GB T 9469.6-1988 分散型过程控制系统用工业过程数据公路 媒体送取控制(MAC)子层.pdf

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1、中华人民共和国国家标准分散型过程控制系统用工业过程数据公路媒体送取控制(MAC)子层Process data highway ,type C(PROWAY C) , for distributed process control systems The medium access contr咀(MAC)sublayer UDC 681.32 : 621-503 GB 9469.6-88 本标准等效采用国际电工委员会标准IEC955(第2层第2层数据链路公路层鹅l层稠合层第0层用户l一一一一z一-一一-l一一!一1 PROWAY蛐控制子层1 I第4部分iBZZZZE-=| 管理!-一吨5部分|M

2、AL 脏体送取控制子层I I第6部分I-=-=-=-飞ZZZZZZ!-47部份I PHY I i 第1嘟分i第8部分| 物酿I I 一一一-I-J一-一一一一一一一一一一如部分-一-一-，一一一-一一一一一一镰体第9部分-一-一一一一一-一一一一一-一一一一一一一一一一一-图1与LAN模型的关系本标准适用于分散型过程控制系统用工业过程数据公路。2 MAC子层操作的非形式描述用于广播媒体的媒体送取控制子层的具体功能，包括对媒体送取顺序的管理、提供用于站的接纳和删除的手段(即调整逻辑环成员)以及处理故障恢复。这里所说的故障，是指那些由于通信出错或站失效而引起的故障。这些故障包括:a. 多重令牌;b

3、. 令牌丢失pc. 令牌传递失败pd聋站(即接收装置不能工作的站); 国家机械工业委员会1988-05-12批准1989-0个01实施GB 9469.6-88 e. 双重站地址。这个媒体送取协议应该允许和经得住多种同时发生的错误。在这种意义上来说，是健全的:下列基本的观测对于了解广播媒体上的令牌操作是很有用的:a. 各站井联地连接到媒体上。因此，当一个站发送时，它的信号被媒体上所有的站接收(或听到勺。其他站可以干扰头一个站的发送，但改变它的内容却是不可断定的;b. 当一个站进行发送时，就可以假设所有其它各站都听到了点什么(尽管不一定就是它所发送的内容); C. 当一个站接收到一个有效帧(有正确

4、的构成和定界，并包含一个正确的帧检验序列)时，就可以推断有某个站发送了这个帧，并且所有各站也因此昕到了点什么;d. 当一个站接收到非有效帧(即噪声)时，它可以不对媒体上其他各站昕到了些什么做出判断;e. 并非所有的站都需要参与令牌传递(只有那些期望启动发送的站才参与hf. 多重令牌和丢失令牌可以由任何站检出，不用专门的监控站来执行令牌恢复功能;g. 由于空间上的分离，各个站不能保证在任何时刻对系统状态都具有共同的感受(这里所阐述的媒体送取协议就考虑到这一点)。2.1 令牌环稳态操作稳态操作(已经建立逻辑环路并且不出现任何错误状况的网络状态)只要求当每个站完成发送后就把令牌发给一个特定的后继站(

5、参见GB9469.1一图2)。其他必要的和更困难的任务是建立逻辑环(在初始化或在出现灾难性错误的情况下重新建立时)和维护逻辑环(允许各站进入和脱离逻辅环而不致扰乱网络中的其他站)。发送权即令牌，在逻辑环上所有的站中间传递。每一个成员站都知道它的前一站(把令牌传递给它的那个站)的地址，并把它称为前一站或PS(PreviousStation);每一个成员站也知道它的下一站(令牌应该送往的那个站)的地址，并把它称为下一站或NS(NextStation)。每个成员站还知道它自身的地址，并把自身称为本站或TS(ThisStation)。这些前一站和下一站的地址由所描述的算法动态地确定和维护。下面介绍令牌

6、总线送取协议的主要组成部分和特点。注意:为了便于描述，假定所有的状态机相对于外部事件都只是瞬时的。2. ,. 1 时间片在描述送取操作时，时间片术语是指任何一个站为了得到另一个站的立即媒体送取级响应而需要等待的最大时间。在本标准第3.1.10条中将精确定义时间片。试图在网上进行发迭的站，必须事先知道时间片(以及各种站地址和一些其他的站管理参数)。如果网中所有的站不使用相同的时间片，则媒体送取协议就不能正确操作。在每一个站中设置这些参数的方法超出本标准的范围。2. ,. 2 令牌传递令牌(发送权是按照数字递减方式的站地址顺序从一个站传递到另一个站。当一个站昕到地址为它的令牌帧时，它就得到令牌且可

