Документация

Вложение CRC транспортного блока

Циклический избыточный контроль (CRC) используется для обнаружения ошибок в транспортных блоках. Весь транспортный блок используется для вычисления битов четности CRC. Транспортный блок делится циклическим генераторным полиномом, описанным как $${}_{\mathrm{}\mathrm{gCRC24A}}$$ в разделе 5.1.1 [1], для генерации 24 битов четности. Эти биты четности затем добавляются к концу транспортного блока.

Сегментация кодовых блоков и присоединение CRC

Входной блок битов в блок сегментации кода обозначается $${}_{\mathrm{b0}},{}_{\mathrm{}}b1,.{.}_{.,\mathrm{}}$$bB − 1, $$\mathrm{где}$$B = A + 24. В LTE минимальный и максимальный размеры кодовых блоков задаются так, чтобы размеры блоков были совместимы с размерами блоков, поддерживаемыми турбоперемежителем .

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

Когда входной блок сегментирован, он сегментируется на $$C=[B/(Z$$− L)], где L равно 24. $$Поэтому\mathrm{C\; =\; кодовые}$$блоки [B/6120].

Каждый блок кода имеет 24-битный CRC, присоединенный к концу, вычисленный, как описано в приложении CRC транспортного блока, но $${}_{\mathrm{}}$$используется полином генератора, описанный как gCRC24B в разделе 5.1.1 [1].

Если требуется, к началу сегмента добавляются заполняющие биты, так что размеры кодовых блоков соответствуют набору допустимых размеров блоков турбоперемежителя, как показано на следующем рисунке.

Если сегментация не требуется, создается только один блок кода. Если B меньше минимального размера, то к началу кодового блока добавляются биты-заполнители (нули) для достижения в общей сложности 40 битов.

Канальное кодирование

• Составные кодеры

• Решетчатое окончание для турбокодера

• Перемежитель QPP

Кодовые блоки подвергаются турбокодированию. Турбокодирование - это форма прямого исправления ошибок, которая улучшает пропускную способность канала за счет добавления избыточной информации. Используемая схема турбокодера представляет собой параллельный конкатенированный сверточный код (PCCC) с двумя рекурсивными сверточными кодерами и перемежителем квадратичных перестановок (QPP), как показано на следующем рисунке.

Выходной сигнал кодера представляет собой три потока, $${}_{\mathrm{dk}}^{\mathrm{(}0}$$), $${}_{}^{dk\mathrm{}(}$$1) $${и}_{}^{\mathrm{dk}}$$(2), для достижения кодовой скорости 1/3.

Составные кодеры.  Вход в первый составной кодер является входным битовым потоком в блок турбокодирования. Вход второго составного кодера является выходом перемежителя QPP, перестановочной версии входной последовательности.

Существует две выходные последовательности от каждого кодера, систематическая $$({}_{}{{}^{}}_{\mathrm{xk,x\prime k}})$$ и четная $$({}_{}{{}^{}}_{\mathrm{zk,z\prime k}}$$). Только одна из систематических последовательностей ($${}_{\mathrm{xk}}$$) используется в качестве выходного сигнала, поскольку другая ($${{}^{x\prime k}}_{)}$$является просто перестановочной версией выбранной систематической последовательности. Передаточная функция для каждого составного кодера задается следующим уравнением.

Первый элемент, 1, представляет систематическую выходную передаточную функцию. Второй элемент, $$\left(\frac{{}_{\mathrm{g1}}(D}{{)}_{\mathrm{}}\mathrm{g0}}\right($$D)), представляет рекурсивную сверточную выходную передаточную функцию.

Выходные данные для каждой последовательности могут быть рассчитаны с использованием передаточной функции.

Кодер инициализируется со всеми нулями. Если кодируемый блок является 0-м, и используются биты-заполнители (F), то вход в кодер ($${}_{\mathrm{ck}}$$) устанавливается равным нулю, а выход ($${}_{\mathrm{xk}}$$) и ($${}_{\mathrm{zk}}$$) устанавливается равным <NULL> для $$k\mathrm{=}0,..\mathrm{.}$$, F − 1.

