UCI on PUSCH

参考文献：
38.213 v15.10.0 9.3 UCI reporting in PUSCH
38.212 v15.10.0 6.3.2.4 Rate matching
38.212 v15.10.0 6.2.7 Data and control multiplexing

Introduction

之前写过一篇计算UCI on PUSCH相关的文章，主要介绍了6.3.2.4的内容，即如何计算UCI所需要的物理资源，并且按照Matlab官网给出的UCI on PUSCH的函数，举了两个例子。本文主要介绍6.2.7，如何将UCI编码后的比特与UL-SCH的编码后比特进行复用，其实也是上篇文章所举例子的协议对应部分。

Background

其实无论是UL-SCH信息，UCI信息，大致流程都包含生成原始比特，生成编码后比特，速率匹配，生成调制符号，映射进入RE。
举个简单的例子，假如一个UL-SCH的TB原始比特大小是32，生成的编码后比特是416，调制方式采用QPSK，有144个RE可用于UL-SCH的传输，那么就需要拿出144*2=288个UL-SCH编码后比特进行速率匹配，然后经过QPSK生成144个调制符号，再分别放入144个RE中。
对于UCI来说，也是同样的道理。但是当在同一个slot上同时传输UL-SCH,UCI时，就需要一些新的规则，让UL-SCH/UCI同时完成生成原始比特到映射进入RE的流程，所以就有了6.2.7节。
需要说明的是，UCI on PUSCH时，UCI与UL-SCH使用相同的调制阶数，该调制阶数由计算UL-SCH TB大小时的MCS决定。
6.2.7节主要采用伪码的表达形式，不易阅读。本篇文章也是学习过程的一个记录。

Relationship with other sections

简要说明6.2.7节与其他节的一些关系。

在6.3.2.4 Rate Matching（6.3 Uplink control information），针对UCI的速率匹配，给出了$Q_{ACK}^{{}^{\prime }}$, $Q_{CSI-1}^{{}^{\prime }}$, $Q_{CSI-2}^{{}^{\prime }}$的计算方法，这三个参数，就是计算某种类型的UCI占据的RE数目的方法。根据某种UCI类型占据的RE数目以及UL-SCH的调制阶数，就可以知道UCI速率匹配需要拿多少编码后比特。ACK,CSI-part 1, CSI-Part 2的速率匹配也是独立进行的。

在6.2.5 Rate Matching (6.2 Uplink Shared Channel)，给出了如何对UL-SCH进行速率匹配的过程。这里需要特别强调的一个点，对于HARQ-ACK原始比特>2 bits或者传输CSI的情况，UCI on PUSCH的过程会影响到UL-SCH的速率匹配。这是协议没有特别说明的一个问题，也很容易让人误解。其历史可追溯到2017年10月份的RAN-1 AH1709会议，R1-171692的6.3.2.3，达成的agreement。

Agreements:
Confirm the working assumption:
For slot-based scheduling, for HARQ-ACK with more than 2 bits, PUSCH is rate-matched.
For slot-based scheduling, for HARQ-ACK with up to 2 bits, PUSCH is punctured.

举个例子：
假设一个slot内可以传输288个编码后比特，只有HARQ-ACK与UL-SCH在该slot上传输。
若HARQ-ACK编码前比特大于2(=3 bits)，取${\beta }_{offset}^{PUSCH}$=5，编码，速率匹配后有54个比特，那么UL-SCH进行速率匹配时只有288-54=234个比特。
若HARQ-ACK编码前比特等于2(=2 bits)，取${\beta }_{offset}^{PUSCH}$=5，编码，速率匹配后有36个比特，那么UL-SCH进行速率匹配时仍有288个比特。

Assumption for this article

为了方便后文说明问题，前文后文的举例假设均如下。

一次调度一个slot内的14个OFDM符号，1个RB，DMRS配置为1+1单列配置，DMRS在第2个以及第11个OFDM符号上，MCS=4 (QPSK, Target code rate=308/1024, Table 6.1.4.1-1: MCS index table for PUSCH with transform precoding and 64QAM,q=2), TBS=32 bits，不使能跳频，单层传输。
共有（14-2）*12=144 RE用于传输，可传输$144\ast 2=288$ 个编码后比特。

Case 1: HARQ-ACK<=2 bits, HARQ-ACK=2, ${\beta }_{offset}^{HARQ-ACK}$=5, 对HARQ进行编码，速率匹配后有36个比特.

