【国家标准(GB)】 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

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 bighway,type C(PROWAY C),For distribuied process control systemsThe medium access control(MAC) sublayerUDC:681.32
:621-503
GB9469.6-88
本标推等效采用国际电工委员会标准IEC955《分散型过程控制系统用工业过程数据公路》。1主题内容与适用范需
本标推规定了ISO参考模型数教据链路（公路）层的媒体送取控制子层，本部分与GB9469其他部分以及与LAN规范的关系如图1所小。>第2层
第2层
数据路公略层
第）层
竭合原
PROWAY魅路控制子层
攀体送取控制子层
物理层
图1与I.AN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。2MAC子层操作的非形式描述
第10分
【第4部分
第 6解分
第日韶分
第9部分
第3部分
第5部分
第7部分
第日部分
用于广播媒体的媒体送敢控制子层的具体功能，包括对媒体送取顺序的營理、提供用于站的接纳和删除的手段（即调整逻辑坏成员)以及处埋故障恢复。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放障。这些放障包括：a。多重令牌；
b，令牌丢失！
c.令牌传递失败；
e.双重站地址，
GB 9469. 6-88
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。在这种意义工乘说，是健全的：下列本的观测对于了解广播媒体上的令牌操作是很有用的：a.各站并联地连接到媒体上。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”）。其他站可以干抚头·个站的发送，但改变它的内容却是不断定的；b。当·个站进行发送时，就可以慢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）
当一个站接收到一个有效帧（有正确的构成和定界，并包含一个正确的顿检验序列)时，就可以推断有某个站发送了这个顿，并且所有各站也因此听到了点什么；d当一个站接收到非有效愤（即噪声)时，它可以不对媒体上其他各站听到了些么做出判渐c，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）；f、多重令牌和丢尖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其同的感受（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：个特定的后继站（参见GB9469.1一图2）。其他必要的利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辑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-个成员站都知道它的前站（把令牌传给它的那个站）的地址，并把它称为前一站或Ps(Previaus Statian）每一个成员站也知遭它的下一站（令牌应该送往的那个站）的地址，并把它称为下-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(ThigStatian)。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。
下面介绍令牌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。2.1.1时间片
在述送取操作时，“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条巾将精确定义时问片。试图在网上进行发送的站，必须事先知道时间片（以及各种站地址和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：个站中设置这些参数的方法超山本标准的范围。
21.2冷牌传递
