280
IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 5, SEPTEMBER 2007
Eficiência da Transmissão de Dados em Sistemas de
Comunicação sem fio CDMA usando Estratégias de
Correção de erro RLP e FEC na Camada de Enlace
Gonzalo Olmedo Cifuentes, Celso de Almeida e Renato Baldini Filho
Resumo--Neste artigo são obtidos a vazão de dados e o atraso
médio normalizados para a camada de transporte no enlace
reverso de um sistema CDMA constituído por múltiplas células.
Na camada de transporte é usado o modelo do Protocolo de
Controle de Transmissão (TCP) com controle de erro por
retransmissões consecutivas. São analisadas e comparadas três
estratégias de controle de erros na camada de enlace. A primeira
é baseada no protocolo de enlace de rádio (RLP), que divide um
pacote TCP em blocos menores para serem enviados pelo canal e
usa detecção de erros para proteger os blocos RLP. A segunda
estratégia usa códigos corretores de erro (FEC) na camada de
enlace. Para esta estratégia são comparados dois tipos de
codificadores: convolucionais e turbo. É considerado um canal
seletivo em freqüência com desvanecimento Rayleigh e
sombreamento lognormal além de erro no controle de potência.
Palavras-Chave--CDMA, Vazão de Dados, Atraso Médio,
TCP, ARQ, RLP, FEC, códigos convolucionais e códigos turbo.
A
I. INTRODUÇÃO
Tecnologia de comunicações sem fio para sistemas
celulares digitais tem sido aprimorada nos últimos anos
com a finalidade de alcançar plenamente os objetivos da
terceira geração. Um dos quesitos mais importantes é o de
permitir os serviços de comunicação de internet, dados e
multimídia, que requerem alta vazão de dados, em
comparação com os serviços de voz. A internet é baseada na
arquitetura TCP/IP (Transport Control Protocol/Internet
Protocol) e foi projetada para ser usada em redes fixas, onde a
taxa de erro de bits é muito baixa e o congestionamento é a
principal causa de perdas de pacotes.
As características do canal de comunicações sem fio são de
uma alta taxa de erro de bits e como conseqüência uma alta
perda de pacotes. Ao ser usado diretamente, o protocolo TCP
associa esse problema ao congestionamento, havendo desse
modo, uma degradação significativa da vazão de dados.
Uma alternativa para melhorar o desempenho do protocolo
TCP em sistemas de comunicações sem fio é diminuir a taxa
de erro de pacotes por meio de métodos de controle e correção
de erro na camada de enlace. Neste artigo, vamos analisar três
métodos de controle de erros: ARQ (Automatic Repeat
Request), FEC (Forward Error Control) e um método híbrido
formado pela combinação dos dois anteriores (FEC/ARQ). Na
camada de enlace de dados, a técnica ARQ é encarregada do
controle de erro por meio da retransmissão de pacotes de
pequeno comprimento, reduzindo a perda de pacotes e
melhorando assim o desempenho do sistema. Atualmente, os
modelos ARQ propostos nos padrões de terceira geração são
utilizados no protocolo RLP (Radio Link Protocol)
especificado pela norma IS-707 [1] e RLC (Radio Link
Control) [2] para CDMA2000 e WCDMA, respectivamente.
Neste artigo, é suposta a transmissão de dados de um
terminal móvel para um servidor localizado na estação-rádiobase (ERB). Assim, o enlace reverso de um sistema CDMA é
analisado. Assumem-se múltiplas células e o uso de
modulação BPSK.
Na camada de transporte, é usado o modelo de controle de
transmissão apresentado em [3] e [4], que realiza a
retransmissão sucessiva dos pacotes TCP errados até que estes
sejam recebidos corretamente.
A vazão de dados e o atraso médio em função do
carregamento do sistema CDMA são obtidos, considerando-se
três estratégias de controle de erro na camada de enlace de
dados: RLP, FEC e o método híbrido FEC/RLP. Na segunda e
terceira estratégias é analisado o desempenho do sistema, para
os codificadores convolucionais e turbo, especificados pelo
padrão CDMA2000 [5].