7、发送数据帧。当一个站得到令牌时，它可以通过发送一个要响应的请求数据帧(request-with-response)，而把它的发送权暂时传递给另一个站。当某站昕到地址为它的要响应的请求数据帧时，如果这个要响应的请求选件己实现，那它必须用一个响应数据帧作出响应。响应数据帧使发送权还回到那个发送要响应的请求数据帧的站。在每个站完成发送它可能具有的数据帧和完成其它的维护功能在第2.1.3条中描述)之后，该站就通过发送一个令牌MAC控制帧而将令牌传递给它的下一站。某站在发送令牌帧之后，要继续收听，以确信它的下一站昕到了令牌帧，且处于活动状态。如果发送站在令牌之后听到一个有效帧，那就假定它的下一站已经得到

8、令牌并且正在发送。如果令牌发送站在令牌传递之后没有昕到一个有效帧，那它就必须设法确定网络的状态。GB 9469. 6-88 如果令牌发送站听到的是噪声脉冲或一个带有不正确FCS的帧，那么就不能从惊地址宇段中断定哪一个站发送了这个帧。媒体送取协议处理这种情况的办法是，把该站引起严重错误的机会减到最小。如果昕到一串噪声脉冲，则令牌发送站设定一个内部指示器，并继续在检查令牌传递状态下再收昕四个时间片。如果不再听到什么，则该站假定它所昕到的是它自己的被指乱了的令牌，从而重新传递令牌。如果在随后的四个时间片内昕到了一点什么，则该站假定它的下一站已经得到令牌。如果令牌持有站在首次发送令牌后没有昕到有效帧，

9、那就重新进行一次令牌传递操作，执行与第一次尝试期间相同的监控工作。如果下一站在第二次的令牌帧之后仍然没有发迭，则发送站就认为它的下一站已经失效。它随即发出一个谁眼!陆(who-follows)，并在这个帧的数据宇段中放上它的下一站地址。所有站都把其上一站(即正常情况下把令牌传送给它们的那个站的地址与谁跟帧中数据宇段的值相比较。其上一站恰好是发送站的下一站的那个站，就用在置下一站帧(set-successor)中发送自己的地址来响应谁跟帧。这样，令牌持有站就建立起一个新的下一站，而那个失效站就被跨接到逻辑环以外去。如果发送站在谁眼帧之后没有昕到任何响应，那它就第二次发出该帧。如果仍然毫无响应，则

10、该站尝试用另一种策略来重建逻辑环。这时该站发出一个征求下一站2(solici t -seccess or-2)帧，并把它自己的地址既作为DA又作为SA，藉以询问系统中哪一站来响应它。任何一个昕到这一请求并且需要加入这个逻辑环的可供使用的站都作出响应，并用下面所讨论的响应窗口过程重建逻辑环。如果所有征求下一站的尝试均告失败，则该站认为一定是发生了故障z或者是所有其他站都发生故障、所有各站都已脱离逻辑环、媒体断开p或者是这个站本身的接收部分发生了故障，从而它收不到其他站对其请求所作出的响应。在这些情况下，该站就放弃维护逻辑环的尝试。如果该站有数据要发送，则就发出它剩下的数据帧，然后重复令牌传递过程

11、。一旦该站发完这些帧后，仍然不能找到下一站，则它转为寂静，等待其他站的传输。总之，通常是用短的令牌帧将令牌从一站传递到另一站。如果一个站未能得到该令牌，则发送站使用一系列恢复过程，随着发送站反复地找不到下一站，该过程就变得越来越激烈。2.3 令牌环添加新的站新的站通过使用响应窗口的受控争用过程加入到逻辑环中去。响应窗口是发送MAC控制帧之后的一个受控的时间间隔(它等于一个时间片)，在此时间间隔里，发送该帧的站暂停而收听响应。如果它在该响应窗口期间听到了传输开始，则该站就继续收昕这一传输过程，即使是在该响应窗口时间终止以后也是如此，直到传输完成。因此，响应窗口定义为这样的时间间隔，在此期间一个站

12、必须听到来自另一个站的响应开始。征求下一站1和征求下一站2这两种类型的帧给那些希望进入逻辑环的站打开响应窗口。征求下一站帧规定了帧的源地址与目的地址之间的站地址范围。其地址属于这个范围之内并且希望进入逻辑环的那些站，对该帧作出响应。征求下一站帧的发送站发送该楠，然后等待，在紧眼该帧后的响应窗口内收听响应。而响应站则将请求进入逻辑环的置下一站帧发送给征求下一站帧的发送站。如果后者听到一个有效请求，则它把下一站地址改成新的并传递令牌给新的下一站，从而让新站进入逻辑环。在任何响应窗口内，都存在着多个站同时期望进入逻辑环的可能性。在这种情况发生时为了把争用减到最小，令牌传递序列是受限制的，它要求只有那