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。当一个站听到地证为它的令牌顿时，它就“得到令牌”且可发送数据懒。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顺（request-with-response），而把它的发送权替时传递给另一个站，当某站听到地址为它的要响应的请求数据顿时，如果这个要啊应的请求选件已实现：那它必须用一个响应数据顿作出响应。响应数据愤使发送权还回到那个发送要响应的请求数据顿的站。在每个站完成发送它可能具有的数据恢和完成其它的维护功能（在第2.1.3条巾描述）之后，该站就通过发送一个“令牌”MAC控制恢而将令牌传递给它的下一站。wwW.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，那么就不能从源地证字段中断定哪--个站发送了这个懒。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。如果听到一串噪声脉冲，则令牌发送站设定一一个内部指示器，并继续在检查令碑传递状态下再收听四个时间片。如果不再听到什么，则该站假定它所听到的是它自已的被摘乱了的令牌，从而重新传递令牌。如果在随后的四个时间片内听到了一点什么，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启后没有听到有效慎，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慎之后仍然没有发送，则发送站就认为它的下一站已经失效。它随即发出个谁眼懒（who-follaws），并在这个顿的数据字段中放上它的下一站地址。所有站都把其[一站（即正常情况下把令牌传送给宅们的那个站>的地址与谁跟顿中数据字段的值相比较，其上一站恰好是发送站的下站的那个站，就用在置下一站顿（sct-successor）中发送自已的地址来响应谁跟颠。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。如果发送站在谁跟顿之后没有听到任何响应，那它就第二次发出该恢。如果仍然毫无嘲应，则该站尝试用另-种策略来重建逻辑环。这时该站发出一个征求下--站2(solicit-secces8or-2)慎，并把它白已的地址既作为DA又作为SA，以询问系统中哪-站来响应它。任何一个听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：或者是所有其他站都发生故障，所有各站都已脱离翌辑环、媒体断开，或者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，则就发出它剩下的教据顿，然后重复令牌传递过程。“且该站发完这些顿后.仍然不能找到下一站，则它转为救静，等待其他站的传输。
总之，通常是用短的令牌愤将令牌从一站传递到另站。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。2.1.3令牌环添加新的站
新的站通过使用“响应密口”的受控争用过程加入到逻辑环中去。响应窗口是发送MAC控制赖之后的一个受控的时间间隔（它于一个时间片），布此时间间隔里，发送该懒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，则该站就继续收听这传输过程，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闻隔，在此期间个站必须听到来自另个站的响应开始。
征求下一站1和征求下一站2这两种类型的恢给那些希辈进入逻辑环的站打元响应窗口。征求下站帧规定了慎的源地址与目的地址之问的站地址范围。其地址属于这个范围之内并互希望进入逻辑环的那些站，对该顿作出响应，征求下一站懒的发送站发送该，然后等待，在紧跟该顿后的响应窗内收听响应，而响应站则将请求进入题辑环的置下一站愤发送给征求下一站顿的发送站。如果后者听到一有效请求，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-站懒。征求下一站1顺有一个响应窗口跟随其后。征求下一站2顿有两个响应窗！。些本站的下站地址低于本站地址时发送征求下一站1顿。正常情况是从高地此站往低地址站传递令牌。征求下一站1懒只允许地址在令牌发送站与令牌日的站之问的那些站响应，以此限制可能山现的争用者，维持逻辑环的递减顺序。WGB 9469-688
于地址低丁本站的那些站，另个用于地址高于下一站地址的那些站。在打开响应窗口时畏有最低地址的站发送征求下一站2顿。地址低十发送站的站在第一个响应窗口响应；而地址高丁发送站下一站的那些站在第二个响应窗Ⅱ响应。