Решетчатое окончание для турбокодера.  Стандартный сверточный кодер инициализирует свои внутренние регистры в состояние «все нули» и обеспечивает завершение кодера в состоянии «все нули» путем заполнения конца входной последовательности k нулями. Поскольку декодер знает начальное и конечное состояние кодера, он может декодировать данные. Приведение рекурсивного кодера в состояние всех нулей с помощью этого метода невозможно. Для преодоления этой проблемы используется решетчатое окончание.

Сверточный кодер с концевыми битами инициализирует свои внутренние регистры сдвига до последних k битов текущего входного блока, а не до состояния «все нули». Следовательно, начальное и конечное состояния одинаковы без необходимости добавления нулей к входному блоку. В результате исключаются служебные данные, необходимые для завершения работы кодера путем заполнения входных данных нулями. Недостатком этого способа является то, что декодер становится более сложным, поскольку начальное состояние неизвестно. Однако известно, что начальная и конечная последовательности одинаковы.

Перемежитель QPP.  Роль перемежителя заключается в расширении информационных битов таким образом, что в случае пакетной ошибки на два кодовых потока воздействуют по-разному, позволяя восстановить данные.

Выходной сигнал перемежителя является перестановочной версией входных данных, как показано в следующих уравнениях.

Переменная K является входной длиной. Переменные f1 и f2 - коэффициенты, выбранные в зависимости от K, в таблице 5.1.3-3 из [1]. Например, K = 40, f1 = 3 и f2 = 10 дает следующую последовательность.

Сопоставление ставок

Блок согласования скорости создает выходной битовый поток с требуемой кодовой скоростью. Поскольку количество битов, доступных для передачи, зависит от доступных ресурсов, алгоритм согласования скорости способен создавать любую произвольную скорость. Три потока битов из турбокодера перемежаются с последующим сбором битов для создания кольцевого буфера. Биты выбираются и отсекаются из буфера для создания выходного битового потока с требуемой кодовой скоростью. Процесс проиллюстрирован на следующем рисунке.

Перемежитель субблоков.  Три перемежителя субблоков, используемые в блоке согласования скорости, идентичны. Перемежение - это метод уменьшения влияния пакетных ошибок на сигнал, поскольку последовательные биты данных не будут повреждены.

Перемежитель субблоков изменяет форму последовательности битов кодирования, последовательно, чтобы сформировать матрицу с $${}_{}^{\mathrm{CSubblockTC}}\mathrm{=}$$ 32 столбцами $${и}_{}^{}$$строками RSubblockTC. $${\mathrm{Переменная}}_{}^{}$$RSubblockTC определяется путем нахождения минимального целого числа, такого, что количество кодированных входных битов $$\mathrm{равно}{\mathrm{D\le }}_{(}^{}{}_{\mathrm{RSubblockTC}\times }^{}$$CSubblockTC$$).{}_{\mathrm{If}(}^{}{}_{\mathrm{RSubblockTC}\times }^{}$$CSubblockTC ) > D, ND<NULL>'s добавляются к передней части кодированной последовательности. При этом $${}_{\mathrm{ND}}+D{}_{=(}^{}{}_{\mathrm{RSubblockTC}\times }^{}$$CSubblockTC ).

Для блоков $${}_{\mathrm{dk}}^{\mathrm{(}0}$$) и $${}_{}^{dk\mathrm{}(}$$1) перестановка между столбцами выполняется на матрице, чтобы переупорядочить столбцы, как показано в следующем шаблоне.