13、些地址符合窗口打开范围的站方可请求进入。有两种征求下一站帧。征求下一站1帧有一个响应窗口跟随其后。征求下一站2帧有两个响应窗口。当本站的下一站地址低于本站地址时发送征求下一站1帧。正常情况是从高地址站往低地址站传递令牌。征求下一站1帧只允许地址在令牌发送站与令牌目的站之间的那些站响应，以此限制可能出现的争用者，维持逻辑环的递减顺序。确切地说，在逻辑环中其地址低于它下一站的只有一个站，也就是说，这是唯一具有最低地址的站，它必须把令牌传递给按地址定序的逻辑环顶。当征求下一站时，本站必须打开两个响应窗口，一个用GB 9469.6-88 于地址低于本站的那些站，另一个用于地址高于下一站地址的那些站。在

14、打开响应窗口时具有最低地址的站发送征求下一站2帧。地址低于发送站的站在第一个响应窗口响应;而地址高于发送站下一站的那些站在第二个响应窗口响应。在任何响应窗口内，当征求站收到一个有效的置下一站帧时，它就找到了一个新的下一站。当多个站同时响应时，在响应周期中只能听到不可识别的噪声。征求站于是就发送一个解决争用(resolve-contention)肉，以通过仲裁算法来确定一单个响应站。对前一征求下一站帧作出响应的并且还未被解决响应站的迭代算法所消除的那些站，从其站地址中选择一个两位值，收听0、1、2或者3个时间中，它是由收听延迟值决定收昕延迟值问题在后面作进一步描述)。在收昕时，如果这些争用站昕到

15、了些什么(即，不寂静)，则它们从仲裁序列中消除。如果它们什么也没收到，则继续响应来自征求站的再一次解决争用的请求。注意:借助于了解和控制响应窗口打开的频率，并根据响应解决算法的限定长度，送取延迟的确实界限总是能够算出的(定数论)。解决响应循环最多需要9次(16/2+1，对16位地址每次取两位，再加上一对随机位)。2.1.3.1 令牌轮转时间的限制用于环维护的最大令牌轮转时间是用环维护计时器来建立的，这类似于为不同的数据传输送取级别而建立的各种轮转时间，如本标准第2.1.5条所述。如果令牌表现出好象轮转得比环维护计时器所建立的时间慢，则站推迟征求下一站的过程，直到以后的一次令牌传递。当网络在下一

16、次或随后的一次令牌传递过程中负担不太重时，该站就执行征求新的下一站的环维护功能。环维护计时器使站管理得以控制该站在进入令牌环时是立即征求下一站还是推迟一个令牌传递周期。当该站进入环时，就把环维护初始值置到环维护计时器中。假如这个值较大，则本站不会发现该定时器到时，就会立即征求下一站。如果这个值为零，则本站将发现该定时器到时，就会传递令牌。当执行优先控制的站获得令牌时，它为四种送取级别数据队列提供服务，然后执行环维护。如果内部征求计数值(inter-solicit-count)为零，则本站应该征求下一站。这时，若环维护令牌轮转计时器尚未到时，则选取一定征求下一站的过程。如果该计时器已经计满，或者

17、内部征求计数值还不为零，则选取一定传递令牌的过程，令牌就真正传递过去了。不执行优先控制的站直接从送取级别6服务转到环维护。2. 1. 3.2 环成员的用户通知对PROWAY用户来说，获得一张在本逻辑令牌环中处于活动状态的其他站的表格是必需的。这种现用情况表的建立由GB9469.10第2章所描述的站管理来完成。每当一个站改变它在逻辑环中下一站，该站本身的站管理实体都将得到通知。然后这个站管理实体读出新的下一站地址(NS)，并在适当的时候通知其他各站。2. 1. 4 令牌环初始化初始化实质上是添加新站的一特例;它是由一个站里的不活动计时器(总线空闲)到时来触发的。如果该不活动计时器到时，则该站就送

18、出发布令牌帧。象响应窗口算法一样，初始化算法假定在给定的瞬间，可能有一个以上的站试图对网络进行初始化。这种情况是通过对这些初始化站按地址排序来解决的。每个潜在的初始化站发送一个发布令牌帧，该帧信息宇段长度是系统时间片的整数倍(根据所选择的站地址位，倍数可以为0、2、4或的。然后每个初始化站为它自己的发送和选择同样帧长度的其它站的传递等待一个时间片。接着，该站就抽查媒体状态。如果一个站没有检测到寂静，官就知道其他一些站发送了更长的信息。于是该站就服从那些有更长的传输操作的站，并重新进入空闲状态。如果试图初始化的站检测到寂静，且地址串中还有一些未使用的位，则它利用其地址中下面两位算出下一个发送帧的

19、长度，并重复这个过程。如果所有各位都已用完，仍然检测到寂静，则该站取得了初始化竞争的成功，就此拥有了令牌。GB 9469.6-88 一旦网中有了一个独一无二的令牌，就通过前述的响应窗口过程来建立逻辑环。注意:在地址排序算法结束时，使用了一对随机的二进制位，以保证具有相同地址的两个站(这是一种故障情况)不会使整个系统永久失效。如果这两个站没有区分开(随机选择相同)，则它们两者都试图形成逻辑环，而它们中间最多只有个会成功。如果它们真的区分开(随机选择不同)，则其中的一个站得以进入e在后种情况F未进入的那个站将会收到来自有相同地址的那个站发迭，从而发现错误情况。2.1.5 离开令牌环一个站可以用下述