O canal considerado é seletivo em freqüência com
desvanecimento do tipo Rayleigh. Além disso, um
sombreamento lognormal do sinal transmitido, perda de
percurso exponencial e erro no controle de potência também
são considerados.
Este artigo é organizado da seguinte maneira. Na seção II,
são descritas as três estratégias de controle de erro. Na seção
III, são apresentados os codificadores FEC usados no padrão
CDMA2000. A seção IV apresenta as principais
características do sistema CDMA proposto. O atraso médio e
a vazão de dados para o protocolo TCP são calculados nas
seções V e VI, respectivamente. Finalmente, os resultados e
conclusões são apresentados nas seções VII e VIII,
respectivamente.
II. ESTRATÉGIAS DE CONTROLE DE ERRO
Gonzalo Olmedo Cifuentes, Celso de Almeida e Renato Baldini Filho¸
Faculdade de Engenharia Elétrica e de Computação, UNICAMP, Campinas,
Brasil e Departamento de Elétrica e Eletrônica, Escuela Politécnica del
Ejército, ESPE, Quito, Equador, E-mails: [email protected],
[email protected], [email protected].
Para todas as estratégias, considera-se que a camada TCP
usa um tamanho de pacote MSS (maximum segment size)
constante de NTCP bits, constituído por ITCP bits de informação
e HTCP bits de cabeçalho. Para a análise do sistema, a camada
OLMEDO et al.: DATA TRANSMISSION EFFICIENCY
281
TCP é modelada como um código de bloco com taxa de
codificação:
τ TCP =
ITCP
I
= TCP ,
H TCP + ITCP NTCP
(1)
camadas TCP e RLP, não são representativos e, portanto, não
são considerados na avaliação do desempenho total do
sistema.
ou seja, os bits de endereçamento e de paridade do cabeçalho
são considerados como redundância do código, sem perda de
generalidade.
Para enviar um arquivo de uma aplicação de Narq bits são
requeridos nTCP pacotes TCP, onde:
⎡N ⎤
nTCP = ⎢ arq ⎥,
⎢ ITCP ⎥
(2)
onde ⎡x⎤ representa o menor inteiro maior ou igual a x.
A primeira estratégia é ilustrada na Fig. 1. Os NTCP bits do
protocolo TCP são particionados em nRLP blocos do protocolo
RLP de comprimento NRLP bits, constituídos por IRLP bits de
informação e HRLP bits de cabeçalho, onde:
⎡N ⎤
nRLP = ⎢ TCP ⎥.
⎢ I RLP ⎥
Fig. 1. Estratégia 1: Pilha de protocolos usando o protocolo RLP na interface
do ar.
(3)
Para a análise do sistema, a camada RLP também é
considerada como um código de bloco com taxa de
codificação:
τ RLP =
I RLP
I
= RLP .
H RLP + I RLP N RLP
(4)
No modelo de controle de erros na camada RLP,
consideramos a retransmissão dos blocos RLP errados
somente após o término da transmissão do pacote TCP
completo. Respeitando o número máximo permitido de
retransmissões na camada RLP, se depois da primeira
retransmissão existirem ainda blocos com erro, estes serão
retransmitidos novamente, e assim sucessivamente. Se o
número máximo de retransmissões dos blocos RLP for
alcançado e ainda tiverem pacotes RLP errados, então é
solicitada a retransmissão de todo o pacote TCP [3], [4]. O
protocolo RLP é comandado só por NAKs (mensagem que
indica erro ou perda do pacote transmitido, "negative
acknowledgement"), ou seja, o receptor não envia respostas de
confirmação, somente a requisição de re-transmissão de
blocos de dados que não foram recebidos com sucesso, ou
foram perdidos.
A segunda estratégia, que é ilustrada na Fig. 2, usa códigos
corretores de erro na camada de enlace de rádio. Neste
trabalho, consideraremos códigos convolucionais e turbo.
A terceira estratégia, ilustrada na Fig. 3, é uma estratégia
híbrida, ou seja, uma combinação das duas anteriores, em que
os NTCP bits provenientes da camada TCP são particionados
em nRLP blocos RLP e cada bloco RLP é codificado antes de
ser transmitido.
