Общий канал восходящей линии связи

Физический общий канал восходящей линии связи используется для передачи общего канала восходящей линии связи (UL-SCH) и L1 и L2 управляющей информации. UL-SCH является транспортным каналом, используемым для передачи данных восходящей линии связи (транспортный блок). L1 и L2 сигнализации управления могут нести подтверждения HARQ для принятых блоков DL-SCH, отчетов о качестве канала и запросов планирования.

Кодирование UL-SCH

Вложение CRC транспортного блока
Сегментация кодовых блоков и вложение CRC
Кодирование канала
Соответствие скорости
Код блоков
Кодирование канала управляющей информации данными UL-SCH
Мультиплексирование данных и управления
Перемежитель канала
Кодирование канала управляющей информации без данных UL-SCH

Чтобы создать полезную нагрузку PUSCH, транспортный блок длины A, обозначенный как $a_{0}, a_{1}, \dots, a_{A - 1}$ , подвергается кодированию транспортных блоков. Процесс кодирования включает type-24A себя вычисление CRC, сегментацию кодовых блоков и type-24B присоединение CRC, если таковое имеется, турбокодирование, согласование скорости с RV и конкатенацию кодовых блоков. Эта обработка описана в TS 36.212 [1], разделы 5.2.2.1-5.2.2.5 и 5.2.2.8.

Этапы кодирования и мультиплексирования транспортных блоков и информации управления показаны на следующей блок-схеме.

PUSCH может нести только управляющую информацию и без данных. В этом случае следуют только цепи кодирования и мультиплексирования управляющей информации согласно предыдущей схеме.

Вложение CRC транспортного блока

Циклическая проверка избыточности (CRC) используется для выявления ошибок в транспортных блоках. Весь транспортный блок используется для вычисления бит четности CRC. Транспортный блок разделен полиномом циклического генератора, описанным как $g_{C R C 24 A}$ в разделе 5.1.1 [1], чтобы сгенерировать 24 бита четности. Эти биты четности затем добавляются к концу транспортного блока.

Сегментация кодовых блоков и вложение CRC

Вход блок бит к блоку сегментации кода обозначается как $b_{0}, b_{1}, \dots, b_{B - 1}$ , где $B = A + 24$ . В LTE задается минимальный и максимальный размер кодового блока, поэтому размеры блоков совместимы с размерами блоков, поддерживаемыми турбоперемежителем.

Минимальный размер блока кода = 40 биты
Максимальный размер блока кода, Z = 6144 бита

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

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

Каждый блок кода имеет 24-битный CRC, присоединенный к концу, вычисленный как описано в Transport Block CRC Attachment, но полином генератора, описанный как $g_{C R C 24 B}$ в разделе 5.1.1 [1] используется.

При необходимости биты наполнителя добавляются к началу сегмента так, чтобы размеры кодовых блоков совпадали с набором допустимых размеров блоков турбоперемежителя, как показано на следующем рисунке.

Если сегментация не требуется, создается только один блок кода. Если B меньше минимального размера, биты-наполнители (нули) добавляются к началу блока кода, чтобы достичь в общей сложности 40 бит.

Блоки кода подвергаются турбокодированию. Турбокодирование является формой прямой коррекции ошибок, которая улучшает пропускную способность канала путем добавления избыточной информации. Используемая схема турбокодера является Parallel Concatenated Convolutional Code (PCCC) с двумя рекурсивными сверточными кодерами и «бесконфликтным» квадратичным перестановочным полиномиальным (QPP) перемежителем, как показано на следующем рисунке.

Выходные выходы энкодера - три потока, $d_{k}^{(0)}$ , $d_{k}^{(1)}$ , и $d_{k}^{(2)}$ , для достижения скорости кода 1/3.

Составляющие энкодеры. Вход к первому составляющему энкодеру является входом битовый поток к блоку турбокодирования. Вход во второй составляющий энкодер является выходом перемежителя QPP, переставленной версии входной последовательности.