Выходной сигнал блочного перемежителя для блоков $${}_{\mathrm{dk}}^{\mathrm{(}0}$$) и $${}_{}^{dk\mathrm{}(}$$1) представляет собой битовую последовательность, считываемую столбец за столбцом из перестановочной матрицы между столбцами для создания $${\mathrm{потока}}_{}Kpi{}_{=(}^{}{}_{\mathrm{RSubblockTC}\times }^{}$$CSubblockTC) бит длиной.

Для блока $${}_{\mathrm{dk}}^{\mathrm{(}2}$$) элементы в матрице переставляются отдельно на основе шаблона перестановки, показанного выше, но модифицируются для создания перестановки, которая является функцией переменных $${}_{}^{}$$RSubblockTC, $${}_{}^{}$$CSubblockTC, k и $${}_{}$$Kpi. Этот процесс создает три чередующихся потока битов .

Сбор битов, выбор и передача.  Этап сбора битов создает виртуальный кольцевой буфер путем объединения трех чередующихся кодированных потоков битов.

$${}_{\mathrm{vk}}^{\mathrm{(}1}$$) и $${}_{}^{vk\mathrm{}(}$$2) объединяют путем чередования последовательных значений $${}_{}^{\mathrm{vk}}$$(1) $${}_{и}^{\mathrm{}vk}$$(2). Эта комбинация затем добавляется к концу $${}_{}^{\mathrm{}}$$vk (0) для создания циклического $${}_{}$$буфера wk, показанного на следующем рисунке.

Чередование обеспечивает равные уровни защиты для каждой последовательности четности.

Затем биты выбираются и отсекаются из кольцевого буфера для создания длины выходной последовательности, которая соответствует требуемой кодовой скорости.

Схема исправления ошибок Hybrid Automatic Repeat Request (HARQ) включена в алгоритм согласования скорости LTE. Для любой требуемой скорости кодирования кодированные биты выводятся последовательно из кольцевого буфера из начального местоположения, заданного версией избыточности (RV), переходя к началу буфера, если достигнут конец буфера. NULL биты отбрасываются. Различные RV и, следовательно, начальные точки позволяют повторно передавать выбранные данные. Возможность выбора различных начальных точек позволяет использовать следующие два основных способа рекомбинации данных в приемнике в процессе HARQ.

Конкатенация кодовых блоков

На этом этапе согласованные кодовые блоки скорости объединяются обратно вместе. Эта задача выполняется путем последовательной конкатенации согласованных по скорости блоков вместе для создания выходного сигнала канального кодирования, $${}_{\mathrm{fk}}$$ для $$k\mathrm{=}0,..\mathrm{.}$$, G − 1.

Канальное кодирование управляющей информации с использованием данных UL-SCH

• Информация HARQ-ACK

• Ранговый индикатор

• Информация о качестве канала и индикатор матрицы предварительного кодера

Управляющая информация поступает в кодер в виде информации качества канала (CQI), индикации матрицы предварительного кодера (PMI), индикации ранга (RI) и индикатора HARQ (HI). Различные скорости кодирования управляющей информации достигаются путем выделения различного количества кодированных символов для передачи. Когда управляющая информация передается по PUSCH, канальное кодирование для HI, RI и CQI выполняется независимо.

Режим передачи определяет битовую ширину, назначенную управляющей информации различных типов; соответствующие ширины для режимов передачи приведены в TS 36.212 [1], раздел 5.2.2.6.1-4.

Следующие разделы описывают управляющую информацию восходящей линии связи на PUSCH с данными UL-SCH.

Информация HARQ-ACK.  Количество кодированных символов Q, используемых UE для передачи битов подтверждения HARQ, определяется с использованием количества битов HARQ. (1 или 2 в зависимости от количества присутствующих кодовых слов), запланированной полосы пропускания PUSCH, выраженной в виде числа поднесущих, количества символов SC-FDMA на подкадр для начальной передачи PUSCH и информации, полученной из начального PDCCH для того же самого транспортного блока.