Case 2: HARQ-ACK>2 bits, HARQ-ACK=3, ${\beta }_{offset}^{HARQ-ACK}$=5, 对HARQ进行编码，速率匹配后有54个比特.

Case 1和Case 2中均有：

CSI-Part 1=5, ${\beta }_{offset}^{CSI-Part1}$=1.375, 对CSI-Part 1进行编码，速率匹配后，有26个比特;

CSI-Part 2=6, ${\beta }_{offset}^{CSI-Part2}$=1.375, 对CSI-Part 2进行编码，速率匹配后，有30个比特.

6.2.7 Data and control multiplexing

Input sequence

$g_0^{UL-SCH},g_1^{UL-SCH},...,g_{G^{UL-SCH}-1}^{UL-SCH}$ ：UL-SCH速率匹配后的序列

$g_0^{ACK},g_1^{ACK},...,g_{G^{ACK}-1}^{ACK}$ ：HARQ-ACK速率匹配后的序列

$g_0^{CSI-Part1},g_1^{CSI-Part1},...,g_{G^{CSI-Part1}-1}^{CSI-Part1}$ ：CSI-Part 1速率匹配后的序列

$g_0^{CSI-Part2},g_1^{CSI-Part2},...,g_{G^{CSI-Part2}-1}^{CSI-Part2}$ ：CSI-Part 2速率匹配后的序列

$g_0,g_1,...,g_{G-1}$ ：UCI与UL-SCH 混合后的序列

举例
Case 1: $G^{UL-SCH}$=288-26-30=232， $G^{ACK}$=36， $G^{CSI-Part1}$=26, $G^{CSI-Part2}$=30, $G=288$
Case 1: $G^{UL-SCH}$=288-54-26-30=178， $G^{ACK}$=54， $G^{CSI-Part1}$=26, $G^{CSI-Part2}$=30, $G=288$.

Notation Before Step 1-6

$l$: OFDM Symbols (OS) index, 包含全部的OS。举例：Case1&2, $l=0,1,2,...,13.$
$k$: Subcarrier (SC) index, 包含某个RB内的全部子载波。举例：Case1&2, $k=0,1,2,...,11.$

${\Phi }_l^{UL-SCH}$: 可用于传输数据的，第$l$个OS符号包含的全部RE集合，集合按照SC升序排列，其中 $l=0,1,2,...,13$

$M_{sc}^{UL-SCH}(l)$: 第$l$个OS符号包含的全部RE集合中包含的元素数目，其中 $l=0,1,2,...,13$

${\Phi }_l^{UL-SCH}(j)$: 集合${\Phi }_l^{UL-SCH}$中第$j$个元素。

${\Phi }_l^{UCI}$: 可用于传输UCI的，第$l$个OS符号包含的全部RE集合，集合按照SC升序排列，其中 $l=0,1,2,...,13$

$M_{SC}^{UCI}(l)$: 第$l$个OS符号包含的全部RE集合中包含的元素数目，其中 $l=0,1,2,...,13$

${\Phi }_l^{UCI}(j)$: 集合${\Phi }_l^{UCI}$中第$j$个元素。

当在第l个符号放置了DMRS，则${\Phi }_l^{UCI}=\varnothing$。
当第l个符号未放置DMRS，则${\Phi }_l^{UCI}={\Phi }_l^{UL-SCH}$。

一些理解：

1. ${\Phi }_l^{UL-SCH}$与${\Phi }_l^{UCI}$并不是最后真正传输UL-SCH或者UCI的资源集合，只是可能的/潜在的集合。决定UL-SCH或UCI的传输资源集合，需要Step1-6来确定。 后续也会根据这两个集合进行一系列操作。
2. 如果一个OS符号上传输了DMRS，则一定不可以用来传输UCI，即 ${\Phi }_l^{UCI}=\varnothing$。

Frequency Hopping Configured or not

若UCI on PUSCH时，同时配置了Intra-slot FH，则需要逐个Hop去进行映射；本文的举例只讨论不配置Intra-slot的情况。

先从Notation的物理意义开始。

$N_{hop}^{PUSCH}$：跳频位置数目。使能跳频，$N_{hop}^{PUSCH}$=2；不使能跳频，$N_{hop}^{PUSCH}$=1.