Существует две выходные последовательности от каждого энкодера, систематическая $(x_{k}, {x^{'}}_{k})$ и четность $(z_{k}, {z^{'}}_{k})$ . Только одна из систематических последовательностей ( $x_{k}$ ) используется в качестве выхода, потому что другое ( ${x^{'}}_{k}$ ) является просто переложенной версией выбранной систематической последовательности. Передаточная функция для каждого составляющего энкодера задается 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.

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

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

Для вычисления выхода для каждой последовательности используется передаточная функция.

Энкодер инициализируется со всеми нулями. Если кодовый блок, который будет кодироваться, является 0-м и используются биты-наполнители (F), вход в энкодер ( $c_{k}$ ) устанавливается в нуль и выход ( $x_{k}$ ) и ( $z_{k}$ ) установить на <NULL> для $k = 0, \dots, F - 1$ .

Trellis Termination for Turbo Encoder. Стандартный сверточный кодер инициализирует свои внутренние регистры в состояние «все нули» и обеспечивает концы кодера в состоянии «все нули» путем заполнения конца входа последовательности k нулями. Поскольку декодер знает начало и конец состояние энкодера, он может декодировать данные. Приведение рекурсивного кодера в состояние всех нулей с помощью этого метода невозможно. Чтобы преодолеть эту проблему, используется резьбовое завершение.

Сверточный кодер с хвостовым кусочком инициализирует свои внутренние регистры сдвига до последних k бит текущего входного блока, а не до состояния «все нули». Поэтому состояния начала и конца одинаковы без необходимости добавлять нули к блоку входа. Результатом является устранение необходимых накладных расходов для завершения работы кодера путем заполнения входа нулями. Недостатком этого способа является то, что декодер становится более сложным, поскольку начальное состояние неизвестно. Однако известно, что начало и конец последовательность одинаково.

Перемежитель QPP. Роль перемежителя состоит в том, чтобы распределить информационные биты таким образом, чтобы в случае ошибки пакета два потока кода затрагивались по-разному, позволяя все еще восстанавливать данные.

Выход перемежителя является переставленной версией входных данных, как показано на 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 входом 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, приводит 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 скорости

Блок соответствия скорости создает выход битовый поток с желаемой скоростью кода. Поскольку количество бит, доступных для передачи, зависит от доступных ресурсов, алгоритм согласования скорости способен создание любую произвольную скорость. Три потока битов из турбовинтовых энкодеров чередуются с последующим набором битов для создания циклического буфера. Биты выбираются и обрезаются из буфера, чтобы создать выход битовый поток с желаемой скоростью кода. Этот процесс проиллюстрирован на следующем рисунке.

Перемежитель подблоков. Три подблочных перемежителя, используемые в блоке согласования скорости, идентичны. Перемежение является методом, чтобы уменьшить влияние ошибок пакета на сигнал, так как последовательные биты данных не будут повреждены.

Перемежитель подблоков изменяет форму битовой последовательности кодирования, строка за 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 нахождением минимального целого числа таким образом, чтобы количество закодированных входных бит составляло $D \leq (R_{S u b b l o c k}^{T C} \times C_{S u b b l o c k}^{T C})$ . Если $(R_{S u b b l o c k}^{T C} \times C_{S u b b l o c k}^{T C}) > D$ , _{<reservedrangesplaceholder1> <reservedrangesplaceholder0>}"s добавляются на переднюю часть 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 $d_{k}^{(1)}$ Межстолбец сочетания выполняется на матрице, чтобы переупорядочить столбцы, как показано на 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 блочного перемежителя для блоков $d_{k}^{(0)}$ и $d_{k}^{(1)}$ - последовательность битов, считанная по столбцам из межколоночной перестановочной матрицы для создания потока $K_{π} = (R_{S u b b l o c k}^{T C} \times C_{S u b b l o c k}^{T C})$ биты длиной.

Для блока $d_{k}^{(2)}$ элементы внутри матрицы переставляются отдельно на основе сочетания шаблона, показанного выше, но изменяются, 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 перемеженных битовых потока.

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

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

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

Набор, выбор и передача битов. Этап набора битов создает виртуальный круговой буфер путем объединения трех перемеженных кодированных битовых потоков.

