

Когда данные об управлении отправляются на PUSCH без данных UL-SCH, следующий процесс кодирования может быть идентифицирован: кодирование канала управляющей информации, сопоставляя и перемежения канала. Коренное изменение является количеством битов, используемых, чтобы передать управляющую информацию. После определения битных ширин для различных частей закодированной управляющей информации, кодирования канала и уровня, соответствующего, затем выполняется согласно разделу 1.6 из этого документа. Закодированная информация о качестве канала повторно сопоставлена в столбцы символов прежде чем быть чередованным с закодированным HI и RI.

Обработка PUSCH

Скремблирование
Модуляция
Предварительное кодирование
Отображение с элементами ресурса

Физический Восходящий Разделяемый Канал (PUSCH) несет восходящий канал совместно использованные данные о канале и управляющая информация. Цепь обработки для PUSCH включает скремблирование, отображение модуляции, предварительное кодирование, отображение элемента ресурса и Одного Поставщика услуг – Деление Частоты Несколько доступ (к SC-FDMA) модуляция. Эта цепь обработки проиллюстрирована в следующем рисунке.

Скремблирование

Транспортная кодовая комбинация поразрядно умножается с ортогональной последовательностью и UE-specific борющаяся последовательность, чтобы создать следующую последовательность символов для каждой кодовой комбинации, q.

${\tilde{b}}^{(q)} (0), \dots, {\tilde{b}}^{(q)} (M_{b i t}^{(q)} - 1)$

Переменная $M_{b i t}^{(q)}$ количество битов, переданных на PUSCH в одном подкадре q.

Борющаяся последовательность является псевдослучайным, созданным использованием длины 31 генератор последовательности Голда и инициализированное использование номера слота в радиосети временный идентификатор, сопоставленный с передачей PUSCH, $n_{R N T I}$ , ячейка ID, $N_{I D}^{c e l l}$ , номер слота в радио-системе координат, $n_{s}$ , и индекс кодовой комбинации, $q = {0, 1}$ , в начале каждого подкадра.

$c_{i n i t} = n_{R N T I} \times 2^{14} + q \times 2^{13} + ⌊ \frac{n_{s}}{2} ⌋ \times 2^{9} + N_{I D}^{c e l l}$

Скремблирование со специфичной для ячейки последовательностью служит цели отклонения интерференции межъячейки. Когда базовая станция будет дескремблировать полученный поток битов с известной ячейкой определенная последовательность скремблирования, интерференция от других ячеек будет дескремблирована неправильно и поэтому только появится как некоррелированый шум.

Модуляция

Скремблированная кодовая комбинация подвергается QPSK, 16QAM, или 64QAM, модуляция, чтобы сгенерировать комплекс оценила символы. Этот выбор обеспечивает гибкость, чтобы позволить схеме максимизировать данные, переданные в зависимости от условий канала.

Предварительное кодирование

Предварительное кодирование PUSCH не является тем же самым как в нисходящем канале (мультиантенна) предварительное кодирование. Блок комплекса оценил символы, $d (0), \dots, d (M_{s y m b} - 1)$ , разделен на $M_{s y m b} / M_{s c}^{P U S C H}$ наборы. Каждый набор, который имеет размер $M_{s c}^{P U S C H}$ , соответствует одному символу SC-FDMA. Дискретное преобразование Фурье затем применяется к каждому набору, по существу предварительно кодируя часть модуляции SC-FDMA. Размер ДПФ, который является значением $M_{s c}^{P U S C H}$ , должен иметь начало, которое является продуктом 2, 3, или 5, таким образом, выполняя следующее уравнение.

$M_{sc}^{PUSCH} = N_{кв/см}^{RB} \times 2^{α_{2}} \times 3^{α_{3}} \times 5^{α_{5}} \leq N_{кв/см}^{RB} N_{RB}^{UL}$

В предыдущем уравнении α ₂, α ₃, и α ₅ является набором неотрицательных целых чисел.

Отображение с элементами ресурса

Заключительный этап в обработке PUSCH должен сопоставить символы с выделенными физическими элементами ресурса. Размеры выделения ограничиваются значениями, простые множители которых равняются 2, 3 и 5; это ограничение наложено этапом перед кодированием. Символы сопоставлены в увеличивающемся порядке, начинающемся с поднесущих, затем символы SC-FDMA. Символов SC-FDMA, несущих DRS или SRS, избегают во время процесса отображения. Пример порядка отображения выхода этапа перед кодированием с выделенными блоками ресурса показывают в следующем рисунке.