在任何响应窗口内，当征求站收到个有效的置下一站顿时，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识别的噪声。征求站于是就发送一个解决争用（resolve-contentinn)懒，以通过仲裁算法来确定一单个响应站。对前-征求下一站愤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3个时间中，它是由收听延迟俏决定（收听延退值间题在后面作进一步描述）。在收听时，如果这些争用站听到了些什么（即，不静），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）。解决响应循环最多髂要9次（16/2十1，对16位地址每次取两位，再加上对“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问是用环维护计时器米建立的，这类似于为不同的数据传输送取级别而霆立的和轮转时间，如本标推第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就的时间慢，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※即征求下一站还是推退一个令牌传递周期，当该站进人环时，就把环维护初始值暑到环维护计时器中。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。如果这个俏为零，则木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刻提供服，然后执行环维护。如果内部征求计数值（inter-solicit-count）为，则本站应该征求下一站。这时，若环维护令牌轮转计时器尚末到时，则选取一定征求下一站的过程。如果该计时器已经计满：或者内部征求计数值还不为岑，则选取一定传递令牌的过程，令牌就真正传递过去厂。不执行优先控制的站直接从送最级别6服务转到环维护。2.1.3.2坏成员的用户通短
对PROWAY用户来说，获得张在本逻辑令牌环中处于活动状态的其他站的裘格是必需的，这种现用情况表的建文再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；它是由一个站单的不活动计时器（总线空闲）到时来触发的，如果该不活动计时器到附，卿该站就送出发布令牌顿。象响应窗门算法·样，初始化算法假定在给定的瞬间，可能有个以上的站试图对网络近行初始化。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令牌顿，该顿倍息字段长度是系统时间片的整数倍（根据所选摔的站地址位，倍数可以为0,2、4或6）。然后每个初始化站为它自已的发送和逆抒同样帧长度讷其它站的传递等待一个时间片。接荐，该站就抽查媒体状态。如果一个站没有检测到藏静，它就知道其他一些站发送了更长的偿息，于是该站就服从那些有更长的传输操作的站，菲重新逊入空闲状态。如果试图初始化的站检測到寂静，且地址串中还有一些未使用的位，则它利用其地址中下面施位笋GB 9469.688
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文逻辑坏，注意：在地证排序算法结束时，使用了一对随机的：进制位，以保证其有相同地划的两个站（这是一种故情况）不会使整个系统永久失效。果这两个站没有区分开（随机选择相同），则它们两考都试图形成逻辑坏，而它们中间般多只有个会成功。如果它们真的区分开（随机选择不同），则其中的…个站得以避入，在后：一种情况下，未进入的那个站将会收到来自有相同期址的邮个站发送，从而发现错误情况
2.1.5离开令牌环
一个站可以用下述力法在任何时候从逻辑环中消去它白身，那就是先等到令牌，然后用它的下一站地址发送一个置下站帧给逻辑环上它的上·站。要退出的站象乎常一样将令牌发送给它的下--站。重新加人逻辑坏满要按本标准第2.1.3条2.1.4条中所描述的两种顺序之--避行。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商的“服务级别（scrviceclass）”，并按照它们所期望的发送优光权分成等级或安排次J。该优先权机构允许MAC层为PLC子层和更高层协议提供四个眼务级别，每个须的优先权由给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”，因此其有四个请求队列来存放尚未发送的懒。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PIC了层请求的优先级的两个最高有效位变换成-…个两位的优先权值：该优无级包含在顺格式字段中。然后通过忽略优先权宁段的最低有效位零而将优先校值变换成AC送敢级别，内此服：务级别1和0对应送级别0,服务级别2利3对避送取级别2,服务级别4利5对应送最级别4，服务级别6和7则对应送取级别6。