Para as três estratégias, a camada Interface representa todos
os protocolos usados entre a camada de transporte e a camada
de enlace de dados. Esses protocolos geram um pequeno
incremento nos bits de cabeçalho, que, quando comparados
com o tamanho total de bits de cabeçalho adicionados pelas
Fig. 2. Estratégia 2: Pilha de protocolos usando FEC na interface do ar.
Fig. 3. Estratégia 3: Pilha de protocolos usando o método híbrido FEC/RLP
na interface do ar.
III. CODIFICADORES FEC PARA CDMA2000
Tanto para o enlace reverso como para o enlace direto, os
codificadores convolucionais especificados no padrão
CDMA2000 possuem comprimento de restrição K = 9 e taxas
de codificação rc=1/2, 1/3 e 1/4. Os polinômios geradores para
esses codificadores são dados em notação octal na Tab. I. No
processo de decodificação, é utilizado o algoritmo de Viterbi
com decisão suave [6].
TABELA I
CÓDIGOS CONVOLUCIONAIS USADOS NO PADRÃO CDMA2000.
Taxa de
Comprimento
Vetores geradores
código
de restrição
dfree
rc
k
1/2
1/3
1/4
9
12
18
24
g(0)
g(1)
g(2)
g(3)
753
557
765
561
663
671
711
513
473
282
IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 5, SEPTEMBER 2007
Para o enlace reverso, o codificador turbo especificado no
padrão CDMA2000 usa dois codificadores convolucionais
recursivos sistemáticos (CRS) idênticos de taxa rCRS=1/3
concatenados em paralelo, com um entrelaçador antes do
segundo codificador CRS.
A matriz geradora que define as saídas de cada codificador
CRS é dada por:
⎡ 1 + D + D3 1 + D + D 2 + D3 ⎤
G ( D) = ⎢1,
,
2
3
1 + D 2 + D 3 ⎥⎦
⎣ 1+ D + D
IV. MODELO DO SISTEMA CDMA
A análise de desempenho é feita no enlace reverso de uma
célula escolhida, dentro de uma estrutura multicelular,
denominada célula alvo, onde é suposto um servidor na ERB,
que se encontra recebendo os dados de informação de um
determinado usuário, denominado usuário alvo.
Os usuários situados no interior da célula alvo são
controlados pela ERB situada no centro dessa célula. A ERB
procura compensar a perda de percurso exponencial mediante
um mecanismo de controle de potência. O mecanismo de
controle de potência é não ideal, sendo modelado por uma
variável lognormal com função densidade de probabilidade
dada por:
p (λ ) =
1
2π σ λ λ
e
⎞
⎟⎟
⎠
2
,
(6)
onde μλ e σλ são a média e o desvio padrão logarítmicos,
respectivamente. A média e o desvio padrão em dB podem ser
calculados facilmente por meio de: μλ,dB =(10μλ)/(ln 10) e
σλ,dB =(10σλ)/(ln 10), respectivamente. Tipicamente, o erro no
controle de potência é caraterizado por μλ,dB = 0 dB e σλ,dB = 1
dB. O valor do erro quadrático médio no controle de potência
2
probabilidade é:
(5)
ou G = [1,15/13,17/13] em notação octal.
Para o codificador turbo, o padrão CDMA2000 define
taxas de codificação rc=1/2, 1/3 ou 1/4, obtidas pelo
puncionamento das saídas dos codificadores CRSs [5]. Para
esse tipo de código, é usado o processo de decodificação
iterativo, baseado no algoritmo BCJR [7], considerando-se as
características do canal de comunicação proposto neste artigo.
1 ⎛ ln (λ )− μ λ
− ⎜⎜
σλ
2⎝
do canal transmitido é assumida muito maior que a largura de
banda de coerência do canal, e desse modo tem-se L>1
componentes de múltiplos percursos resolvíveis. Um receptor
do tipo Rake [6] é usado na ERB com o objetivo de coletar a
energia dos L percursos.
O desvanecimento é modelado como uma variável aleatória
Rayleigh, al, com parâmetro σ al , cuja função densidade de
é dado por λ2 = e 2σ λ [9].