Каждое положительное подтверждение (ACK) кодируется как двоичное 1 и отрицательное подтверждение (NACK) кодируется как двоичное 0. Если HARQ-ACK состоит из 1-битовой информации, $$[{}_{\mathrm{}}^{\mathrm{o0ACK}}\text{]}$$, соответствующей 1 кодовому слову, то она сначала кодируется согласно следующей таблице.

В предыдущей таблице x и y являются местозаполнителями, используемыми для скремблирования битов HARQ-ACK таким образом, чтобы максимизировать евклидово расстояние символов модуляции, несущих информацию HARQ.

Если HARQ-ACK состоит из 2 битов информации, $$[{}_{\mathrm{}}^{\mathrm{o0ACK}}{}_{\mathrm{}}^{\mathrm{o1ACK}}\text{]}$$, где $${}_{\mathrm{}}^{\mathrm{o0ACK}}$$ и $${}_{\mathrm{}}^{\mathrm{o1ACK}}$$ соответствуют первому и второму кодовому слову соответственно, и $${}_{\mathrm{}}^{\mathrm{o2ACK}}={}_{\mathrm{(}}^{}{\mathrm{o0ACK}}_{\mathrm{}}^{+}\mathrm{o1ACK}\mathrm{)}$$mod2, то они кодируются согласно следующей таблице.

Ранговый индикатор.  Ширина битов Q (1 или 2 информационных бита) для обратной связи указания ранга для передач PDSCH определяется с использованием максимального количества уровней в соответствии с соответствующей конфигурацией антенны eNireB и категорией UE. Если RI состоит из 1 информационного бита, $$[{}_{\mathrm{}}^{\mathrm{o0RI}}\text{]}$$, то он сначала кодируется в соответствии со следующей таблицей.

В предыдущей таблице x и y являются местозаполнителями, используемыми для скремблирования битов HARQ-ACK таким образом, чтобы максимизировать евклидово расстояние символов модуляции, несущих информацию HARQ.

Если RI состоит из 2 информационных битов [$${}_{\mathrm{}}^{\mathrm{o0RI}}{}_{\mathrm{}}^{\mathrm{o1RI}}\text{]}$$, то они сначала кодируются в соответствии со следующей таблицей.

Информация о качестве канала и индикатор матрицы предварительного кодера.  Количество кодированных символов, Q, используемых для информации о качестве канала, определяется из числа присутствующих битов CQI, количества битов CRC, запланированной полосы пропускания PUSCH, выраженной в виде числа поднесущих, и информации, полученной из PDCCH для того же транспортного блока.

Если размер полезной нагрузки превышает 11 битов, то последовательность битов CQI подвергается присоединению CRC, кодированию канала свертки и согласованию скорости. Если размер полезной нагрузки меньше или равен 11 битам, канальное кодирование CQI выполняется с использованием следующих этапов.

Выходная последовательность получается циклическим повторением блока CQI/PMI, как показано в следующем уравнении.

В предыдущем уравнении переменная B равна 32.

Мультиплексирование данных и управления

Мультиплексирование управляющих и транспортных данных выполняется таким образом, что информация HARQ-ACK присутствует в обоих временных интервалах и отображается на ресурсы вокруг опорных сигналов демодуляции. Отображение является важным, поскольку оно предполагает, что оценка канала вокруг DRS имеет лучшее качество. Таким образом, сохраняется целостность информации HARQ.

Перемежитель каналов

Канальный перемежитель реализует первое по времени отображение символов модуляции на форму сигнала передачи, гарантируя при этом, что информация HARQ присутствует в обоих временных интервалах и отображается на ресурсы вокруг DRS.

Канальное кодирование управляющей информации без данных UL-SCH

При передаче управляющих данных по PUSCH без данных UL-SCH может быть идентифицирован следующий процесс кодирования: канальное кодирование управляющей информации, отображение и перемежение каналов. Основным изменением является количество битов, используемых для передачи управляющей информации. После определения ширины битов для различных порций кодированной управляющей информации выполняют канальное кодирование и согласование скорости согласно разделу 1.6 данного документа. Информацию о качестве кодированного канала повторно преобразуют в столбцы символов перед перемежением с кодированными HI и RI.