$l^{(1)}$, $l^{(2)}$：第一/第二跳上，可以放置HARQ信息的OS index， 从第一个DMRS之后的OS开始。举例：不使能跳频，DMRS在第二个OS上，则$l^{(1)}=3,4,5,...,13.$

$l_{CSI}^{(1)}$，$l_{CSI}^{(2)}$ ：第一/第二跳上，可以放置CSI信息的OS index， 从第一个DMRS之后的OS开始。举例：DMRS在第二个OS上，则$l^{(1)}=0,1,2,...,13.$

$M_1$：第一跳上，潜在用于传输UCI的RE数目
$M_2$：第二跳上，潜在用于传输UCI的RE数目
$M_3$：第一跳上，潜在用于传输HARQ的RE数目

$N_{symb,hop}^{PUSCH}(1)$, $N_{symb,hop}^{PUSCH}(2)$：第一跳和第二跳的OS符号数目。不使能跳频时，$N_{symb,hop}^{PUSCH}(1)=N_{symb,all}^{PUSCH}$, 第一跳OS符号数目等于OS符号总长度。

$G^{ACK}$,$G_{(1)}^{ACK}$, $G_{(2)}^{ACK}$: 速率匹配后，HARQ的总比特数目；第一跳传输的HARQ比特数目；第二跳传输的HARQ比特数目。

$G^{CSI-Part1}$,$G_{(1)}^{CSI-Part1}$, $G_{(2)}^{CSI-Part1}$: 速率匹配后，CSI-Part 1的总比特数目；第一跳传输的CSI-Part 1比特数目；第二跳传输的CSI-Part 1比特数目。

$G^{CSI-Part2}$,$G_{(1)}^{CSI-Part2}$, $G_{(2)}^{CSI-Part2}$: 速率匹配后，CSI-Part 2的总比特数目；第一跳传输的CSI-Part 2比特数目；第二跳传输的CSI-Part 2比特数目。

$N_L$：传输层数。举例：$N_L$=1 for this article.

一些理解：

1. 本部分最重要的是对于$l^1$和$l_{CSI}^1$的理解。HARQ与CSI能够放置的起始OS符号不同的。HARQ的每一跳都从DMRS之后的符号开始，CSI则是从第一个不携带DMRS的OS符号开始。

Introduction for Step 1-Step 6

简单介绍Step 1到6分别为了什么：
Step 1: 适用于HARQ小于等于2 bits的情况，寻找此时HARQ 映射的RE。

Step 2: 适用于HARQ大于2 bits的情况，寻找此时HARQ映射对应的RE，并把$g_0^{ACK},g_1^{ACK},...,g_{G^{ACK}-1}^{ACK}$序列赋值给新的序列${\overline{g}}_{l,k,v}$，并把HARQ(>2 bit)已经占据的RE从${\Phi }_l^{UL-SCH}$以及${\Phi }_l^{UCI}$排除出去。

Step 3: 针对CSI，寻找此时CSI映射对应的RE，并把$g_0^{CSI-Part1},g_1^{CSI-Part1},...,g_{G^{CSI-Part1}-1}^{CSI-Part1}$，以及$g_0^{CSI-Part2},g_1^{CSI-Part2},...,g_{G^{CSI-Part2}-1}^{CSI-Part2}$序列赋值给新的序列${\overline{g}}_{l,k,v}$，并将CSI-Part 1和CSI-Part 2已经占据的RE从${\Phi }_l^{UL-SCH}$以及${\Phi }_l^{UCI}$排除出去。

Step 4: 针对UL-SCH，将$g_0^{UL-SCH},g_1^{UL-SCH},...,g_{G^{UL-SCH}-1}^{UL-SCH}$赋值给新的序列${\overline{g}}_{l,k,v}$

Step 5: 适用于HARQ小于等于2 bits的情况，把$g_0^{ACK},g_1^{ACK},...,g_{G^{ACK}-1}^{ACK}$序列赋值给新的序列${\overline{g}}_{l,k,v}$。

Step 6: 对新序列${\overline{g}}_{l,k,v}$重新排序，得到序列$g_0,g_1,...,g_{G-1}$

Step 1

Step1的第一步，是重新定义了两个RE集合，${\overline{\Phi }}_l^{UL-SCH}$, ${\overline{\Phi }}_l^{UCI}$，并计算了集合中包含的元素个数。