Os usuários controlados por uma ERB diferente da ERB da
célula alvo apresentam além do erro no mecanismo de
potência, um sombreamento lognormal. Além disso, os
usuários são controlados pela ERB que apresentar maior nível
de potência recebida e não necessariamente pela ERB mais
próxima.
A interferência média produzida pelas outras células,
normalizada pelo número de usuários N por célula é
mI/N≈0,89 para 18 células, usando o desvio padrão do
sombreamento lognormal σs,dB = 8 dB e expoente de perda de
percurso ζ=4 [9].
O canal é seletivo em freqüência, pois a largura de banda
pal (al ) =
−
al
σ
2
al
e
a l2
2σ a2l
,
(7)
com valor médio e valor quadrático médio dados por
al = π / 2σ a e al2 = 2σ a2 , respectivamente.
l
l
Considerando que o sistema CDMA usa modulação BPSK,
a probabilidade de erro média por bit codificado é dada por
[10]:
Pbc = E λ [Pbc (e | λ )] = ∫
∞
0
Pbc (e | λ ) pλ (λ )dλ ,
(8)
onde Pbc é a probabilidade de erro média por bit codificado
condicionada ao erro de controle de potência, dada por [6]:
Pbc (e | λ ) = Ea [Pbc (e | a )],
⎛1− v ⎞
Pbc (e | λ ) = ⎜
⎟
⎝ 2 ⎠
L L −1
i
⎛ L −1 + i ⎞⎛1 + v ⎞
⎜⎜
⎟⎟ ⎜
⎟,
∑
i
i =0 ⎝
⎠⎝ 2 ⎠
(9)
onde
v=
E a [γ bc ]
,
E a [γ bc ] + L
(10)
e
2
Ea [γ bc ] =
λ2e −2σ λ rcod
2 ⎛⎜ N − 1 mI ⎞⎟ ⎛ Eb ⎞
⎟
+⎜
+
G p ⎟⎠ ⎜⎝ N 0 ⎟⎠
3 ⎜⎝ G p
−1
,
(11)
onde Eb/N0 e γbc representam a relação sinal-ruído e a relação
sinal-ruído-mais-interferência por bit codificado (SINR),
respectivamente. Gp=Rc/Rb, é o ganho de processamento, onde
Rc é a taxa de chips e Rb a taxa de bits da camada de aplicação.
rcod representa a taxa de codificação total do conjunto de
codificadores definidos para TCP, RLP e FEC, dependendo da
estratégia usada, conforme mostra a Tab. II. A variável
L
a = ∑ al2 é uma variável aleatória chi-quadrada central com
l =1
função densidade de probabilidade dada por:
aL
pa ( a ) =
−
1
a L −1e a ,
L
(L − 1) !(a / L )
(12)
onde a = Lal2 é a média de a.
V. ATRASO MÉDIO DE PACOTES TCP
Considerando que o controle de erro na camada TCP usa
retransmissões consecutivas, o atraso de pacotes TCP pode ser
OLMEDO et al.: DATA TRANSMISSION EFFICIENCY
283
modelado como uma variável aleatória geométrica, onde o
atraso médio de pacotes TCP é dado por [4]:
τ TCP =
TTCP
,
1 − Ppa cot e,TCP
(13)
sendo Ppacote,TCP a probabilidade de se errar um pacote TCP, e
TTCP o tempo gasto para se transmitir um pacote TCP com
sucesso.
A. Estratégia 1
Na primeira estratégia, o valor de TTCP depende da
probabilidade de erro de bloco RLP, Pbloco,RLP, e do número
máximo de retransmissões, r, usado na camada RLP, sendo
dado por:
TTCP
r +1
1 − Pbloco
, RLP
=
τ TCP , min ,
1 − Pbloco , RLP
(14)
onde τTCP,min é o menor intervalo de tempo em que um pacote
TCP pode ser transmitido corretamente:
τ TCP , min
I
= TCP + τ p ,
Rb
(15)
e τp é o tempo de propagação.
