在pdsch中傳輸的sib塊，採用si-rnti加擾，使用dci1a或dci1c格式傳輸。dci1a的格式內容在博文《lte下行物理層傳輸機制（5）-dci格式的選擇和dci1a》中已經有了比較多的介紹，本文就介紹另外乙個格式：dci1c。
1.dci1c格式
在不考慮mcch的情況下，dci1c只用於乙個pdsch碼字的排程，承載尋呼、msg2和sib的控制資訊。dci1c的具體格式如圖1所示：
（圖1 用於1個pdsch碼字排程的dci1c格式）
每個字段具體介紹如下：
（1）gap value指示標記位，占用1個bit。《lte下行物理層傳輸機制（9）-集中式和分布式資源對映》博文裡已經詳細介紹了gap value的含義，這個字段只用在分布式資源對映的過程。由於有兩種不同的gap value值，如圖2所示，所以規定當指示標記gap_value_flag=0時，表示資源分配過程中採用n_gap1；當gap_value_flag=1時，表示採用n_gap2。另外，因為當頻寬小於10mhz即rb總個數小於50的時候，只有一種gap即n_gap1，所以此時dci1c格式就不再包含這個1bit的gap_value欄位。
（圖2 不同的gap值）
gap_value欄位用於計算n_dl_vrb引數，n_dl_vrb不是下行頻寬的rb個數n_dl_rb，其計算過程如下：
（a）如果採用gap1，則n_dl_vrb= n_dl_vrb_gap1 = 2 min（n_gap1, n_dl_rb-n_gap1）。比如當前是5mhz頻寬，n_dl_rb=25，n_gap1=12，則n_dl_vrb= 2 min（12，25-12） = 2 12 = 24。如果是10mhz頻寬，n_dl_rb=50，n_gap1=27，則n_dl_vrb= 2 min（27，50-27） = 2 23 = 46。
（b）如果採用gap2，則n_dl_vrb= n_dl_vrb_gap2 = floor（n_dl_rb / （2 n_gap2）） 2 n_gap2。比如當前是10mhz頻寬，n_dl_rb=50，n_gap2=9，則n_dl_vrb= floor（50 / 18） 18 = 2 18 = 36。
（2）資源分配riv欄位，占用ceil（log2（floor（n_dl_vrb_gap1 / n_step_rb） （floor（n_dl_vrb_gap1 / n_step_rb）+1）/ 2））bit位。在這個公式中，變數n_dl_vrb_gap1表示當使用gap1的時候用於分布式資源分配的vrb個數，取值= 2 min（n_gap1, n_dl_rb-n_gap1）。變數n_step_rb是分配的vrb的起始位置rb_start和長度rb_len的增量，取值如圖3所示。與dci1a不同的是，用於dci1c的vrb分配，rb的起始位置和長度不是按1遞增或遞減，而是按照固定的步長大小n_step_rb遞增或遞減。
（圖3 不同頻寬對應的n_step_rb值）
可能有的同學會有疑問，前面在介紹gap型別的時候明明有gap1和gap2兩種型別，為什麼這裡計算riv欄位的公式中只使用gap1呢？這是因為n_dl_vrb_gap1的取值總是大於或等於n_dl_vrb_gap2的值，為riv欄位預留bit位個數的時候，只需要使用n_dl_vrb_gap1，兩者中取較大值即可。
dci1c使用的資源分配方式是type2，原理與dci1a的分配方式相同，參考《lte下行物理層傳輸機制（5）-dci格式的選擇和dci1a》，但細節上有所差別。dci1c的type2方式的分配過程如圖4所示。從公式中可以看到，計算riv的過程與dci1a格式是相同的，只是具體的引數有所不同。
（圖4 dci1c採用的type2資源分配方式）
其中，排程分配的vrb起始位置rb_start和vrb長度l_crbs的取值範圍如圖5所示。結合圖3可以知道，使用dci1c格式的時候，如果是1.4mhz、3mhz、5mhz的頻寬，最小分配的rb個數是2個，而如果是10mhz、15mhz、20mhz的頻寬，最小分配的rb個數是4個。