这步操作，是为了方便标记Step 1-Step5的找对应RE资源的过程，从Step2开始，每找到一些资源，就会从${\overline{\Phi }}_l^{UL-SCH}$, ${\overline{\Phi }}_l^{UCI}$中除去一些元素。等到Step6，会重新用${\Phi }_l^{UL-SCH}$对${\overline{g}}_{l,k,v}$进行排序，Step6要求对所有RE进行遍历。

特别说明，Step 1只适用于HARQ小于等于2bits的情况。在HARQ小于等于2bits前提下，计算$Q_{ACK}^{{}^{\prime }}$时，将$o_{ACK}$设置为2；$G_{rvd}^{ACK}$是速率匹配后，能够传输的HARQ-ACK大小；如果配置了跳频，就将$G_{rvd}^{ACK}$一分为二，每一半的coded bits of HARQ记作$G_{rvd}^{ACK}(1)$,$G_{rvd}^{ACK}(2)$；如果没有配置跳频，就不用分了。

这里引入了计数器$m_{count}^{ACK}$，以及${\overline{\Phi }}_l^{rvd}$集合。通过计数器表明是否已经完成了对$g_0^{ACK},g_1^{ACK},...,g_{G^{ACK}-1}^{ACK}$的操作。${\overline{\Phi }}_l^{rvd}$初始设置为空集，后续通过不断的并入其他元素，并入给这部分HARQ预留的RE。

这组for循环中，包含了两个if以及一个for。分别来看一下对应的物理含义。
最外层for循环是为了跳频设定的，当不配置跳频时，只循环一次就可以了。
$l=l^i$这句保证了HARQ的资源是从第一个携带DMRS的OS符号的后一个OS符号开始映射的。
while循环的判断条件是，计数器中的number of coded bits for HARQ是否超过了num of coded bits for HARQ的总量。
两个if的判断条件：判断剩余的number of coded bits for HARQ是否超过了当前OS符号能够承载的最大coded bits。

• 如果剩余的coded bits 超过了当前符号能够承载的最大coded bits，就令$d=1$，并统计此时用的RE数目$m_{count}^{RE}$。$d$是此轮寻找RE的间隔，后面会对$d$进行进一步说明。当$d=1$，RE是无间隔的。
• 如果剩余的coded bits 没超过当前符号能够承载的最大coded bits，说明在该OS符号上就能结束HARQ coded bits的映射。此时，寻找RE是插空式的。插空间隔是d，并统计此时用的RE数目$m_{count}^{RE}$。

外层for循环中包含的for是用来找到这部分HARQ对应的RE的，并且把此轮已经完成放置的HARQ coded bits加到计数器内。
$l=l+1$意味着开始在下一个OS符号上寻找RE。
将本文的Case 1，按照上述伪码运行一遍。
$l=3$，在第三个OS上，有12个RE。
此时，$m_{count}^{ACK}=0$, $G_{rvd}^{ACK}=36$，第一次进入while循环；${\overline{M}}_{sc}^{UCI}(3)=12$,进入第一个if； $N_L=1$, $Q_m=2$，$36-0>12\ast 1\ast 2$，进入第二个if，d=1,$m_{count}^{RE}=12$；跳过第三个if，进入内层for循环，j从0到11，d=1，循环12次后，第三个OS的第0到11个RE全部被并入${\overline{\Phi }}_l^{rvd}$，计数器$m_{count}^{ACK}=24$,$l=l+1=4$。

此时，$m_{count}^{ACK}=24$, $G_{rvd}^{ACK}=36$，第二次进入while循环；${\overline{M}}_{sc}^{UCI}(4)=12$,进入第一个if； $N_L=1$, $Q_m=2$，$36-24<12\ast 1\ast 2$，跳过第二个if，进入第三个if，$d=24/12=2$,$m_{count}^{RE}=(36-24)/2=6$；跳进入内层for循环，j从0到5，d=2，循环6次后，第四个OS的第0/2/4/6/8/10个RE全部被并入${\overline{\Phi }}_l^{rvd}$，计数器$m_{count}^{ACK}=36$，结束while循环。

如果HARQ大于2bit，就不用上述的操作了，直接将${\overline{\Phi }}_l^{rvd}$记作空集，最后记录${\overline{\Phi }}_l^{rvd}$集合中包含的元素数目$\overline{M}$.