20、方法在任何时候从逻辑环中消去它自身，那就是先等到令牌，然后用它的下一站地址发送一个置下一站帧给逻辑环上它的上一站。要退出的站象平常一样将令牌发送给它的下一站。重新加入逻辑环需要按本标准第2.1.3条2.1.4条中所描述的两种顺序之一进行。2.1.6 优先权令牌传递送取方法提供一种优先权机构，它为等待发送的较高层数据帧分配不同的服务级别(service class) ，并按照它们所期望的发送优先权分成等级或安排次序。该优先权机构允许MAC子层为PLC子层和更高层协议提供四个服务级别。每个帧的优先权由给MAC的请求命令所指定的优先权决定。令牌总线送取方法仅区分四级优先权，称为送取级别。因此共有四个

21、请求队列来存放尚未发迭的帧。送取级别取名为0、2、4和6，其中6的优先权最高，0的优先权最低。MAC将PLC子层请求的优先级的两个最高有效位变换成一个两位的优先权值，该优先级包含在帧格式字段中。然后通过忽略优先权宇段的最低有效位零而将优先权值变换成MAC送取级别。因此服.务级别1和0对应送取级别0，服务级别2和3对应送取级别2，服务级别4和5对应送取级别4，而服务级别6和7则对应迭取级别60任何不采用优先权特性的站，都使用送取级别6(最高级优先权)来发送每一个数据帧。在送给MAC的请求中的服务级别值仍然放在FC八位位组里。对于所有的站，管理这些最高级优先权帧的法则是，一个站连续发送帧不可超过由

22、站管理设置的某个最大时间。这个时间称为最高级优先权令牌保持时间(hi-pri-token-hold-time)，用于防生任一站独占网络。如果一个站所要发迭的送取级别6的数据帧超过它在一个最高级优先权令牌保持时间周期内所能发迭的帧数量，那么在该时间终止后，就禁止发送更多的帧，但重发除外，该站接着完成任何所需的重发，而后必须传递令牌。一个站在传递令牌之前，必须完成全部重发工作，以防止产生重复帧。例如，远程站能够正确地接收个帧，而确认(ACK)帧却可能丢失，如果本地站没有重发和收到确认就结束传输，则远程站就会接收和处理一个本地站认为已经丢失的帧。在下一周令牌轮转时，本地站很可能重做原来的发迭，这样就

23、会产生一个重复的帧。有关丢失和重复帧的更完整讨论见GB9469.4附录Ao当一个采用可选的优先权特性的站有一些较低送取级别的帧要发迭，井有时间可用时，则它可以只按照这些段落中所描述的优先权系统法则来发送这些帧。优先权系统的目的是把网络带宽分配给优先权较高的帧，而只当有足够的带宽时才发送较底优先权的帧。网络带宽是由令牌在逻辑环上轮转的定时来分配的。每个送取级另IJ分得一定的目标令牌轮转时间。对于每个送取级别，站都要测量它所取得的令牌在逻辑环上轮转的时间。如果令牌在少于目标轮转时间内回到A个站，那么该站就可以发送那个送取级别的帧，直到目标轮转时间到时。如果令牌在目标轮转时间到时后回来，则该站就不能

24、在这次令牌传递中发送该优先权的帧。采用可选优先权方案的每个站都有三个轮转计时器，三个较低的送取级别各占一个。每个送取级别都有一个要发送帧的队列。当一个站接收到令牌时，它首先为最高级送取级别队列服务，并用最高优先权帧令牌保持时间来控制它的操作。当发送完最高优先权帧之后，该站开始从较高到较低的送取级别为它们的轮转计时器和队列服务。GB 9469.6-88 每个送取级别相当于一千虚拟子站，令牌在内部从最高送取级别向下通过所有的送取级别以后传到下站去。送取级别服务算法是，把令牌轮转计时器的剩余值装入令牌保持计时器(token-hold-timer)中，然后把该送取级别的目标轮转时间重新装入到同一个轮转

25、f时器中(因此，由个站所发送的某个送取级别帧，在该送取级别的下一个令牌轮转时间计算时被计入)。如果令牌保持计时器有剩余的值为正，该站就能发送那个送取级别的帧，直到令牌保持计时器到时，或者该送取级别的队列为零时为止，无论发生了哪一种情况，这个站就开始为下一个较低的送取级别服务。就一切情况而论，这个站在转到下一个较低送取级别之前要完成任何所需的重发。在服务完最低送取级别后，本站就执行任何所需的逻辑环维护操作，然后将令牌传送给它的下站。2.7 MAC证实的数据传送服务立即响应CImmediate response)过程连同恰当的PLC过程，提供证实的数据交换，当较高层实体请求证实的数据传输时，PLC