$v_{k}^{(1)}$ и $v_{k}^{(2)}$ объединяются путем чередования последовательных значений $v_{k}^{(1)}$ и $v_{k}^{(2)}$ . Эта комбинация затем добавляется к концу $v_{k}^{(0)}$ для создания кольцевого буфера $w_{k}$ показан на следующем рисунке.

Переплетение позволяет равные уровни защиты для каждой последовательности четности.

Затем биты выбирают и обрезают из кольцевого буфера, чтобы создать выход длину последовательности, которая соответствует желаемой скорости кода.

Схема коррекции ошибок гибридного автоматического запроса на повторение (HARQ) включена в алгоритм согласования скорости LTE. Для любой желаемой скорости кода кодированные биты выводятся последовательно из кольцевого буфера из начального местоположения, заданного версией избыточности (RV), оборачиваясь к началу буфера, если достигается конец буфера. NULL биты отбрасываются. Различные RV и, следовательно, начальные точки допускают повторную передачу выбранных данных. Возможность выбора различных начальных точек позволяет использовать следующие два основных метода рекомбинирования данных на приемник в процессе HARQ.

Объединение Чейза - повторные передачи содержат те же данные и бит четности.
Инкрементальная избыточность - повторные передачи содержат разную информацию, поэтому приемник получает знания после каждой повторной передачи.

Код блоков

На этом этапе кодовые блоки, согласованные по скорости, объединяются друг с другом. Эта задача выполняется путем последовательного конкатенирования согласованных по скорости блоков вместе, чтобы создать выход канального кодирования, $f_{k}$ для $k = 0, \dots, G - 1$ .

Кодирование канала управляющей информации данными UL-SCH

Информация HARQ-ACK
Индикатор ранга
Информация о качестве канала и матричный индикатор прекодера

Управляющая информация поступает на кодер в виде информации о качестве канала (CQI), индикации матрицы прекодера (PMI), индикации ранга (RI) и HARQ-индикатора (HI). Различные скорости кодирования управляющей информации достигаются путем выделения различного количества кодированных символов для передачи. Когда управляющая информация передается на PUSCH, кодирование канала для HI, RI и CQI осуществляется независимо.

Режим передачи определяет ширины битов, присвоенных информации управления различных типов; соответствующие ширины для режимов трансмиссии приведены в TS 36.212 [1], раздел 5.2.2.6.1-4.

В следующих разделах описывается информация управления восходящим каналом на PUSCH с данными UL-SCH.

Информация HARQ-ACK. Количество кодированных символов, Q, используемых UE для передачи бит подтверждения HARQ, определяется с использованием количества бит HARQ (1 или 2 в зависимости от количества присутствующих кодовых слов), запланированную ширину полосы PUSCH, выраженную в виде количества поднесущих, количество символов SC-FDMA на подкадр для исходной передачи PUSCH и информацию, полученную от начального PDCCH для того же транспортного блока.

Каждое положительное подтверждение (ACK) кодируется как двоичное 1 и отрицательное подтверждение (NACK) кодируется как двоичное 0. Если HARQ-ACK состоит из 1-битной информации, $[o_{0}^{A C K}]$ , соответствующее 1 кодовому слову, затем оно сначала кодируется 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 для скремблирования бит HARQ-ACK таким образом, чтобы максимизировать евклидово расстояние символов модуляции, несущих информацию HARQ.

Если HARQ-ACK состоит из 2 бит информации, $[o_{0}^{A C K} o_{1}^{A C K}]$ , где $o_{0}^{A C K}$ и $o_{1}^{A C K}$ соответствуют первому и второму кодовым словам, соответственно, и $o_{2}^{A C K} = (o_{0}^{A C K} + o_{1}^{A C K}) \mod 2$ затем они кодируются 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	$[o_{0}^{A C K} o_{1}^{A C K} x x x x o_{2}^{A C K} o_{0}^{A C K} x x x x o_{1}^{A C K} o_{2}^{A C K} x x x x]$

Индикатор ранга. Ширина битов, Q, (1 или 2 информационных бита) для обратной связи ранга для передач PDSCH определяются с использованием максимального количества слоев в соответствии с соответствующим строением антенны eNodeB и категорией UE. Если RI состоит из 1 информационного бита, $[o_{0}^{R I}]$ , затем он сначала кодируется 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 бит, $[o_{0}^{R I} o_{1}^{R I}]$ затем они сначала кодируются 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 прекодера. Количество кодированных символов, Q, используемых для информации о качестве канала, определяется из количества присутствующих бит CQI, количества бит CRC, запланированной ширины полосы PUSCH, выраженной в виде количества поднесущих, и информации, полученной от PDCCH для того же транспортного блока.