Se na camada RLP forem realizadas no máximo r
retransmissões, Ppacote,TCP pode ser calculada por [4]:
Ppa cot e ,TCP =
⎛ nRLP ⎞ j0
⎟⎟ Pbloco , RLP (1 − Pbloco , RLP )n RLP − j0 ×
j 0 =1⎝ j0 ⎠
j0
⎛ j ⎞ j1
j 0 − j1
× ∑ ⎜⎜ 0 ⎟⎟ Pbloco
× ...
, RLP (1 − Pbloco , RLP )
j1 =1⎝ j1 ⎠
j r −1
⎛ j ⎞ jr
j r −1 − j r
× ∑ ⎜⎜ r −1 ⎟⎟ Pbloco
.
, RLP (1 − Pbloco , RLP )
j r =1⎝ jr ⎠
n RLP
∑ ⎜⎜
(16)
Usando (14) em (13) e normalizando pelo tempo mínimo
τTCP,min, obtém-se o atraso médio de TCP normalizado como:
τ TCP
N
r +1
1 − Pbloco
, RLP
.
=
(1 − Pbloco, RLP )(1 − Ppa cot e,TCP )
(17)
O termo Pbloco,RLP depende, entre outros fatores, da
velocidade do móvel vM. Para uma alta velocidade, a
amplitude do desvanecimento é descorrelacionada a cada
símbolo. Assim, a probabilidade de erro Pbloco,RLP pode ser
calculada por:
Pbloco, RLP = 1 − (1 − Pbc )
N RLP
,
(18)
onde Pbc é a probabilidade de erro por bit codificado, obtida
em (8). Se o sistema opera com baixíssima velocidade,
considerarmos a amplitude do desvanecimento constante para
todos os bits do bloco. Assim:
∞ ∞
Pbloco , RLP =
⎧ 1 − [1 − P (e a, λ )] nRLP ⎫ dadλ .
⎬
bc
∫ ∫ ⎨⎩
⎭
− ∞− ∞
(19)
TABELA II
TAXA DE CODIFICAÇÃO rcod PARA AS TRÊS ESTRATÉGIAS DE CONTROLE DE
ERRO.
Estratégia de controle de erro
1
RLP
2
FEC
3
FEC/RLP
rcod
rTCP rRLP
rTCP rc
rTCP rRLP rc
B. Estratégia 2
Para a segunda estratégia, o valor de TTCP é dado por:
TTCP = τ TCP ,min =
I TCP
+ τ p + τ dec ,
Rb
(20)
onde τdec é o intervalo de tempo usado no processo de
decodificação.
Usando (13) e normalizando pelo tempo mínimo τTCP,min,
obtém-se o atraso médio de TCP normalizado como:
τ TCP =
N
1
1 − Ppa cot e ,TCP
(21)
,
onde o valor de Ppacote,TCP depende do tipo de codificador
usado.
Com o objetivo de que os algoritmos de decodificação
convolucional e turbo usados nesta e na próxima estratégia
garantam maior capacidade de correção de erro, é considerado
no transmissor e no receptor um entrelaçador e um
desentrelaçador,
respectivamente,
com
característica
totalmente aleatória e de profundidade infinita. Nesses casos,
o desvanecimento no canal pode ser considerado não
correlacionado entre os bits, independentemente da velocidade
do móvel.
Quando é usada codificação turbo, Ppacote,TCP é obtida por
simulação usando o algoritmo de decodificação BCJR [7],[8],
visto que as expressões analíticas obtidas para um alto
carregamento do sistema não são precisas. Para codificação
convolucional, considerando-se um desvanecimento não
correlacionado entre os bits, a probabilidade de erro de pacote
TCP é dada por:
Ppa cot e,TCP = 1 − (1 − Pb )
N TCP
,
(22)
onde Pb é a probabilidade de erro de bit obtida após a
decodificação por meio do algoritmo de Viterbi com decisão
suave e é limitada superiormente por [6]:
Pb =
1
kc
∞
∑ β P (d ),
d = d free
d b
(23)
onde kc é o número de entradas do codificador, βd são os pesos
do codificador, e seus valores podem ser obtidos em [11]. O
valor de Pb(d) é determinado pela probabilidade de se
selecionar uma seqüência-código incorreta, que difere da
seqüência-código correta em d posições, sendo dada por [6]:
284
IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 5, SEPTEMBER 2007
d −1 d − 1 + k
⎛
⎞
k
⎟⎟(1 − Pbc ) ,
Pb (d ) = Pbcd ∑ ⎜⎜
k
k =0 ⎝
⎠
(24)
onde o valor de Pbc é dada por (8).