任何不采用优先权特性的站.都使用送取级别6(最尚级优先权)来发送每-一个数据顿，在送给MAC的请求中的服务级别值仍然放在F八位位组里。对于所有的站，管理这些最高级优先权的法则是，一个站连续发送不可超过站管理设置的某个最人时间。这个时间称为最高级优先权令牌保期时间（hi-pri-1.oken-hald-timc），用丁防止任一站独占网络。如果一个站所要发送的送取级别6的数据赖蹈过它在：个最高级优先权令牌保持时同周期内所能发送的惯数最，那么在该时间终止后，就禁正发送更多的顿，重发除外，该站接着完成任何所需的重发，面后必须传递令牌。二个站在传递令牌之前，必须完成全部重发工作，以防止产生重复顿，例如，远程站能够正确地接收·个顺，而确认（ACK）顺却可能丢失.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一一个不地站认为己经去失的顿。在下，周令牌轮转时，本地站很可能重做原来的发送，这样就会产生一个重复的顿，有美丢失和重复顾的更完讨论见G469,4附录A。当一个采用可选的优先权特性的站右-些较低送取级别的顿要发送，并有时间可用时，则它可以贝按照这些段落所描述的忧先校系统法贿来发送这些顿，优先权系统的目的是把网络带宽办配给記光权较高的顺，而！当有逆够的带宽时可发送较底忧先极的。网络带宽是出令今牌在逻辑环土轮转的定时米分配的，每个送取级别分得定的日标”令牌轮转时间。对丁舞个送取级别，站都要测量它所取得的令牌在逻环「轮转的时。如果令牌在少于日标轮转时问内回到个站，那么该站就可以发送那个送敢级别的顺，直到目标轮转时间到时。如果令牌在自称轮转时到时后回来.则该站就不能在这次令牌传递中没送该优先权的E览，
采用川选优先权行案的每个站都有二个轮转计时器，三个较低的送敢级削冬凸一个。何个送最级别GB9469.6—88
每个送取级别相当十一个速拟子站，令牌在内部从最高送取级别向下通过所有的逆取级别以后传到下一站去。
送取级别服务算法是，把令牌轮转计时器的剩余值装人“令牌保持计时器（token-hold-tirmer）”中，然后把该送敢级别的国标轮转时间重新装入到同：个轮转计时器中（因此，由一个站所发送的某个送取级别顺，在该送级别的下：一个令牌轮转吋间计算时被计入），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惯，直到\令牌保持计时器”到时，或者该送取级别的队列为孕时为让，不论发生了删-种情况，这个站就开始为下一个较低的送取级别服务。就一切情说而论，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撰作，然后将令牌传送给它的下一站，2.1.7MAC证实的数传送服务
立邮均应（Tmmcliarcreponse)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，PL实体用要响应的请求献类型发送MA-DATA.request给本地MAC实体，当本地MAC实体得令牌时，宅发送要响应的请求帧，然后等待响应顿。如时器计满时还没存收到有效响应，则本题MAC实体将发送原来的赖。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斯时.就把该顺传递给远程的PLC实体。远程PI.C实体产生相应的响应，并指示给远程MAC实体将该响应帧即发送给要响应的请求顿的源站（即本地站）。
当本地（源发的）MAC实体收到响减顿或重发次数用完时，它将该顿（如果存在的话）与目前正被处理的要响应的请求愤相联系，并通知源PLC实体，它的初始请求经完成，要响应的请求过程的重发机构以任选的可靠程度（由最大发次数极限值决定）防止顿丢失，但是，由于没有收到响应懒时本地站重复发送要啊应的请求懒，这就使得逆理站有可能重复地接收初始的要响应的请求演。远程PLC 实体使用GB 9469.4第 3章给出的过程来消除重复频。GB 469.4 附录A给出引起懒去失和重复的原因及其防正方法的更完整的解释。本助（源发的)MAC每次从事一个要啊应的请求活动。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随机变别
媒体送取协议所用的尼个变量有两位“随机\值。某些这样的随机变量悬用来在一定条件下改善错误恢复率的。最天内部征求计数值的随机化，使工作站在打开响应菌口时操作“不合拍”，以使均衡负载。2.2送取控制机(ACM)的状恣
这单把，个站坚的媒体送敢逻辑捕述成一个计算的机桃器，它顺序地经过几个不向的阶段，称为状态，这些状态在下面答段介绍。这些状态和它们之问的转换在图2中说明（其中虚线把状态分成几个功能区）。本标准第4章包括厂，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捕述。W.各美标准行业资料免费下载脱城
GB 9469.6-88
图2MAC有限状态机图
0--脱线：1空困?2--要求入环，3要求延迟4发布令弹：5使用令牌；6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(off-line)
脱线是送取机在电源合上或在MAC子层检测到某些收障条件之后文即逊人的状态。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“自测试是不依赖下站的实现，并且不影响网络上的其他站。因此，自测试过程不属于本标谁的范围。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Ⅱ接到了变成在线（on-line）状态的指示。2.2.2空闲(le)