Сигналы ссылки демодуляции (DM-RS) на PUSCH

Генерация DRS
Отображение ресурса DRS

Сигналы ссылки демодуляции, сопоставленные с PUSCH, используются базовой станцией, чтобы выполнить оценку канала и допускать когерентную демодуляцию полученного сигнала.

Эти ссылочные сигналы мультиплексируются временем с данными, тогда как в нисходящем канале существует и время и мультиплексирование частоты. Это мультиплексирование выполняется, чтобы обеспечить природу одно поставщика услуг сигнала SC-FDMA, который гарантирует, что все носители данных непрерывны.

Генерация DRS

Последовательность оснований
Группировка DRS

Сигналы ссылки демодуляции сгенерированы с помощью последовательности оснований, обозначенной $r_{u, v} (n)$ , который обсужден далее в Последовательности оснований. А именно, $r^{P U S C H}$ используется, чтобы обозначить последовательность PUSCH DRS и задан следующим уравнением.

$r^{P U S C H} (m M_{S C}^{R S} + n) = r_{u, v}^{(α)} (n)$

Желательно, чтобы последовательности DRS имели маленькие изменения степени вовремя и частоту, приводящую к мощному КПД усилителя и сопоставимому качеству оценки канала для всех частотных составляющих. Последовательности Задова-Чу являются хорошими кандидатами, поскольку они показывают постоянную степень вовремя и частоту. Однако существует ограниченное количество Последовательностей Задова-Чу; поэтому, они не подходят самостоятельно.

Генерация и отображение DRS, сопоставленного с PUSCH, обсуждены далее в следующих разделах.

Последовательность оснований. Сигналы ссылки демодуляции заданы циклическим сдвигом, α, последовательности оснований, r.

Последовательность оснований, r, представлена в следующем уравнении.

$r_{u, v}^{(α)} = e^{j α n} r_{u, v} (n)$

Предыдущее уравнение содержит следующие переменные.

$n = 0, ..., M_{S C}^{R S}$ , где $M_{S C}^{R S}$ длина ссылочной последовательности сигнала.
$U = 0, \dots, 29$ номер группы последовательности оснований.
$V = 0, 1$ порядковый номер в группе и только применяется к ссылочным сигналам длины, больше, чем 6 блоков ресурса.

Вращение фазы в частотном диапазоне (предварительный ОБПФ в модуляции OFDM) эквивалентно циклическому сдвигу во временном интервале (ОБПФ сообщения в модуляции OFDM). Для частоты невыборочные каналы по 12 поднесущим блока ресурса возможно достигнуть ортогональности между DRS, сгенерированным от той же последовательности оснований если $α = \frac{m π}{6}$ для $m = 0, 1, \dots, 11$ , и принятие DRS синхронизируется вовремя.

Ортогональность может быть использована, чтобы передать DRS одновременно, с помощью тех же ресурсов частоты без взаимной интерференции. Обычно DRS, сгенерированный от различных последовательностей оснований, не будет ортогональным; однако они представят низкие свойства взаимной корреляции.

Чтобы максимизировать количество доступных Последовательностей Задова-Чу, главная последовательность длины необходима. Минимальная длина последовательности в UL равняется 12, количеству поднесущих в блоке ресурса, который не является главным.

Поэтому Последовательности Задова-Чу не подходят собой. Существуют эффективно следующие два типа основных ссылочных последовательностей.

те с длиной последовательности ≥ 36 (охват 3 или больше блоков ресурса), которые используют циклическое расширение Последовательностей Задова-Чу
те с длиной последовательности ≤ 36 (охват 2 блоков ресурса), которые используют специальную последовательность QPSK

Последовательности оснований длины ≥ три блока ресурса

Для последовательностей длины 3 блока ресурса и больше (т.е. $M_{s c}^{R S} \geq 3 N_{s c}^{R S}$ ), последовательность оснований является повторением с циклическим смещением Последовательности Задова-Чу длины $N_{z c}^{R S}$ , где $N_{z c}^{R S}$ самое большое начало, таким образом что $N_{z c}^{R S} < M_{s c}^{R S}$ . Поэтому последовательность оснований будет содержать одну полную длину $N_{z c}^{R S}$ Последовательность Задова-Чу плюс дробное повторение добавлена на конце. В получателе может быть сделано соответствующее de-повторение, и нулевое свойство автокорреляции будет содержать через длину $N_{z c}^{R S}$ вектор.