C. Estratégia 3
Para esta estratégia pode-se mostrar facilmente que o atraso
médio normalizado de pacotes TCP é dado pela expressão
(17), onde o valor de Ppacote,TCP é dado por (16), e Pbloco,RLP
depende do tipo de codificador usado.
Quando é usada codificação turbo, Pblocoe,RLP é obtida por
simulação usando o algoritmo de decodificação BCJR. Para
codificação convolucional, considerando um desvanecimento
não-correlacionado entre os bits, a probabilidade de erro de
bloco RLP é dada por:
Pbloco , RLP = 1 − (1 − Pb )
N RLP
,
(25)
onde Pb é dada por (23).
VI. VAZÃO DE DADOS
A vazão de dados para o protocolo TCP, ηTCP, é definida
como a taxa de bits de informação recebidos com sucesso na
camada TCP e é dada pela relação entre o número total de bits
de informação recebidos com sucesso e o tempo total usado na
transmissão. Para o modelo de TCP usado foi demostrado em
[8] que existe uma relação inversamente proporcional entre o
atraso médio normalizado pelo tempo mínimo em que o
pacote TCP pode ser transmitido e a vazão de dados
normalizada pela taxa de informação Rb. Assim a expressão da
vazão normalizada para o protocolo TCP é dada por [8]:
ηTCP N =
ηTCP
Rb
=
1
τ TCP
.
(26)
N
VII. RESULTADOS
Nesta seção são apresentados somente os resultados da
vazão de dados normalizada para o protocolo TCP, já que o
comportamento do atraso médio normalizado pode ser
facilmente obtido, conforme apresentado na seção anterior.
No intuito de se fazer uma comparação justa para as três
estratégias, todos os resultados foram obtidos considerando-se
o ganho de processamento do sinal de informação Gp
constante.
Para a decodificação turbo, na segunda e terceira
estratégias foram usadas três iterações no algoritmo BCJR.
Isso se deve ao fato de que para esse número de iterações, o
tempo total de decodificação é similar ao tempo gasto pelo
algoritmo de Viterbi, usado no processo de decodificação
convolucional [12].
Os resultados foram obtidos usando-se os parâmetros dados
na Tab. III e foram avaliados em função do carregamento do
sistema, definido como: (N-1)/Gp. Para a camada TCP, é
considerado o formato de cabeçalho TCP/IP comprimido dado
em [13].
Na camada RLP é considerado um máximo de 3
retransmissões, pois para um número maior de retransmissões
não se obtém um aumento significativo no desempenho do
sistema [3],[4].
TABELA III
PARÂMETROS DO SISTEMA ANALISADO.
Parâmetro
Valor
Parâmetro
L
3
NTCP
Eb/N0
20 dB
ITCP
4
HTCP
ζ
8 dB
NRLP
σs,dB
mI /N
0,89
IRLP
1 dB
HRLP
σλ,dB
Gp
128
Narq
Rb
9.600 bits/s
nRLP
Carregamento
(N-1)/Gp
nTCP
Valor
4.312 bits
4.288 bits
24 bits
192 bits
160 bits
32 bits
30 kbytes
27 blocos
56 pacotes
A Fig. 4 apresenta as curvas da vazão normalizada de
dados para o protocolo TCP em função do carregamento do
sistema, usando a primeira estratégia. São mostrados os
resultados, tanto para baixa (a) como para alta velocidade (b),
parametrizadas pelo número de retransmissões na camada
RLP. Os resultados foram obtidos por meio de expressões
analíticas e simulação. Para a simulação, foi usado o modelo
de Jakes [14], com freqüência de portadora de fc=2 GHz e
velocidades do móvel vM=1 e 100 km/h.