空闲状态是该站只从媒体上收听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控制顿，则进入到适当的状态。例始，如果该站收到地址为该站的令牌顿，则就进入“使用令牌”状态。如果该站经过很长时间（规定的时间片整数倍）没有收到媒休上有任何活动，则它可以推断出有必要恢复逻辑环。该站就试图发布令牌（逆人“发布令牌”状态)并（重新）初始化逻辑环，2-2.3要求人环(demand in)
如果个期望进入避辑环的站收到一个包含该站地范围的征求下·站顿时，则它就从空闲状态进入“要求入环\状态。（在木标第2、1.3条所讨论的争用解决过程中，由“要求延退\状态也会进入“要求人环”状态，在要求入坏状态，争用站向令牌持有站发送个置下一站顿，然后进入要求延迟状态以等待响应。
如果一个站打算衣第一个响应窗口响应-个征求下-一站顺或谁跟帧，则它就无延迟地从空闲状态进人要求入环状态，同时立即发送泄下-站的响应，然后进入要求延迟状态。如果在顺之后，该站打算在第二个响应窗出响应，或该站正参与守用解决过程，那么它就要在要求入环状态中延巡以后才发送群下一站帧。在要求入环状态中延迟期间，如果该站听到任何发送，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，因它自已就必须返回空闲状态。2.2.4要求延迟（denmanddelay）客类标准行业资料免费下载GB 9469.6-88
b来自令牌持有站的一个解决争用顺，表明所有还在要求进入逻辑环的站应该执行争们解决过程的另“步骤；或者
c，来白其他站的置下一站,本站对此不予理。如果该站仆么也没收到，或者听到的是不同士工述情况的顿，则它就必须离开要求延迟状态。然局该站放弃要求令牌，并返间空闲状态。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，令牌持有站听到了多个要求令牌站的响应，四此发出一个解决争用帧。当前处丁要求延迟状态的所有各站都对该顿作出响应。这些响应站首先设定一个延退周期，然后返回到要求入环状态，H在那个状态下收听其他争用站。如果在延退周期到时之前没有听到其他竟争者，那么该站就发出另一个暨下一站顺给令牌持有站。多个站争用令牌的解决小法是，每个站发送另-个登下一站帧之前都延迟一段时问间隔。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退的间隔。第一次解决过程使地止的两个最高有效位；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有站把令牌传逆给具有最高编址的站。为了从多个竟争站中选择其有最高编址的竞争站，采用站地址的反码来确定在要求入环状态下的延迟。这伴米，地址数值较高的站比较低的站延迟较短的时间间隔，因而较早地发送出它们的置下一站顿。地址较低的站听到地址较高的站发送之后，就从争用过程中退出。如果两个竞年站所选用的两位地址值相同，则它们延巡相同的时间，并月大体上同时进行发送。如果令牌持有站听到多个响应但却没有听到来自任·站的一个有效的置下一站顿·则它就发送另一个解决争用顿，并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次循坏（16/2+1），每次循环步骤为：所有剩下的要求站都向令牌持有站发送置下一站懒；b．它们都收听令牌持有站的响应，而对其他的置下一站不于理躁，它们都听到来自令牌持有站的一个解决争用顿；.
d：它们都根据自已地址的下面两位来延退一-定数量的时间片，e：如果在延迟期间听到其它顿，则它们就退出竟争。争用解决过程应该使令牌持有站听到具有最高地址的竞争站，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通过争用过程·使弃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男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。这样来，具有相同地址并且始终选择相问随机数值的两个站就可能永远不能进入遇环。2.2.5发布令牌（claimtoken）
当一个站的不活动计时器到时（并且该站希挚进入逻辑环）时，它就从空闲状态进人到发布今牌状态。在这个状态中，该站试图通过发布令牌慎来初始化或重新初始化逻辑环。为了解决多个站园时发送发布令牌懒，每个站在发送发布令牌顿之后都延迟一个时间片，然后间前面所描逆的那样监听媒体。如果在延迟之后总线是平静的，则该站就发送另个发布令牌顿。如果一个站发送了最大次数的发布令牌顿而未听到其它站的发送，则该站就成功地“言称”令牌1comGB 9469.6-88