Борьба

Транспортное кодовое слово умножается по битам на ортогональную последовательность и специфическую для UE скремблирующую последовательность для создания следующей последовательности символов для каждого кодового слова, q.

Переменная $${}_{\mathrm{Мбит}}^{(q}$$) - это количество битов, передаваемых по PUSCH в одном подкадре q.

Последовательность скремблирования является псевдослучайной, созданной с использованием генератора последовательности Gold длиной 31 и инициализированной с использованием номера слота в пределах временного идентификатора радиосети, связанного с передачей PUSCH, $${}_{\mathrm{nRNTI}}$$, идентификатором ячейки, $${}_{}^{\mathrm{ячейкой\; NIDcell}}$$, номером слота в кадре радиосвязи, $${}_{\mathrm{ns}}$$, и индексом кодового слова $$q=\mathrm{}\{\mathrm{}$$0,1} в начале каждого подкадра.

Скремблирование с помощью последовательности, специфичной для соты, служит для подавления интерсотовых помех. Когда базовая станция дескремблирует принятый битовый поток с известной специфической для соты скремблирующей последовательностью, помехи от других сот будут дескремблироваться неправильно и, следовательно, проявляться только как некоррелированный шум.

Модуляция

Скремблированное кодовое слово подвергается QPSK, 16QAM или 64QAM модуляции для генерации комплексных символов. Этот выбор обеспечивает гибкость, позволяющую схеме максимизировать передаваемые данные в зависимости от условий канала.

Предварительное кодирование

Предварительное кодирование PUSCH не является таким же, как в предварительном кодировании нисходящей линии связи (с множеством антенн). Блок комплексных символов d $$\mathrm{(}0),...{,}_{d(}\mathrm{}$$Msymb − 1) $${\mathrm{делится\; на}}_{}{}_{}^{}$$наборы Msymb/Msc PUSCH. Каждый аппарат, имеющий $${}_{}^{\mathrm{размер}}$$Msc PUSCH, соответствует одному символу SC-FDMA. Затем к каждому набору применяется дискретное преобразование Фурье, по существу, часть предварительного кодирования модуляции SC-FDMA. Размер DFT, который является $${}_{\mathrm{значением}}^{}$$Msc PUSCH, должен иметь простое число, которое является произведением 2, 3 или 5, тем самым выполняя следующее уравнение.

В предыдущем уравнении α2, α3 и α5 являются множеством неотрицательных целых чисел.

Сопоставление с элементами ресурсов

Заключительным этапом обработки PUSCH является отображение символов в назначенные элементы физических ресурсов. Размеры распределения ограничены значениями, первичными коэффициентами которых являются 2, 3 и 5; этот предел накладывается этапом предварительного кодирования. Символы отображаются в возрастающем порядке, начиная с поднесущих, затем символов SC-FDMA. Во время процесса отображения исключаются символы SC-FDMA, несущие DRS или SRS. Пример порядка отображения выходного сигнала этапа предварительного кодирования на выделенные блоки ресурсов показан на следующем рисунке.

Генерация DRS

• Базовая последовательность

• Группирование DRS

Опорные сигналы демодуляции генерируются с использованием базовой последовательности, обозначенной $${}_{\mathrm{как\; ru},}v($$n), которая обсуждается далее в базовой последовательности. Более конкретно$${,}^{}$$rPUSCH используется для обозначения последовательности PUSCH DRS и определяется следующим уравнением.

Желательно, чтобы последовательности DRS имели небольшие изменения мощности во времени и частоте, что приводит к высокой эффективности усилителя мощности и сравнимому качеству оценки канала для всех частотных компонентов. Последовательности Задоффа-Чу являются хорошими кандидатами, поскольку они проявляют постоянную мощность во времени и частоте. Однако существует ограниченное число последовательностей Задоффа-Чу; поэтому они не подходят сами по себе.