（圖5）
舉個例子，比如當前是10mhz頻寬，那麼根據圖3可以得到n_step_rb=4，根據圖2可以得到n_gap1=27，所以可用分配的vrb最大個數n_dl_vrb_gap1 = n_dl_vrb =2 min（n_gap1, n_dl_rb-n_gap1）=46，因而欄位riv占用的bits個數=ceil（log2（floor（n_dl_vrb_gap1 / n_step_rb） （floor（n_dl_vrb_gap1 / n_step_rb）+1）/ 2））=ceil（log2（floor（46/4）（floor（46/4）+1）/2））=7。根據圖5，此時rb_start的取值範圍是，l_crbs的取值範圍是。需要注意的是，rb_start=0的時候，可用的vrb長度l_crbs最大只能取44，而不是48，因為48>46，超過了分布式分配過程中可用的最大vrb個數n_dl_vrb_gap1，具體請參考《lte下行物理層傳輸機制（9）-集中式和分布式資源對映》。
（3）mcs欄位，固定佔5bits。從mcs欄位可以獲知下行排程的傳輸塊tb_size的大小，如圖6所示。圖中的i_tbs的取值等於mcs的值，範圍是0～31，tbs的單位是bit。如果dci1c碼流中的mcs=1，那麼tbs=56bits。
（圖6 dci1c使用的tbs**）
1.4mhz、5mhz、10mhz、20mhz時，dci1c各欄位占用的bit位個數如圖7所示。
（圖7）
2.使用dci1c時冗餘版本rv的計算
dci1c只包括三個欄位的內容：gap value指示字段、rb資源配置riv和mcs，並沒有harq-id、ndi、dai、rv等harq相關的內容，這是為什麼呢？
首先，對於尋呼和msg2來說，雖然它們都在pdsch通道中傳輸，但並不執行harq過程，因此不需要這些harq相關的引數。
其次再說說sib。對於sib（sib1和si）來說，確實執行下行harq過程，但這種harq過程比較特殊，並不需要ue反饋對應的應答，因而沒有所謂的解碼失敗需要重傳這樣的資訊，所以在dci1c中不需要攜帶harq-id、ndi和dai這些引數。考慮為了提高ue側的解碼效能，仍然需要rv冗餘版本資訊，但這個rv引數不需要通過dci1c攜帶，可以通過當前的系統幀號和子幀號計算得到，具體公式為：
rv = ceil（3 / 2 * k）mod 4
需要注意的是，（3 / 2）的計算結果要保持浮點數的形式。k的值與sib型別有關：
如果當前是sib1，那麼k=（sfn / 2） mod 4，sfn是當前的系統幀號。如圖8所示，rv將按照0，2，3，1的順序週期傳送。
（圖8）
如果當前是si訊息，那麼k = i mod 4，i是si視窗中的子幀序號（注意不是系統時間中子幀號的意思），取值=，變數ns_w表示si視窗中的si傳送子幀個數。假定某個si訊息的週期是40ms，如圖9所示，即si視窗長度是40ms，此時ns_w=8，則i的取值範圍是，計算rv的過程如下：
當ue在時刻（i，1）收到該si訊息時，i=0（這裡i不是等於1），k=0，故rv=0；
當ue在時刻（i，7）收到該si訊息時，i=1，k=1，故rv=2；
當ue在時刻（i+1，1）收到該si訊息時，i=2，k=2，故rv=3；
當ue在時刻（i+1，3）收到該si訊息時，i=3，k=3，故rv=1；
當ue在時刻（i+1，8）收到該si訊息時，i=4，k=0，故rv=0；其他值可以依次類推計算得到。
從這個推算過程也可以看出，如果乙個si視窗中只傳送1次si訊息，那麼冗餘版本rv將一直等於0。為確保ue能收到si訊息，乙個si視窗中到底傳送多少條合適是由enb側的演算法決定的，傳送的頻率過多會占用較多的rb資源，而傳送的頻率過少可能會導致ue解碼失敗。
（圖9 si訊息傳送示意圖）
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