Если размер полезной нагрузки больше 11 бит, битовая последовательность CQI подвергается присоединению CRC, кодированию в канале свертки и согласованию скорости. Если размер полезной нагрузки меньше или равен 11 битам, кодирование канала CQI выполняется с использованием следующих этапов.

Кодирование бит CQI осуществляется с помощью кода (32, O) блоком. Кодовые слова кода (32, O) блок используют следующее уравнение.

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

Кодовые слова кода (32, O) блок являются линейной комбинацией 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 циклическим повторением блока CQI/PMI, как показано на следующем уравнении.

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

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 пазах и преобразуется в ресурсы вокруг опорных сигналов демодуляции. Отображение важно, поскольку оно принимает, что оценка канала вокруг DRS имеют лучшее качество. Таким образом, поддерживается целостность информации HARQ.

Перемежитель канала

Перемежитель канала реализует первое во времени отображение символов модуляции на форму волны передачи, гарантируя, что информация HARQ присутствует в обоих пазах и сопоставлена с ресурсами вокруг DRS.

Кодирование канала управляющей информации без данных UL-SCH

Когда данные управления передаются по PUSCH без данных UL-SCH, может быть идентифицирован следующий процесс кодирования: кодирование канала управляющей информации, отображение и перемежение канала. Основным изменением является количество бит, используемых для передачи управляющей информации. После определения ширины битов для различных частей закодированной управляющей информации затем выполняют кодирование канала и согласование скорости согласно разделу 1.6 этого документа. Кодированная информация о качестве канала переформатируется в столбцы символов перед чередованием с кодированными HI и RI.

Обработка PUSCH

Борьба
Модуляция
Предварительное кодирование
Отображение с ресурсными элементами

Физический общий канал восходящей линии связи (PUSCH) содержит данные общего канала восходящей линии связи и информацию управления. Цепь обработки для PUSCH включает скремблирование, отображение модуляции, предварительное кодирование, отображение ресурсного элемента и модуляцию множественного доступа с одной несущей - частотным делением каналов (SC-FDMA). Эта цепь обработки проиллюстрирована на следующем рисунке.

Борьба

Транспортное кодовое слово битово умножается ортогональной последовательностью и специфической для UE скремблирующей последовательностью, чтобы создать следующую последовательность символов для каждого кодового слова, q.

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

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

Скремблирующая последовательность является псевдослучайной, создается с использованием генератора Последовательности Голда length-31 и инициализируется с использованием номера паза в пределах временного идентификатора радиосети, сопоставленного с передачей PUSCH. $n_{R N T I}$ , идентификатор камеры, $N_{I D}^{c e l l}$ , номер паза в радиосвязи системы координат, $n_{s}$ , и индекс кодового слова, $q = {0, 1}$ , в начале каждого субкадра.

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

Скремблирование с специфической для ячейки последовательностью служит цели интерселторного отклонения интерференции. Когда базовая станция дескремблирует принятый поток битов с известной специфической для камеры последовательностью скремблирования, помехи от других камер будут дескремблированы неправильно и, следовательно, появляются только как некоррелированный шум.

Модуляция

Скремблированное кодовое слово подвергается QPSK, 16QAM или 64QAM модуляции, чтобы сгенерировать комплексные оцененные символы. Этот выбор обеспечивает гибкость, чтобы позволить схеме максимизировать данные, переданные в зависимости от условий канала.