使用令牌是该站在刚收到广或发布了令牌之后所进入的状态。这是·个而以发送数据顿的状态。在删收到或发布令牌之后·侯进入该状态，该站就启动令牌保持计让时器，该计时器限制一个站在交出令牌之前只能有老长时问米发送非发顿，最初装入到令牌保持计时器的值称为肢高优先权的令脚保持时间，它是…-个出系统强行设置的参数。在每个数据顿发出之后，ACM就进入等待IFM响应状态，且满了上一次发送的侦的证实要求，它就马下返回到使用令牌状态，当一个站的令牌保持计时器到时并月所有需要的车发都已开始，以及任何正在进行中的传送都己完成，或者当该站没有数据要传送时.它就进人价查送敢级别状态。当·个站发出数据顿时，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 IFM 响(await IFM response)与发出了-个数据顿后就进入等待响应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比的帧是一个不要响应的请求帧，则不能期势有任何响应。为了检查是有另赖或保持计时器是否耀时，就重新进入使用令牌状态。如果发出的顿是一个要响应的请求顿，则该站在等待IFM啊应状态，待待下述小件之·a。·地址指尚请求站的响应帧：h，任荷其他的存效顿：
t．超时。
如果听到广地止指向请求站的响应顿，就重新进入使用令牌状态，以检查足否右另一-愤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括顿之斤所做的那样，IFM把该响应顺传递给PI实体。IFM还把该响应项与刚刚在前而发送的要啊应的请求恢和联系如果听到任何其他的行效顿·那么就足发生了铅误：该站返可到空村状态并处埋收到的读。如果在听到个有效顿之前发生超时，则该站就重复发送要响应的请求数据顺。如果该站重复发送该懒的次数达到最大重发次数极限（出站管理建立的参数），则它就放弃请求，并EIFM通知.实体没有收到对该颠的响应。然片进入使用令牌状态，以检查是否有引-顿或令牌保持计时器足否超时。2.2. 8 检送取级别chrrk access rlass)愉在送取级剂对不间送取级别的发送进行控制，如果优先双选件没有实现.则所存的都认为有高的优先校，检查送最级制状态仪用了控制迹入传递令牌状态。如果实现了优光权选件，则一个站在传递今牌之前，叫以发送送取级别较低的数据顺。除了最高级调，送收级别都有一个目标令牌轮转时间，当个站持有令牌，开始发送个送取级别的顿时-这个级别的叫标轮转计时器叶剩下的时间装入令脚保持计时器该沾返问到使令牌状态，与必同时.标轮转计时器又重新装人它的初始值。这样一亲，对下每个送取级别，该站在使用会牌状态和检查设取级别状态之间交替转换，如果有时间可月.则就在使月令牌状态发送数据帧。当最低优先校的送取级别检查完成了之后，该站就养下逆行传遵令牌过程：下所述：
“，个站究求了发送数据顺-它必须逆人令牌传递状态：有·科情况可能出现：，该站知道它的下站，就仪理令牌供递给它，自已进入检查令牌传递我态：，该站知道它的1一站，然而必须百光检查是有新站着望逊人遵辑环。该站发送一个证求下站顿，然后泄入等待响应状态；该站不知道它的下一站在初始化之尼以及在出错情况下发牛这种情说），该站就发送求下客类标准行业资料免费下载GB 9469. 6- -88
在传递令牌之能，当该站的内部征求计数值为岑而它的环维护计时器还有的间时，它充许新的站进人逻辑环。令牌持有站是用相应的发送一个征求下一站1或征求下一站2顿来实现的，然后进入等待响应状态（本操作的细节见响应离门的播述）。继征求任何新的下-站之厉，如果该下站（NS）地止是知道的，该站就简单地斑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）。如果下一站删应，并听到-一个有效顺，令牌持有站就完成了它传递令牌的责任。
如果NS是末知的，则令牌持右站就发送个征求下一站2顺给它自已。该愤有两个响应窗日，并且有相同的源地址和目的地址，这就迫使网络匕所有希望逊入逆辑环的站（无论它们以前是否在坏中）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：地证高于该站的在第二个响应窗口发送。
该站监视响应窗口，等待若来自潜在的下一站的置下-一站帧，这正如对于令牌的传递期样。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(check token 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-…个时间片。这一个时间片的延迟是考虑到接收站在收到后作出响应的延退。
如果在响应窗口期间开始听到一个有效顺，那么该站就认为令牌传递是成功的。它把该当作在空闲状态下接收到的顿样处理，
如果在一个时间片单没有收到信息，则发出令牌的站就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-·种策略。如果听到的是噪声或-个无效顿，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条中所描述的邪样。
