现代无线通信_西蒙赫金191-387页PDF

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关 键 字: 西蒙·赫金SimonHaykinMichealMoher电子工业出版社国外电子与通信教材系列现代无线通信中文版绝版经典 详细描述: 本书主要介绍无线网络的物理层,讨论了无线电传播的基础概念和无线多址通信的基本理论。分别结合调制、编码、扩频和分集等主题,按照无线信道多址方式的演讲过程来讲述无线通信技术,并在比较各种多址的基础上,给出无线通信的体系结构和组网技术的最新进展。
第4章编码与时分多址 179 2.如果一个特殊的TDMA帧发生深度衰落,则下一个mMA帧不可能也是深度衰落的, 只要由跳频算法施加的从当前特殊帧到下一帧的载颍变化足够大 对于上行链路传输,欧洲GSM使用频带为890-915MHr;对于下行链路传输.使用频带为 935~960MHz。在任何一种情况中,从一个帧到下一个帧的最大频率变化为25MH。以平均 载频的百分比表示,下行链路的最大跳频近似为 90×100=28 由于这个最大跳频值的百分比,结果是深庋哀落情况下由一个快速移动的移动用户所花费的 时间减少到大约4.6ms,这基本上就是帧持续时间。在移动用户缓慢移动(例如,步行者)的情 况下,嵌入在GSM设计中的跳频算法产生∫很大的抗衰落增益。 GSM釆用一种复杂度适中的3Ks规则脉冲激励语音编译码器(编码器/译码器),它包 含有一个长期( long-tem)预测器。为了对语音编码比特提供差错保护,采用级联卷积码和多 层交织。系统中语音总延时为57.5 GSM中采用的数字调制方法是高斯最小柙移键控(CMSK),它已在3.7节和4.14节讨论 过。对于GSM,CMSK的时间带宽乘积W以0.3进行标准化,这在所增加的带宽占有率与抗 同信道于扰之间提供了最好的折中。GM5K信号的射频率力率(RF)的99%限制在250kz的 带宽内,这意味着对于所有的实际应用,该频带范围外的(MSK信号的旁瓣可忽略不计 将可用频谱分成带宽为200kHz的子信道,其中每个信道分配给以27]Kb/s速率传送数 据的CSM系统。图4.24画出了与两个相邻信道有关的信道的功率谱;这幅图是图3.21的基 带功率谱的带通形式,对应于WT=0.3。根据图424我们可以观察到如下的重要结果:子信 道的RF功率谱在两个相邻信道的载频处下降到接近40,这意味着在CSM中同信道于扰的 影响很小。 功 率谱dB 我频 载频 一—+频率kH 图424用于CSM通信的CMSK信号的功率 现代无线通信 4.18课题实例2:联合均衡和译码0 在4.12节中介绍了效字通信理论中的一条重要原理,此后称为urbo编码原理。这个原 理可以表达如下 个数字通信系统接收机的性能,平误比特率(BER)相对于每比特噪声谱密度比E/N 传送的信号能量的性能曲线,可通过如下措施获得显著改善 (i)在发射杋中采用纵联的編码策略。 (ⅱi)在接收杌中采用软輸入软輸岀(即模拟)的迭代译码形式。 迭代接收机是tbo编码原理的特点。 在图4.15中,级联编码策略以并行方式实现.因为编妈器1和编码器2以并行于各自输 的方式工作。此外,两个编码器输入本质上是统计独立的,它们之间通过 turbo交织器进行 分割。 另外,我们也可以用串行方式实现级联编码策略,如图4.25(a)所示。尽管这种结构看起 来类似于快衰落无线通信系统,但它包括了由信道交织器隔开的两级编码器,具体如下 ●信道编码器。将其引入到发射机中以改善通信的可靠性,可看做外编码器。 ●无线信道。它是通信过程的基本要素,可视为内编码器。 信道交织器。将其引人以分散由无线信道中可能存在的快哀落现狼造成的差错突发, 按照uro编码原理的发送部分来分割两个编码器。 