Предварительное кодирование

Предварительное кодирование PUSCH отличается от предварительного кодирования в нисходящей линии связи (мульти-антенне). Блок сложных ценных символов, $d (0), \dots, d (M_{s y m b} - 1)$ , разделяется 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, части предварительного кодирования модуляции SC-FDMA. Размер ДПФ, который является значением $M_{s c}^{P U S C H}$ , должно иметь простое число, которое является продуктом 2, 3 или 5, тем самым выполняя следующее уравнение.

$M_{sc}^{PUSCH} = N_{sc}^{RB} \times 2^{α_{2}} \times 3^{α_{3}} \times 5^{α_{5}} \leq N_{sc}^{RB} N_{RB}^{УЛ.}$

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

Отображение с ресурсными элементами

Заключительный этап обработки PUSCH состоит в том, чтобы сопоставить символы с выделенными элементами физического ресурса. Размеры распределения ограничены значениями, простые множители которых равны 2, 3 и 5; этот предел накладывается этапом предварительного кодирования. Символы отображаются в порядке увеличения, начиная с поднесущих, затем символов SC-FDMA. Символы SC-FDMA, несущие DRS или SRS, избегаются в процессе отображения. Пример порядка отображения выхода каскада предварительного кодирования выделенным ресурсным блокам показан на следующем рисунке.

Опорные сигналы демодуляции (DM-RS) на PUSCH

Генерация DRS
Отображение ресурсов DRS

Опорные сигналы демодуляции, сопоставленные с PUSCH, используются базовой станцией для выполнения оценки канала и обеспечения когерентной демодуляции принимаемого сигнала.

Эти опорные сигналы мультиплексированы по времени с данными, в то время как в нисходящей линии связи существует и временное, и частотное мультиплексирование. Это мультиплексирование выполняется для поддержания особенностей сигнала SC-FDMA с одной несущей, что обеспечивает непрерывность всех несущих данных.

Генерация DRS

Базовая последовательность
Группировка DRS

Опорные сигналы демодуляции генерируются с использованием базовой последовательности, обозначенной $r_{u, v} (n)$ , который обсуждается далее в основной последовательности. Более конкретно, $r^{P U S C H}$ используется для обозначения последовательности PUSCH DRS и определяется 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 небольшие изменения степени во времени и частоте, что приводит к высокой эффективности усилителя степени и сопоставимому качеству оценки канала для всех частотных составляющих. Последовательности Задова-Чу хорошие кандидаты, поскольку они показывают постоянные степени по времени и частоте. Однако существует ограниченное число последовательностей Задова-Чу; поэтому они не подходят сами по себе.

Генерация и отображение DRS, сопоставленных с PUSCH, рассматриваются далее в следующих разделах.

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

Базовая последовательность, 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 опорного сигнала последовательности.
$U = 0, \dots, 29$ - базовый порядковый номер группы.
$V = 0, 1$ - порядковый номер в группе и применяется только к опорным сигналам длиной более 6 ресурсных блоков.

Вращение фазы в частотный диапазон (предварительный ОБПФ в модуляции OFDM) эквивалентно циклическому сдвигу в временной интервал (после ОБПФа в модуляции OFDM). Для частотных неизбирательных каналов по 12 поднесущим ресурсного блока возможно достичь ортогональности между DRS, сгенерированной из одной и той же базовой последовательности, если $α = \frac{m π}{6}$ для $m = 0, 1, \dots, 11$ , и при условии, что DRS синхронизируются во времени.

Ортогональность может быть использована, чтобы передать DRS одновременно, используя те же частотные ресурсы без взаимных помех. Обычно DRS, сгенерированный из различных последовательностей оснований, не будет ортогональным; однако они будут представлять низкие перекрестные корреляционные свойства.

Чтобы максимизировать количество доступных последовательностей Задова-Чу, необходима последовательность простая длина. Минимальная длина последовательности в UL составляет 12, количество поднесущих в ресурсном блоке, которое не является простым.

Поэтому последовательности Задова-Чу сами по себе не подходят. Фактически существует два следующих типа базовых эталонных последовательностей.