26、实体用要响应的请求帧类型发送MA-DAT A. request给本地MAC实体。当本地MAC实体获得令牌时，它发送要响应的请求帧，然后等待响应帧。如果计时器汁满时还没有收到有效响应，则本地MAC实体将发送原来的帧。如此重复，直到收到响应或者用完允许的重发次数为止。当远程(响应的)MAC实体收到要响应的请求帧时，就把该帧传递给远程的PLC实体。远程PLC实体产生相应的响应，并指示给远程MAC实体将该响应帧立即发送给要响应的请求帧的源站(即本地站)。当本地(源发的)MAC实体收到响应帧或重发次数用完时，它将该帧(如果存在的话)与目前正被处理的要响应的请求帧相联系，并通知源PLC实体，它的初始请求已

27、经完成。要响应的请求过程的重发机构以任选的可靠程度(由最大重发次数极限值决定)防止帧丢失。但是，由于在没有收到响应帧时本地站重复发送要响应的请求帧，这就使得远程站有可能重复地接收初始的要响应的请求帧。远程PLC实体使用GB9469.4第3章给出的过程来消除重复帧。GB9469.4附录A给出引起帧丢失和重复的原因及其防止方法的更完整的解释。本地(源发的)MAC每次从事一个要响应的请求活动。该请求的所有重发和超时处理均在本地MAC处理另一个请求或传递令牌之前完成。2. 1- 8 随机变量媒体送取协议所用的几个变量有两位随机值。某些这样的随机变量是用来在一定条件下改善错误恢复率的。最大内部征求计数值

28、的随机化，使工作站在打开响应窗口时操作不合拍，以便均衡负载。2.2 送取控制机(ACM)的状态这里把一个站里的媒体送取逻辑描述成一个计算的机器，它顺序地经过几个不同的阶段，称为状态。这些状态在下面各段介绍。这些状态和它们之间的转换在图2中说明(其中虚线把状态分成几个功能区)。本标准第4章包括了一个完整的状态转换表，它提供了令牌传递总线送取机的形式描述。GB 9469.6-88 进入、飞10 、胃-传递飞-_图2MAC有限状态机图0脱线;1 空闲;2要求入环;3要求延迟;4 -发布令牌;5使用令牌川等待IFM响应;7 检查送取级别;8传递令牌;9-检查令牌传递;10等待响应2.2.1 脱线(of

29、f-line)脱线是送取机在电源合上或在MAC子层检测到某些故障条件之后立即进入的状态。电源合上后，该站就测试它本身及其与媒体的连接，而并不在媒体上传输。这种内部的自测试是不依赖于站的实现的，并且不影响网络上的其他站。因此，自测试过程不属于本标准的范围。在完成加电过程之后，该站处于脱线状态，直到它完成了所有必需的内部参数的初始化且接到了变成在线(on-line)状态的指示。2.2.2 空闲(ldle)空闲状态是该站只从媒体上收昕而不进行发送时所处的状态。如果该站接收到必须采取行动的MAC控制帧，则进入到适当的状态。例如，如果该站收到地址为该站的令牌帧，则就进入使用令牌状态。如果该站经过很长时间

30、(规定的时间片整数倍)没有收到媒体上有任何活动，则它可以推断出有必要恢复逻辑环。该站就试图发布令牌(进入发布令牌状态)并(重新初始化逻辑环。2.2.3 要求入环(demandin) 如果一个期望进入逻辑环的站收到一个包含该站地址范围的征求下一站帧时，则它就从空闲状态进入要求入环状态。(在本标准第2.1.3条所讨论的争用解决过程中，由要求延迟状态也会进入要求入环状态)。在要求入环状态，争用站向令牌持有站发送斗个班下一站帧，然后进入要求延迟状态以等待响应。如果一个站打算在第一个响应窗口响应个征求下一站帧或谁跟帧，则它就无延迟地从空闲状态进入要求入环状态，同时立即发送挂下一站的响应，然后进入要求延迟

31、状态。如果在一帧之后，该站打算在第二个响应窗口响应，或该站正参与争用解决过程，那么它就要在要求入环状态中延迟以后才发送置下一站帧。在要求入环状态中延迟期间，如果该站昕到任何发迭，那么它就应该假定另一个具有更高地址编号的站正在申请令牌，因而它自己就必须返回空闲状态。2.2.4 要求延迟(demanddelay) 要求延迟是该站在要求入环状态下发送了眈下_.-站帧之后所进入的状态，在要求延迟状态，-个站可期望听到za. 来自令牌持有站的一个令牌，表明听到了它的W:-F一站帧;GB 9469.6-88 b. 来自令牌持有站的一个解决争用帧，表明所有还在要求进入逻辑环的站应该执行争用解决过程的另一步骤