Na Fig. 4, pode-se observar que o controle de erro da
camada RLP vai melhorando com o número de
retransmissões, incrementando a vazão normalizada de dados,
conseqüentemente diminuindo o atraso médio para transmitir
um pacote e permitindo assim um maior carregamento do
sistema. Quanto menor é a velocidade do móvel, pode-se
observar que melhor é o desempenho do sistema, pois se a
velocidade do móvel é baixa, a amplitude do desvanecimento
varia lentamente, o que produz surtos de erros, que podem
estar concentrados em um só bloco RLP. Isso favorece um
menor número de retransmissões. Pode-se observar também
que as expressões matemáticas obtidas para alta e baixa
velocidade mostraram uma alta concordância com os valores
obtidos por simulação, podendo ser definidas como limitantes
inferior e superior, respectivamente.
A Fig. 5 apresenta as curvas da vazão normalizada de
dados
para o protocolo TCP em função do carregamento do sistema
para a segunda e terceira estratégias, usando (a) códigos
convolucionais e (b) códigos turbo, parametrizadas pelas
respectivas taxas de código e distâncias livres de Hamming,
dfree, definidas pelo padrão CDMA2000. Para a terceira
estratégia, os resultados são apresentados usando-se 3 retransmissões de RLP.
OLMEDO et al.: DATA TRANSMISSION EFFICIENCY
(a)
(b)
Baixa velocidade, vM = 1 km/h.
Alta velocidade, vM = 100 km/h.
Fig. 4. Comparação da vazão de dados normalizada teórica e simulada para o
protocolo TCP em função do carregamento do sistema, para (a) baixa
velocidade e (b) alta velocidade.
As duas últimas estratégias apresentaram melhor desempenho quando comparadas com a primeira, conseguindo maior
carregamento do sistema, para uma mesma vazão.
Comparando o desempenho obtido, com códigos convolucionais ou turbo, em uma mesma estratégia, pode-se observar
que os códigos turbo permitem um maior carregamento do
sistema, mantida a complexidade aproximadamente igual.
Tanto para os códigos convolucionais como para os turbo,
o produto rcdfree é mantido constante. Pode-se observar que o
codificador com maior dfree apresenta o melhor desempenho.
Isso ocorre porque um maior dfree apresenta maior diversidade
para canais com desvanecimento [6].
285
(a)
Usando códigos convolucionais.
(b)
Usando códigos turbo.
Fig. 5. Comparação do desempenho obtido pela segunda (2) e terceira
estratégia (3), usando códigos corretores de erro FEC (a) convolucionais e (b)
turbo. São consideradas 3 retransmissões de RLP e 3 iterações de decodificação turbo.
Para o maior valor dfree, comparando a estratégia dois com
a estratégia três, quando são usados códigos turbo, nota-se que
a estratégia 3 permite maiores valores de carregamento. Por
outro lado, para menores valores de carregamento, a estratégia
2 é superior. Quando são usados códigos convolucionais, o
resultado é o inverso.
VIII. CONCLUSÕES
A primeira estratégia mostrou-se melhor para baixa velocidade do que para alta, pois surtos de erros podem estar
concentrados em um só bloco de RLP, requerendo assim um
menor número de retransmissões. Isso indica que não seria
286
IEEE LATIN AMERICA TRANSACTIONS, VOL. 5, NO. 5, SEPTEMBER 2007
recomendável usar um entrelaçador de canal para essa
estratégia. As expressões matemáticas obtidas para alta e
baixa velocidade mostraram-se como limitantes inferior e
superior, respectivamente.
Mostrou-se que as estratégias 2 e 3, no geral, apresentam
melhor desempenho ao serem comparadas com a estratégia 1,
permitindo maior carregamento do sistema.
Nas estratégias 2 e 3, comprovou-se a melhora de
desempenho do sistema devido ao uso de códigos turbo. Além
disso, foram comparados codificadores, tanto convolucionais
como turbo, com diferentes taxas de codificação, porém,
mesmo pro-duto rcdfree, mostrando que existe melhora no
desempenho para codificadores com maior dfree.
Finalmente, podemos concluir que das três estratégias
analisadas, a terceira usando códigos turbo, é a que consegue
o maior carregamento do sistema com altos valores da vazão
de dados e menor atraso médio, mas cabe ressaltar que a
segunda estratégia, usando tanto códigos convolucionais como
turbo, apresenta um bom desempenho sem precisar do
protocolo RLP.