Step 2

适用于HARQ大于2bit的情况。这步与Step1类似的步骤就不赘述了。

第一个for循环内：有一个从${\overline{\Phi }}_l^{UCI}$中命名k的操作，个人认为，这步记作$k=j\ast d$更合理，因为k是一个数值，${\overline{\Phi }}_l^{UCI}$是一个集合。该层循环变量是每个RE。
第二个for循环内，出现新的序列，记法是${\overline{g}}_{l,k,v}$,物理含义：第l个符号上，第k个子载波，第v层，传输的coded bits。等号右边，从$g_0^{ACK},g_1^{ACK},...,g_{G^{ACK}-1}^{ACK}$ 依次取。总计数器加1，该跳的计数器加1。该层循环变量是每层传输的每个coded bits。

上述步骤主要是为了在Step 2-5的操作中，除去已经被HARQ(>2 bits)占据的RE。变量${\overline{\Phi }}_{l,tmp}^{UCI}$是在Step2步骤时，占据的RE。先将${\overline{\Phi }}_{l,tmp}^{UCI}$设置为空集，然后，按照$j\ast d$从${\overline{\Phi }}_l^{UCI}$集合中挑选一些元素并入${\overline{\Phi }}_{l,tmp}^{UCI}$。完成并入操作后，从${\overline{\Phi }}_l^{UCI}$，${\overline{\Phi }}_l^{UL-SCH}$将属于${\overline{\Phi }}_{l,tmp}^{UCI}$的元素排除，并重新统计${\overline{\Phi }}_l^{UCI}$，${\overline{\Phi }}_l^{UL-SCH}$中的元素数目。

按照Case 2运行一下该部分的算法：
$G_{ACK}=54$,在第一次和第二次进入while循环时，d=1，$m_{count}^{RE}=12$，占据了第三个，第四个OS上的全部RE，也意味着${\overline{\Phi }}_{l,tmp}^{UCI}$包含了第三个/第四个OS的全部RE。
在第三次进入while循环，还剩$54-12\ast 2-12\ast 2=6$个比特，$d=24/6=4$，$m_{count}^{RE}=6/2=3$，占据了第五个OS上的第0，4，8个RE。

${\overline{g}}_{l,k,v}$序列的输出结果，${\overline{g}}_{2,0-11,1}$，${\overline{g}}_{3,0-11,1}$，${\overline{g}}_{4,0/4/8,1}$均为HARQ的coded bits。

${\overline{\Phi }}_l^{UCI}$，${\overline{\Phi }}_l^{UL-SCH}$不再包含第二个，第三个OS的全部RE，以及第四个OS的第2、4、8个RE。

Step 3

找到CSI-part 1以及CSI-Part 2的映射RE，并利用$g_0^{CSI-Part1},g_1^{CSI-Part1},...,g_{G^{CSI-Part1}-1}^{CSI-Part1}$与$g_0^{CSI-Part2},g_1^{CSI-Part2},...,g_{G^{CSI-Part2}-1}^{CSI-Part2}$对${\overline{g}}_{l,k,v}$进行赋值。

步骤与Step2类似，但是需要注意的是：
CSI-Part 1不会被HARQ(<2 bits)打孔。CSI-Part 2会被HARQ(<2 bits)打孔。

这里可以看出，在计算$d$以及$m_{count}^{RE}$时，CSI-Part 1需要去掉Step 1已经占用的RE，而CSI-Part 2不需要去掉Step 1占用的RE。


给${\overline{g}}_{l,k,v}$赋值时，k的可取范围，CSI-Part 1与CSI-Part 2也不相同。

还是举个例子：
Case 1: $G^{ACK}$=36， $G^{CSI-Part1}$=26, $G^{CSI-Part2}$=30。
Step 1结束后，HARQ-ACK(<2 bits)占据了第三个OS的全部RE，第四个OS的第0/2/4/6/8/10RE。
CSI-Part 1占据第0个OS的全部RE，第1个OS的第0个RE。
CSI-Part 2占据第一个OS的第1-11个RE，已经放置了22个CSI-Part 2 coded bits，还剩了8个CSI-Part 2的coded bits没有放置。第二个OS放置了DMRS，跳过。第三个OS的RE已经被HARQ-ACK(<2)占据，但是，仍旧会分配给CSI-Part 2，输出的${\overline{g}}_{3,0/3/6/9,1}$是CSI-Part 2。