32、;或者c. 来自其他站的置下一站帧，本站对此不予理睬。如果该站什么也没收到，或者听到的是不同于上述情况的帧，则它就必须离开要求延迟状态。然后该站放弃要求令牌，并返回空闲状态。在上述第一种情况下，令牌持有站已听到了要求站并且已交出令牌。争用解决过程结束。要求站收到令牌就进入使用令牌状态并且开始发送。在上述第二种情况下，令牌持有站昕到了多个要求令牌站的响应，因此发出一个解决争用帧。当前处于要求延迟状态的所有各站都对该帧作出响应。这些响应站首先设定一个延迟周期，然后返回到要求入环状态，且在那个状态下收听其他争用站。如果在延迟周期到时之前没有昕到其他竞争者，那么该站就发出另一个置下一站帧给令牌持有站。

33、多个站争用令牌的解决办法是，每个站发送另一个置下一站帧之前都延迟一段时间间隔。这个延迟间隔是用该站独有的地址来选择的，每次取用其中的两位来确定延迟的间隔。第一次解决过程使用地址的两个最高有效位;下一次使用下面的两个地址位;以此类推。这样一来，当一个站进入要求入环状态后，在发送之前，它将要延迟0、1、2、或3个时间片。当多个站请求进入逻辑环时，期望的结果是令牌持在站把令牌传递给具有最高编址的站。为了从多个竞争站中选择具有最高编址的竟争站，采用站地址的反码来确定在要求入环状态下的延迟。这样一来，地址数值较高的站比较低的站延迟较短的时间间隔，因而较早地发迭出它们的置下一站帧。地址较低的站昕到地址较高

34、的站的发送之后，就从争用过程中退出。如果两个竞争站所选用的两位地址值相同，则它们延迟相同的时间，并且大体上同时进行发迭。如果令牌持有站昕到多个响应但却没有昕到来自任一站的一个有效的置下一站帧，则它就发送另一个解决争用帧，开始争用解决过程的另一个步骤。对于16位地址，争用解决过程最多可能需要进行9次循外(16/2十1).每次循环步骤为:a. 所有剩下的要求站都向令牌持有站发送置下一站帧;b. 它们都收昕令牌持有站的响应，而对其他的置下一站帧不予理睬;c. 它们都昕到来自令牌持有站的一个解决争用帧;d. 它们都根据自己地址的下面两位来延迟一定数量的时间片ze. 如果在延迟期间听到其它帧，则它们就退

35、出竟争。争用解决过程应该使令牌持有站昕到具有最高地址的竟争站，并使该站得到令牌。然而，如果两个站被错误地分配了相同的地址，则它们会经过相同的延迟而顺序通过争用过程，使争用得不到解决。为了在这种错误情况下得到最终解决，若在所有的站地址位都已用过之后而争用仍然未解决，则采用两位随机数来进行最后一次解决过程。如果两个站选择相同的随机值或解决过程中出现另外的错误而妨碍了争用的解决，则令牌持有站和争用站均放弃该争用过程，直到下一个响应窗口打开。这样一来，具有相同地址并且始终选择相同随机数值的两个站就可能永远不能进入逻辑环。2.2.5 发布令牌(claimtoken) 当一个站的不活动计时器到时(并且该站

36、希望进入逻辑环)时，它就从空闲状态进入到发布令牌状态。在这个状态中，该站试图通过发布令牌帧来初始化或重新初始化逻辑环。为了解决多个站同时发送发布令牌帧，每个站在发送发布令牌帧之后都延迟一个时间片，然后如同前面所描述的那样监昕媒体。如果在延迟之后总线是平静的，则该站就发送另一个发布令牌帧。如果一个站发送了最大次数的发布令牌帧而未听到其它站的发送，则该站就成功地宣称令牌已归其所有，并进入使用令牌状态(其中最大次数是站地址位数的一半再加1.因为这些地址位是成对使用的。)2.2.6 使用令牌(usetoken) GB 9469.6-88 使用令牌是该站在刚收到了或发布了令牌之后所进入的状态。这是一个可

37、以发送数据帧的状态。在刚收到或发布令牌之后一侠进入该状态，该站就启动令牌保持计时器，该计时器限制一个站在交出令牌之前只能有多民时间来发送非重发帧，最初装入到令牌保持计时器的值称为最高优先权的令牌保持时间，它是一个由系统强行设置的参数。在每个数据帧发出之后，ACM就进入等待IFM响应状态。一旦满足了上一次发送的帧的证实要求，它就马上返回到使用令牌状态。当一个站的令牌保持计时器到时并且所有需要的重发都已开始，以及任何正在进行中的传送都已完成，或者当该站没有数据要传送时，它就进入检查送取级别状态。当一个站发出数据帧时，它就将响应窗口计时器设置为3个时间片，然后进入等待IFM响应状态。2.2.7 等待