с длиной последовательности ≥ 36 (охватывающей 3 или более ресурсных блоков), которые используют циклическое расширение последовательностей Задова-Чу
с длиной последовательности ≤ 36 (охватывающей 2 ресурсных блока), которые используют специальную последовательность QPSK

Базовые последовательности длины ≥ трех ресурсных блоков

Для последовательностей длины 3 ресурсных блока и больших (т.е. $M_{s c}^{R S} \geq 3 N_{s c}^{R S}$ ), базовая последовательность является повторением с циклическим смещением последовательности Задова-Чу длины $N_{z c}^{R S}$ , где $N_{z c}^{R S}$ является самым большим простым, что $N_{z c}^{R S} < M_{s c}^{R S}$ . Поэтому базовая последовательность будет содержать одну полную длину $N_{z c}^{R S}$ Последовательность Задова-Чу плюс дробное повторение, добавленное на конце. В приемнике может быть сделано соответствующее удаление повторения, и свойство нулевой автокорреляции будет удерживаться по длине $N_{z c}^{R S}$ вектор.

Базовые последовательности длины ≤ трех ресурсных блоков

Для последовательностей короче трех ресурсных блоков (т.е. $M_{s c}^{R S} = 12, 24$ ), последовательности являются составом комплексных чисел модуля единицы, взятых из сгенерированной симуляции таблицы. Эти последовательности были найдены посредством компьютерной симуляции и указаны в спецификациях LTE.

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

Обратите внимание, что не все значения m разрешены, где m количество ресурсных блоков, используемых для передачи. Действительны только значения для m, которые являются продуктом степеней 2, 3 и 5, как показано на следующем уравнении.

$m = 2^{α_{0}} \times 3^{α_{1}} \times 5^{α_{2}}, где α_{i} являются положительными целыми числами$

Причиной этого ограничения является то, что размеры ДПФ операции предварительного кодирования SC-FDMA ограничены значениями, которые являются продуктом степеней 2, 3 и 5. Операция ДПФ может охватывать более одного ресурсного блока, и поскольку каждый ресурсный блок имеет 12 поднесущих, общее количество поднесущих, поданных на ДПФ, будет 12 m. Поскольку результатом 12 m должно быть произведение степеней 2, 3 и 5, это подразумевает, что количество ресурсных блоков должно само быть произведением степеней 2, 3 и 5. Поэтому значения m, таких как 7, 11, 14, 19 и т.д., не верны.

Для заданного временного паза последовательности опорного сигнала восходящей линии связи для использования в камере берутся из одной конкретной группы последовательностей. Если одна и та же группа должна использоваться для всех пазов, то это известно как фиксированное назначение. С другой стороны, если u номера группы изменяется для всех пазов внутри камеры, это известно как group hopping.

Назначение фиксированной группы

При использовании назначения фиксированной группы для всех пазов используется один и тот же номер группы. Для PUSCH, номер группы является функцией идентификационного номера камеры по модулю 30 и сигнализируется более высокими слоями через параметр $Δ_{s s}$ , как показано на 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 использовать одни и те же u в разных камерах.

Скачкообразное изменение группы

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

Этот шаблон определяется 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, этот шаблон скачкообразного изменения группы является функцией от числа пазов _ns и вычисляется с использованием псевдослучайной двоичной последовательности c (k), сгенерированной с использованием кода Gold length-30. Чтобы сгенерировать шаблон скачкообразного изменения группы, генератор PRBS инициализируется со следующим значением в начале каждой радиочастотной системы координат .

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

Для PUSCH с скачкообразным изменением группы, номер группы, u, задается следующим уравнением.

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

Отображение ресурсов DRS

Опорный сигнал демодуляции PUSCH преобразуется в 4-й символ SC-FDMA паза во время нормального циклического префикса и в каждый 3-й паз SC-FDMA во время расширенного циклического префикса. Это отображение ресурсов показано на следующем рисунке.

Ссылки

[1] 3GPP TS 36.212. "Evolved Universal Terrestrial Radio Access (E-UTRA); Мультиплексирование и канальное кодирование. "3rd Генерация Partnership Project; Группа технических спецификаций Радиосеть доступ. URL-адрес: https://www.3gpp.org.

См. также

Документация