Step 4

寻找UL-SCH的对应RE，并利用$g_0^{UL-SCH},g_1^{UL-SCH},...,g_{G^{UL-SCH}-1}^{UL-SCH}$对${\overline{g}}_{l,k,v}$进行赋值。

UL-SCH也会被HARQ(<2 bits)打孔，并且没有了间隔寻找RE的过程（没有计算j或者d的过程），采用无间隔的RE寻找方法。
还是以Case 1举例：
第0个OS，第1个OS的全部RE被CSI-Part 1、2占据了；第2个OS放置了DMRS，不会放置UCI，因此略过；
重点看第3个OS的RE情况，其中，第0/2/4/6/8/10 RE被HARQ-ACK(<2 bits)占据了；CSI-Part 2不会考虑HARQ-ACK(<2 bits)的情况，因此依旧占据第0/3/6/9 RE; UL-SCH只会考虑 CSI-Part 2占据的情况，因此，会占据 1/2/4/5/7/8/10/11个RE。

此时从${\overline{g}}_{l,k,v}$考虑：
${\overline{g}}_{3,0/3/6/9,1}$是CSI-Part 2，${\overline{g}}_{3,1/2/4/5/7/8/10/11,1}$是UL-SCH。

Step 5

为HARQ小于等于2 bits的情况，把$g_0^{ACK},g_1^{ACK},...,g_{G^{ACK}-1}^{ACK}$序列赋值给新的序列${\overline{g}}_{l,k,v}$。

接着Step 4的举例：
Case 1: 第三个OS符号上，${\overline{g}}_{3,0/3/6/9,1}$是CSI-Part 2，${\overline{g}}_{3,1/2/4/5/7/8/10/11,1}$是UL-SCH，但是，第三个OS的RE资源，其实都已经被包含在了${\overline{\Phi }}_l^{rvd}$中，因此，需要对${\overline{g}}_{3,0-11,1}$重新赋值，令其等于HARQ的coded bits。
第四个OS符号上，${\overline{g}}_{4,0-11,1}$已经是UL-SCH code bits，但是依旧会被HARQ coded bits重新赋值，${\overline{g}}_{4,0/2/4/6/8/10,1}$重新被赋值为HARQ的coded bits。

可以发现，在Step 1计算HARQ-ACK(<=2 bits)的资源；在Step 3-4计算CSI-part 2/UL-SCH的资源，以及对${\overline{g}}_{l,k,v}$赋值；在Step 5根据Step 1预留的资源，重新对${\overline{g}}_{l,k,v}$赋值，实现了对CSI-Part 2/UL-SCH的打孔操作。

Step 6

通过$l,k,v$三层变量循环，输出$g_t$。相当于按照$l,k,v$顺序对${\overline{g}}_{l,k,v}$依次读取，赋值给$g_t$。

Case 1& Case 2占据RE 示意图

Case 1：

Case 2:
简单说一下Case 2，Step 2是为了HARQ(>2 bits)的情况找到对应的RE，放置HARQ对应的coded bits。
在Step 2结束后，第三个/第四个OS符号的全部SC均用来放置HARQ-ACK， 第五个OS符号的第0/4/8个子载波用来放置HARQ-ACK，此时${\overline{M}}_{sc}^{UCI}(5)=9$，${\overline{\Phi }}_{sc}^{UCI}(5)$中包含第五个OS符号的第1/2/3/5/6/7/9/10/11个SC(分别对应了从第0个到第8个元素)。
在Step 3之前，CSI-Part 2还剩6 coded bits。利用Step 3的公式 $d=9\ast 2/6=3$,$m_{count}^{RE}=6/2=3$，因此取${\overline{\Phi }}_{sc}^{UCI}(5)$中的第0，3，6个元素，对应了第五个OS符号的第1/5/9个子载波。

可以看出，HARQ-ACK>2 bits的case不会影响已经放置好的CSI或者UL-SCH。

Notes

笔者写下这篇文章时，Rel-17已经接近尾声，只觉时光飞逝，物是人非。前行的路上总是错过了太多太多美好，只能把遗憾偷偷藏起，希望下一个Rel更精彩。