38、IFM响应(awaitIFM response) 当发出了4个数据帧后就进入等待响应IFM状态。ACM可以等待接口机(IFM)发接受了个响应的信号。如果在使用令牌状态下发出的帧是一个不要响应的请求帧，则不能期望有任何响应。为了检查是否有另A帧或保持计时器是否超时，就重新进入使用令牌状态。如果发出的帧是一个要响应的请求帧，则该站在等待IFM响应状态，待待下述事件之一:a. 一个地址指向请求站的响应帧;b. 任何其他的有效帧;C. 超时。如果听到了地址指向请求站的响应帧，就重新进入使用令牌状态，以检查是否有另一帧或保持计时器是否超时(正如对地址指向该站的所有其他数据帧之后所做的那样，IFM把该响应

39、帧传递给PLC实体。IFM还把该响应帧与刚刚在前面发送的要响应的请求帧相联系)。如果昕到任何其他的有效帧，那么就是发生了错误。该站返回到空闲状态并处理收到的帧。如果在听到一个有效帧之前发生超时，则该站就重复发送要响应的请求数据帧。如果该站垂复发送该帧的次数达到最大重发次数极限(由站管理建立的参数)，则它就放弃请求，并由IFM通知PLC实体没有收到对该帧的响应。然后进入使用令牌状态，以检查是否有另一帧或令牌保持计时器是否超时。2.2.8 检查送取级别(checkacces罚class)检查送取级别对不同送取级别帧的发送进行控制。如果优先权选件没有实现.则所有的帧都认为打高的优先权，检查送取级别状

40、态仅用f控制进入传递令牌状态。如果实现了优先权选件，则个站在传递令牌之前.可以发送送取级别较低的数据|帧。除了最l:1j绞刑，每一送取级别都有-个目标令牌轮转时间。当个站持有令牌，而开始发送某个送取级别的帧lIJ.;主个级别的目标轮转汁时器中剩下的时间装入令牌保持叶时器，该站返回到使用令牌状态。与此同时.U标轮转计时器又重新装入它的初始值。这样一来，对于每个送取级别.该站在使用令牌状态和l检查送取级别状态之间交普转换。如果有时间可用，则就在使用令牌状态发送数据帧。当最低优先权的送取级别检奇完成了之后，该到i恍若子进行传递令牌过程，如下所述:个站完成f发送数据帧，它必须进入令牌传递状态。有三种情

41、况可能出现:a. 麦生占知道它的l主干站，就仅仅把令牌传递给它.自己进入检夜令牌传递状态;b. 亥站知道它的下一站，然而必须首先检查是再有新站希)进入逻辑环。该站发送个征求1一站|帧，然后进入等待响应状态;c. i亥站不知道它的F一站(在初始化之后以及在出错情况1-发生过种情况)。该站就发jJi11E ,R f -l占Ip负，为系统中所有的站打开响应钩门，自己，世入等待日ljJ月状怠。2.2.9 传递令牌(passtoken) 传递令牌是-个站i式同把令牌传通给它的f. Y( H忖斤进入的状态。GB 9469.6-88 在传递令牌之前，当该站的内部征求计数值为零而它的环维护计时器还有时间时，它

42、允许新的站进入逻辑环。令牌持有站是用相应的发送一个征求下一站l或征求下一站2帧来实现的，然后进入等待响应状态(本操作的细节见响应窗口的描述)。继征求任何新的下一站之后，如果该下一站(NS)地址是知道的，该站就简单地执行一个简单的令牌传递操作(本操作的细节见令牌传递的描述)。如果下一站响应，并听到个有效帧，令牌持有站就完成了它传递令牌的责任。如果NS是未知的，则令牌持有站就发送一个征求下一站2帧给它自己。该帧有两个响应窗口，并且有相同的源地址和目的地址，这就迫使网络上所有希望进入逻辑环的站(无论它们以前是否在环中)都作出响应。地址低于令牌持有站的那些站在第一个响应窗口发送;地址高于该站的在第二个

43、响应窗口发迭。该站监视响应窗口，等待着来自潜在的下一站的置下一站帧，这正如对于令牌的传递那样。如果收不到任何响应，该站就停止维护逻辑环的尝试。并收听任何其它站的发送(本操作的细节见有关令牌传递的描述)。2.2.10 检查令牌传递(checktoken pass) 检查令牌传递是一个站在等待刚刚向其传递令牌的那个站的反应时所处的状态。令牌发出站为令牌接收站的发送等待一个时间片。这一个时间片的延迟是考虑到接收站在收到一帧后作出响应的延迟。如果在响应窗口期间开始听到一个有效帧，那么该站就认为令牌传递是成功的。它把该帧当作在空闲状态下接收到的帧一样处理。如果在一个时间片里没有收到信息，则发出令牌的站就