进制 道编码器 交织器 一无线信道内编码器 数据流 外编码器 接收信号 加性高斯白噪声 交织器 接收信号 均街器 解交织器 信道译码器: 硬,联二进制数 内译码器 外译码界 幅器 据流的估计 图4.25联合均衡-译码问题:(a)串联形式的tubo编码,并且把信道看做 内编码器;(b)迭代trb译码,强调围绕两个译码级应用反馈 因此,按照 turbo编码原理的接收部分,两级译码器构成一个迭代接收机,如图4.25(b)所 示。在此刘出由如下部分组成的新颖接收机结构的基础: ①处理联合均衡和译码的选代接收机的问题在 Chunge et al(20)(p.5-11)中讨论。 第4章編码与时分多址 181 软输人软输出信道均衡器,设计用于减轻编码交织信号通过信道传输造成的符号间干 扰的影响;该均衡器起着内译码器的作用。 软输人软输出信道译码器设计用于改善编码数据符号的估计;该信道译码器起着外译 码器的作用。 信道斛交织器,设计用于解除在由均衡器生成的软输出中出现的排序,以便于信道 译码。 交织器,设计用于使信道译码器中生成的软输出重新排列使得均衡器反馈信号呈现与 接收信号一致的形式。 现在,假如通过移狳反馈路径上的父织器来打开图425(b)中的反馈环,那么只剩下由反 馈路径(它由信道均衡器信道解交织器信道译码器组成定义的常规接收机。迭代接收机的 实际优点在于它实现了联合均衡和译码,因此可依靠围绕两级处理(信道均衡和信道译码)的 反馈提供改善接收机性能的潜力 而且,通过联合均衡和译码的迭代使得误比特率减小,这是因为接收机中的每个部分(即 均衡器和译码器)帮助自举( bootstrap)了其他部分的性能。自举作用表现如下 ·均衡器在信道中使用频率分集( frequency diversity)1通过减小s来改善译码器性能。 ●译码器在该码中使用时间分集( time diversity),通辶改善无编码数据符号的估计来改善 均衡器的性能 自举作用的最终结果是,经过三到五次迭代,获得误北特率显著减小,正如下面的计算机 实验所说明的 4.18.1计算机实验 考虑图4.25(a)的串行级联编码器,其技术指标如下 1.信道编码器(外编码器):卷积编码器 码率 约束长度K=3 生成多项式:"(D)=1+D2、g2(D)=]+D+D 2.交织器 类型:伪随机交织器 码组大小:1000比特 3.无线信道:具有如下抽头权值的抽头延迟线模型(参见图426,T表示符号持续时间): 093 0.I7 0.35 抽头系数向量w的欧式范数 lwl=( 093)+(-0.17)+(0.35)) 182 现代无线通信 4.调制[图4.25(a)中未示出]:二进制相移键控(BSK)s利用这种简单的调制方法,系统 的基带模型贯穿系统假定为实数值形式。 输入 输出 图4.26具有三个抽头权值的无线信道的抽头延迟 线模型;图中方块T表示单位延迟运算 图4.25(b)的两级迭代接收机的实现如下所示 均衡器(内译码器)。 信道冲激响应,假定已知。 译码格栅,在信道冲激响应(即抽头延迟线模型抽头权系数)和BFSK的基础上形成 2.解交织器,设计用于解交织由均衡器产生的软输出。 3.信道详码器(外译码器)。 ·译码格栅,在卷积编码器生成多项式g"(D和g(D)的基础上形成 译码格栅的结构,已在4.7节讨论。 4.交织器,设计用于交织由信道译码器生成的软输出。 5.均衡器和信道译码器二者的译码算法:最大后验概率(MAP)算法的对数形式,参见 4.12节的讨论 利用图425的编码器译码器系统的计算机仿真,在图427中画出接收机BER与E2N 的性能关系曲线。在此基础上,可观测到如下结果 根据译码原理完成的迭代检测,其接收机性能较之第一次迭代显著改善;实际上,第一 次迭代的结果代表了在一个非迭代接收机(即卷积接收机)可获得的结果。 2.接收机大约在五次迭代后收敛。 3.从第四次迭代到第五次迭代过程中接收机的性能只发生很小变化。 习题4.5用在联合均衡和译码计算机实验中的基带模型是实值的,它已被BSK调制证明是 正确的。为了改善谱效率,通常使用QPSK调制。