Последовательности оснований длины ≤ три блока ресурса

Для последовательностей короче, чем три блока ресурса (т.е. $M_{s c}^{R S} = 12, 24$ ), последовательности являются составом комплексных чисел модуля единицы, чертивших из сгенерированной таблицы симуляции. Эти последовательности были найдены посредством компьютерного моделирования и заданы в технических требованиях LTE.

Группировка DRS. Существует в общей сложности 30 групп последовательности, $u \in {0, 1, \dots, 29}$ , каждый содержащий одну последовательность для длины, меньше чем или равной 60. Это соответствует пропускной способности передачи 1,2,3,4 и 5 блоков ресурса. Кроме того, существует две последовательности (один для v = 0 или 1) для длины ≥ 72; соответствие пропускной способности передачи 6 блоков ресурса или больше.

Обратите внимание на то, что не все значения m позволены, где m является количеством блоков ресурса, используемых в передаче. Только значения для m, которые являются продуктом степеней 2, 3 и 5, допустимы, как показано в следующем уравнении.

$m = 2^{α_{0}} \times 3^{α_{1}} \times 5^{α_{2}}, где α_{i} положительные целые числа$

Причина этого ограничения состоит в том, что размеры ДПФ операции SC-FDMA перед кодированием ограничиваются значениями, которые являются продуктом степеней 2, 3 и 5. Операция DFT может охватить больше чем один блок ресурса, и поскольку каждый блок ресурса имеет 12 поднесущих, общее количество поднесущих, питаемых ДПФ, будет 12m. Поскольку результатом 12m должен быть продукт степеней 2, 3, и 5 это подразумевает, что количество блоков ресурса должно самостоятельно быть продуктом степеней 2, 3 и 5. Поэтому значения m такой как 7, 11, 14, 19, и т.д. не допустимы.

В течение данного временного интервала восходящие ссылочные последовательности сигнала, чтобы использовать в ячейке взяты из одной определенной группы последовательности. Если та же группа должна использоваться во всех пазах затем, это известно как фиксированное присвоение. С другой стороны, если номер группы, u варьируется для всех пазов в ячейке, это известно как group hopping.

Фиксированное присвоение группы

Когда фиксированное присвоение группы используется, тот же номер группы используется во всех пазах. Для PUSCH номер группы является функцией личного номера ячейки по модулю 30 и сообщен более высокими слоями через параметр $Δ_{s s}$ , как показано в следующем уравнении.

$u = ((N_{I D}^{c e l l} m o d 30) + Δ_{s s}) m o d 30, с Δ_{s s} \in {0, 1, \dots, 29}$

Этот метод позволяет тому же u использоваться в различных ячейках.

Скачкообразное движение группы

Если скачкообразное движение группы используется, шаблон применяется к вычислению номера группы последовательности. Этот шаблон является тем же самым и для PUCCH и для PUSCH.

Этот шаблон задан как следующее уравнение.

$f_{g h} (n_{s}) = \sum_{i = 0}^{7} c (8 n_{s} + i) \cdot 2^{i} m o d 30$

Как показано в предыдущем уравнении, эта группа, скачкообразно перемещающая шаблон, является функцией номера слота _ns и вычисляется, используя псевдослучайную двоичную последовательность c (k), сгенерированное использование длины 30 кодов Gold. Чтобы сгенерировать группу, скачкообразно перемещающую шаблон, генератор PRBS инициализируется следующим значением в начале каждой радио-системы координат.

$c_{i n i t} = ⌊ \frac{N_{I D}^{c e l l}}{30} ⌋$

Для PUSCH со скачкообразным движением группы номер группы, u, дан следующим уравнением.

$u = (f_{g h} (n_{s}) + ((N_{I D}^{c e l l} \mod 30) + Δ_{s s})) \mod 30$

Отображение ресурса DRS

Сигнал ссылки демодуляции PUSCH сопоставлен с 4-м символом SC-FDMA паза во время нормального циклического префикса и к каждому 3-му пазу SC-FDMA во время расширенного циклического префикса. Это отображение ресурса показывают в следующем рисунке.

Ссылки

[1] 3GPP TS 36.212. “Развитый Универсальный Наземный Радио-доступ (к E-UTRA); Мультиплексирование и кодирование канала”. Проект Партнерства третьего поколения; Сеть радиодоступа Technical Specification Group. URL: https://www.3gpp.org.

Документация