REFERÊNCIAS
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[3]
[4]
[5]
[6]
[7]
[8]
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BIBLIOGRAFIAS
Gonzalo F. Olmedo C nasceu em Quito, Equador,
no ano de 1974. Obteve o título de Engenheiro em
Eletrônica e Telecomunicações na Escuela
Politécnica del Ejército, ESPE, Quito, Equador,
em 1998. De 1998 a 2001 atuou como professor
em tempo integral na Faculdade de Engenharia
Eletrônica da ESPE no Equador. Formou-se Mestre
em
Engenharia
Elétrica
na
área
de
Telecomunicações e Telemática na Universidade
Estadual de Campinas, UNICAMP, Campinas,
Brasil em 2003. Desde 2003 é estudante de
Doutorado em Telecomunicações na Faculdade de Engenharia Elétrica e
Computação, FEEC, na UNICAMP, Brasil, sob a orientação do Dr. Celso de
Almeida. Atualmente trabalha na área de pesquisa em comunicações móveis e
pertence ao Laboratório de Comunicações Digitais, DCLab, do Departamento
de Comunicações, DECOM, da FEEC, e ao Departamento de Elétrica e
Eletrônica da ESPE.
Celso de Almeida é brasileiro, natural de Jundiaí,
SP, nascido em 22 de Janeiro de 1957. Graduou-se
em Engenharia Elétrica pela Faculdade de
Engenharia de Campinas, UNICAMP, em 1980.
Obteve o título de Mestre em Engenharia Elétrica
pela mesma faculdade em 1983. Trabalhou de 1983
a 1990 na indústria no desenvolvimento de
Sistemas de Comunicações Ópticos. Sua carreira na
UNICAMP iniciou-se em abril de 1990 quando foi
contratado por concurso público como Professor
Assistente da Faculdade de Engenharia Elétrica e de Computação da
UNICAMP. Ainda nesse mesmo ano de 1990 obteve o título de Doutor em
Engenharia Elétrica pela mesma escola. Em 1998 obteve o título de Professor
Livre-Docente e em 2001 tornou-se Professor Associado na área de
Telecomunicações. Nos dias de hoje, o professor continua vinculado ao
Departamento de Comunicações da Faculdade de Engenharia Elétrica e de
Computação da UNICAMP. Seus principais interesses em pesquisa são em
CDMA, Comunicações Ópticas, Transmissão Digital, Códigos Controladores
de Erros, Criptografia, etc.
Renato Baldini Professor Associado (2001) da
Faculdade de Engenharia Elétrica e de
Computação (FEEC) da UNICAMP, livre
docência (1998) pela UNICAMP, doutorado
(1992) pela University of Manchester Inglaterra, mestrado (1983) e graduação (1980)
em Engenharia Elétrica pela UNICAMP,
professor da FEEC desde 1984, Coordenador de
Extensão da FEEC desde 2005, Coordenador
Associado de Extensão de 2003 a 2005, chefe do
Departamento de Comunicações (DECOM) da FEEC de abril/98 a abril/99 e
vice-chefe de abril/1997 a abril/1998, foi membro de várias comissões e da
congregação da FEEC, assessor "ad hoc" da FAPESP, CAPES, CNPq,
FAPEAL e FACEPE, 62 publicações em revistas, simpósios e contribuições
em livros nacionais e internacionais, membro de várias comissões
organizadoras e técnicas de simpósios nacionais e internacionais, orientou 13
alunos de mestrado e 4 de doutorado e atualmente orienta 2 alunos de
mestrado e 4 de doutorado, proferiu diversas palestras no Brasil e exterior,
participou de projetos de pesquisa com CPqD-Telebrás, Teknithes, Celtec,
Ericsson e CAPES/MES-Cuba, ministrou diversos cursos de especialização
para empresas e instituições de ensino. Áreas de atuação: transmissão digital,
teoria de informação e codificação, técnicas de múltiplo acesso para
comunicações móveis terrestre e por satélite, redes de comunicações e
segurança em redes.