为了进行QPK调制,试问必须对基带 模型进行哪些修改。 刚才介绍的计算机实验假设接收机完全知道信道状态信息(CS)。实际上,我们不得不考 虑典型非平稳的无线信道。此时,均衡器结构必须扩展到包含CS估计器(参见习题424)。 第4章編码与时分多址 183 10-1 送代1 0 代2 10 迭代45 迭代 8 E/NC 图427迭代联合均衡一译码实验的接收机性能曲线 4.19课题实例3:随机接入技术 在多址通信中有许多例子,它们都要求用户终端在一随机时刻及时向基站发送一个信息 分组。例如,当终端希望登录该系统或用户希望打电话时就会发生这种情况。这时,系统必须 提供能够服务这些随机请求的方法。其实现方法有以下几种 1.系统可以永久地把某一信道分配给每一个用户。 2.系统可用规则间隙轮询(pl)每个用户,以检查其是香有任何信息要传送。 3.系统能够提供一个用户可以在任何时间接人的随机接入信道。 因为一个典型的用户具有很低的负载周期( duty cyele),所以第一种方法很浪费频谱。假如有 大量用户,第二种方法将会引起长延迟,而且如果用户移动轮询过程会变得很复杂。本节将 考虑分配随机接人信道的第三种方法。 4.19.1纯Aoha系统 考虑随机接人信道的下列模型:假设在大量彼此独立工作的用广终端,每个终端都不了 解其他终端何时会发送数据。每个终端发送长度为P的随机分组,且乎均发送速率为A。也 就是说,整个用户群平均每秒钟发送λ个分组。这种情况通常建模为泊松( Poisson)过程。由 ①术语“Ald"”是夏威夷人,它的字面意思是爱,通常用做问候或告别。最初的Ah系统由夏威夷大学的 Abramson(190 作为陆地无线电系统十算机通信中广播数据分组的一个协议而提出的,后来应用于卫星通信。由 Abramson(1993 编卦的论文集对Alh协议及其性能进行了大量的描述。 18 现代无线通信 附录C可知,对于泊松到达,在区间[0,t有h次到达的概率为 Prob(X(r)=k)= (4.51) 泊松过程具有无记忆性( memoryless property),即在区间[0,内有k次到达的概率与;为任 意时区间[s,l+s]内有h次到达的概率相同 如果两个分组冲突(即时间上重叠),则假设两个分组中有信息丢失。确定信道的吞吐量 S是很重要的。吞吐量定义为每个时隙能够发送的分组数如果只有一个用户终端,则最大 吞吐量为1。然而,在大量终端的情况下,我们必须考虑两个或更多分组的冲突概率。图4.28 中给出了几种类型的冲突。从这个图中可以很清楚地看出,对于时刻o传送的某一分组,时 隙[-T,o+T!(T是分组持续时间)内发送的任何分组都会引起冲突。 分组冲突区 T 期望的分组 冲突分组 图4.28分组冲突区域的说明 利用分组到达次数的泊松模型,如果一个数据正在传送,则在区间[t-T,l+T]内没有 其他分组到达的概率由k=0时的式(4.51)给出,即 Po(在时间2T内没有附加分组}=e-21 (4.52 因此,一个 Aloha系统的吞吐量为分组到达率与分组被成功接收的概率的乘积,即 2AT (4.53) 且归一化吞吐量为 S=7-2r -2G Ge 其中G=AT是每个分组持续时间的归一化负载,即每个间隔时间T的平均分组数。这个吞 叶量可画成输人负载的函数(见图429)。吞吐量峰值发生在G=12时,每个分组时间收到 SD=(2e)~0.184个分组,即对于一个Aoha随机接入信道,最大吞吐量小于整个信道容址 的19%。实际上,吞吐量限定在一个相当小的范围内,以确保方法的稳定性。 4.19.2时隙Aoha系统 如果提供一种帧结构,那么Aloa系统的性能可以得到改善。这种帧结构包含固定时联 的时间,而且用户终端要求将其传输与时隙的时间同步。通常,Aoha顿的定时以前向链路广 播信道的定时为基础。这种带有帧的随机接入形式称为时隙Aha方式 对于时隙Aoha,仅当两个用户终端在相同T的第二个时隙内发送时,才会发生冲突。