Генерация и отображение DRS, ассоциированного с PUSCH, обсуждаются далее в следующих разделах.

Базовая последовательность.  Опорные сигналы демодуляции определяются циклическим сдвигом α базовой последовательности r.

Последовательность оснований r представлена в следующем уравнении.

Предыдущее уравнение содержит следующие переменные.

Поворот фазы в частотной области (pre-IFFT в модуляции OFDM) эквивалентен циклическому сдвигу во временной области (post IFFT в модуляции OFDM). Для частотных неселективных каналов по 12 поднесущим ресурсного блока можно достичь ортогональности между DRS, генерируемыми из одной и той же базовой последовательности, если $$\alpha \raisebox{1ex}{$=$}\!\left/ \!\raisebox{-1ex}{$\mathrm{}$}\right.$$mā6 $$\mathrm{для}\mathrm{m}\mathrm{=}\mathrm{0,1,}$$..., 11, и предполагая, что DRS синхронизированы во времени.

Ортогональность можно использовать для передачи DRS одновременно, используя одни и те же частотные ресурсы без взаимных помех. Обычно DRS, генерируемая из различных базовых последовательностей, не будет ортогональной; однако они будут обладать низкими свойствами взаимной корреляции.

Чтобы максимизировать количество доступных последовательностей Задоффа-Чу, необходима последовательность простой длины. Минимальная длина последовательности в UL равна 12, количество поднесущих в ресурсном блоке, которое не является простым.

Поэтому последовательности Задоффа-Чу сами по себе не подходят. Фактически существуют два следующих типа базовых опорных последовательностей.

 Базовые последовательности длиной ≥ три блока ресурсов

 Базовые последовательности длиной ≤ три блока ресурсов

Группировка DRS.  Существует всего 30 групп последовательностей, $$\mathrm{}\mathrm{u\in \{0,1},..\mathrm{.,}$$29}, каждая из которых содержит одну последовательность длиной меньше или равной 60. Это соответствует полосам пропускания передачи 1,2,3,4 и 5 блоков ресурсов. Кроме того, существуют две последовательности (одна для v = 0 или 1) для длины ≥ 72; соответствует полосам пропускания передачи 6 или более ресурсных блоков.

Следует отметить, что не все значения m разрешены, где m - количество блоков ресурсов, используемых для передачи. Допустимы только значения m, которые являются произведением степеней 2, 3 и 5, как показано в следующем уравнении.

Причина этого ограничения заключается в том, что размеры DFT операции предварительного кодирования SC-FDMA ограничены значениями, которые являются произведением мощностей 2, 3 и 5. Операция DFT может охватывать более одного ресурсного блока, и, поскольку каждый ресурсный блок имеет 12 поднесущих, общее количество поднесущих, подаваемых в DFT, будет составлять 12m. Поскольку результат 12m должен быть произведением степеней 2, 3 и 5, это означает, что количество блоков ресурсов должно быть произведением степеней 2, 3 и 5. Поэтому значения m, такие как 7, 11, 14, 19 и т.д., недействительны.

Для данного временного интервала последовательности опорных сигналов восходящей линии связи, используемые в ячейке, взяты из одной конкретной группы последовательностей. Если одна и та же группа должна использоваться для всех слотов, то это называется фиксированным назначением. С другой стороны, если номер группы u изменяется для всех временных интервалов в соте, это называется групповой скачкообразной перестройкой.

 Назначение фиксированной группы

 Групповая скачкообразная перестройка

Сопоставление ресурсов DRS

Опорный сигнал демодуляции PUSCH отображается на 4-й символ SC-FDMA слота во время нормального циклического префикса и на каждый 3-й слот SC-FDMA во время расширенного циклического префикса. Это сопоставление ресурсов показано на следующем рисунке.