44、认为令牌传递不成功。而返回到令牌传递状态，或者重复传递令牌或者尝试另一种策略。如果听到的是喋声或一个无效帧，则令牌发出站将继续收听其他发送，其细节如在本标准第2.2.8条中所描述的那样。2.2.11 等待响应(awaitresponse) 在等待响应状态，该站试图通过一种分布式争用解决算法来顺序地处理那些候选的下一站，直到成功地收到它们的置下一站帧之一，或者到没有下一站出现时为止。每当这个站决定打开响应窗口，或者当该站不知道它的下一站(诸如初始化时或者令牌传递失败)时，它总是从令牌传递状态进入到等待响应状态。在等待响应状态，该站等候若干个响应窗口时间。如果在打开的窗口期间什么也没有收到，它就进

45、入令牌传递状态，或者把令牌传递给已知的下一站或者尝试个不同的令牌传递策略。如果收到了一个置下一站帧，该站就等待响应窗口的剩余时间过去，然后进入令牌传递状态，把令牌发给新的下一站。如果收到的不是置下一站帧，那么该站就放弃令牌，重新进入空闲状态(因为此时别的一个站必定也有令牌，使能发生任何其他类型的帧，这是双重令牌情况)。如果在响应窗口期间收到的是噪声，则该站就通过下述过程进行循环:发生解决争用帧，每次打开4个响应窗口，等待一个在某个响应窗口内开始的可分辨的响应。这个循环最多重复最大传递计数次数，每次指示争用站选择它们地址中一组不同的两位，来决定从4个响应窗口的哪一个进行发迭。3 MAC子层的定义

46、和要求本章规定了在本标准第4章和5章中没有说明的MAC子层操作和机构所必须具备的各个方面。为了与本标准致，本章的所有规范都是需要的。3.1 MAC定义下面定义了受本规范约束的关键MAC参数。GB 9469.6-88 3. 1. 1 立即响应立即响应定义为立即发送对一个收到的帧的响应。这里假定没有别的发送或作用的干预。3.1.2 MAC符号MAC符号定义为在MAC子层实体之间交换信息的最小单位。6个MAC符号给在表l中。表1名称缩写零(zero)。查(one)非数据Cnon-data)N 填充空闲(pad-idle)P 寂静(silence)S 坏信号(bad-signal)B 在提到二进制的0

47、和l数据位的地方，它们分别以MAC符号的zero和one来发送和接收。3.1.3 MAC符号时间MAC符号时间是指用来发出一-单个MAC符号所需要的时间。这是LAN数据速率的倒数。标称数据速率标称MAC符号时间1Mbit/s l/JS 3.1.4 八位位组时间所谓八位位组时间政该理解为对应发送8个MAC符号所要求的时间间隔。3.1.5 PHY符号物理层符号(PHY符号)对应于加在物理媒体上的波形。对于PHY符号的定义见GB9469.8第6.2条。3. 1. 6 传输通路延迟传输通路延迟是指从发送器到接收器贯穿物理媒体进行传输所经受的最坏情况的延迟。下面公式是传输通路延迟的一般定义:传输通路延迟

48、=物理媒体最坏情况的延迟注意:参见GB9469.9第6章中关于传输通路延迟的详尽讨论。3.1.7 MAC站延迟MAC站延迟是指，当帧是MAC帧或者是不要响应的请求数据帧时，从接收站的物理媒体接口收到对应于收到的ED的最后一个MAC符号的PHY符号起，到该站的发送器将第一个立即响应的PHY符号加到物理媒体上所用的时间。3.1.8 PLC站延迟PLC站延迟是指，当帧是要响应的请求数据帧时，从接收站的物理媒体接口收到对应于收到的ED的最后一个MAC符号的PHY符号起，到该站的发送器将第个立即响应的PHY符号加到物理媒体上所用的时间。PLC站延迟小于等于2个八位位组时间。3.1.9 安全裕度安全裕度是

49、指不小于一个MAC符号时间的时间间隔。安全裕度大于等于MAC符号时间。3.1.10 时间片时间片是一个站等待另一-个站作出立即响应所需要的最大时间。时间片是以八位位组时间来测量，它的定义为:GB 9469.6-88 时间片=INTEGER(2赘(传输通路延迟+MAC站延迟)+安全裕度)/MAC符号时间+7)/8)3. ,. 响应时间响应时间是一个站等待另一个站的响应帧所需要的最大时间。响应时间定义如下:响应时间=时间片十2个八位位组时间响应时间确定MAC可以在状态6(等待IFM响应)中度过的最大时间量，如图2所示。3.2 响应窗口响应窗口是一个基本的时间间隔，MAC协议允许它跟在某些MAC控制帧之后，供另一站作出立即响应用。该时间间隔为一个时间片长:响应窗口时间=时间片如果一个正在等待响应的站，在一个响应窗口期间听到一个发送的开始，那么至少在这个收到的发送结束之前，该站不能再次发迭。3.13 最大重发极