用 第4章编码与时分多址 类似于非时隙 Aloha的方法进行推导,可得时隙Aha的归一化吞吐量为 e 非时隙Alha的归一化吞叶量也在图4.29中给出。时隙Alha的峰值吞叶量Snm=l/e≈0.36 分组每时隙,即非时弥 Aloha的两倍 0 0S 04 时 0 Aloha 纯 Aloha 001 负载(C) 图429非隙和时隙Aoha系轨的吐量 4.193载波侦听多址方式0 Aloha协议最先应用于世星网络中,在该网络中用户终端散布在一个广泛的地理区域内。 传送的信号由卫星接收,然后沿整个区域重新广播。这种方法有两种结果。第一个是用户终 端可以由卫星收听广播,因此可以马上判断是否发生冲突,而且不需要发送确认信息。其次, 这些系统使用同步卫星(对地静止卫星),其高度大约为36000km,这将产生一个明显的延迟。 因此,用户终端可以侦听到冲突,但它太迟以至于难以避免 在地面网络中,通管的情况是每个用户终端能够听到所有其他用户终端的传输。收听信 道(中信号)的过程称为侦听。这种情形导致另一种称为载波侦听多址(CSMA)的随机接人协 议的研究。按照最简单的形式,该协议包含下列三个步骤 1.如果信道作为空闲被侦听到,那么用户终端发送分组 2.如果信道作为伫被侦听到,则可按照某一随机分布延迟-段时间再调度传输。 3.在一个新的时间点,用户终端侦听信道,并重复该算法。 如果传输是即时的,则仅当两个终端在完全相同的时刻发送时,才会在CSMA协议中发生 冲突;这是很罕见的偶发事件。虽然在陆地网络中的传输延迟比卫星网络中要小,但它是不能 ①在载波侦听多址系績中,如果毎个终端不能侦昕鲥其他终端,那么性能将会降低。在Tl駟 gi and Klein k(1975)的 沦文中已经证明,如昊翔卢可以分成A和B两组使得一组的成员可以彼此侦听但是不能侦听到另一组的所有成 员,则CSMA的性能迅速恶化,因雨比时隙Aha系统还要差。分成三组或更多的组时性能恶化更严重 现代无线通 忽略的。令x表示任何用户终端对之间的最大传输延迟,则冲交有可能发生在具有图4.30所 示的定时的分组之间 期坦的分组 冲突分组∠ 传播延迟 图4.30CSMA中冲突条件的说明 为了分析CSMA的吞止量,我们使用下列模型:正如 Aloha的情况,假设分组到达次数服从 平均速率为λ和分组持续时间为T的泊松分布。类似于 Alona的情况,如果某一分组是时刻r 惟一要发送的分组,则该分组成功发送。囚此,一个分组被成功发送的概率为 Pob(有时间c内没有附加分组)=e 4.56) 由于侦听策略,平均吞吐量讨算比Alha的情况要更复杂。因为到达某一终端的一个分组 不意味着它将立即发送,因此必须计算平均传输速率包括计算每个分组的平均忙时间和平均 空闲时间。两者之和是分组传送之间的平均时间。 信道的平均忙时间就是分组持续时间加上传播延迟再加上最后冲突分组的相关延迟,如 图430所示。最后的冲突分组的相关延迟是一个随机变量,记为Y。为了确定这个随机变量 的分布,我们注意到由于泊松过程的无记忆性质,即 Pm(有时间(t,t+s)内没有附加分组)=c (4.57) 所以最后分组在时刻y或之前被发送的概率等价于时隙(y,r]内不发送分组的概率,或 Prob(Y≤y) 对于0<y< (4.58) 通过由式(4.58)确定随机变量Y的概率密度函数,可以计算出最后冲突分组的平均延迟(参 见习题433) 久τ EY 结合所有这些结果,可以算出每次传输中信道的平均忙时间为 buSy=T+t+Eln (4.60) T+2τ 对于一个泊松分布,平均空闲时间为 (4.61)

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wulinzhisheng 有没有全书完整版呢
2019-11-03
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