2.2.11等待响应（await repunse）在等待响应状态，该站试图通过-种分布式争用解决算法米，须序地处现那些候选的下一-站，直到成功地收到它们的置下站顿之一，或者到没有下一站出现时为止。每当这个站决定打并响应窗，或者当该站不知道它的下一站（谐如初始化时或者令牌传递尖败）时，它总是从令牌传递状态避入到等待响应状态。
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问什么也没有收到，它就进入令牌传递状态，或者把令牌传递给已知的下一站或者尝试一个不同的令牌传递策略。如果收到了一个置下一站愤.该站就等得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。
如果收到的不悬罩下一站顿，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是也有令牌，使能发生任何其他类型的顺，这是双重令牌情说）。如果在响应窗口期间收到的是噪，则该站就通过下述过程进行循环：发生解决争用顿，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就的响应。这个循环最多重复最大传逆计数次数，每次指示争用站选择它们地证中一组不同的两位，来决定从1个响应窗口的哪一个迎行发送。3MA心子层的定义和要求
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厅商，客类标准行业资料免费下载3. 1. 1 立即响应
GB 9469. 6---88
立即响应定义为立即发送对一个收到的颇的响应。这单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。G个MAC符号给在表1中。表1
查(one)
非数据(non-lata）
填旁空闲（pad-idle）
寂静(silence）
环倍bad-xignal）
在提到二进制的0利1数据位的地方，它们分别以MAC符号的zero和one来发送和接收。3.1.3MAC符号时间
MAC;符号时间是指用求发出--单个MAC符号所需要的时间，这是LAV数据速率的倒数。标称数据速率
iMbit/s
3.1.4八位位组时间
标称MAC符号时间
所谓八位位组时间度该理解为对应发送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）对应丁加在物理媒体上的波形。对于PIIY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质穿物理媒体进行传输所经受的最坏情况的延返。下面公式是传输通路延迟的般定义传输通路延迟一物现媒体最坏情况的延遇注意：参见GB0469.第6章中关于传愉通路延巡的详尽讨论。3.1.7MAC站延迟
MAC站延迟是指，当慎是MAC顺或者是不要响应的请求数据时，从接收站的物理媒体接口收到对应于收到的FID的最后·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符号加到物坪媒体上所用的时间。3.1.8PI.C站延退
C站延迟是指，当顺是要响应的请求数据惯时，从接收站的物理媒体接门收到对应于收到的E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PIIY衍号加到物理媒体上所用的时问。
C站延迟小于等于2个八位位组时闻。3.1.9安全裕度下载标准就来标准下载网
安裕度是指不小于一个MAC符号时间的时间问隔。安全裕度大于等于MAC符号时问。W.各美标准行业资料免费下载GB 9469.6..88
时间片一INTEGER（（（2*（传输通路延退十MAC站延）十安全裕度）/MAC符号时阿-+7)/8）3.1.11响啦时间
前应时间是一个站等待另一个站的响应顿所需要的最大时间。响应时间定义如下，响应时间一时间片十2个八位位组时用响应时间确定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. 1. 12响应窗口
响应窗口是一个基本的时问间隔,MAC协议允许它跟在某些MAC控制顿之后，供另站作出立即响应用。该时间间隔为一个时间片长：响应窗口时间一时间片
如果一个正在等待响应的站，在一个响应菌口期闻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，该站不能再次发送。3.1.13最天重发极限
最大重发极限是MAC了层试图保证对要响应的清求帧作出响应而进行重发的最大次数。3.2发送次序
在本标准第5产规定了MAC子层所用的顿格式以及这些尴的八位位组的详细内容。一个顿的各八位使组以及一个八位位组的MAC符号应该按照图3所给出的次序从PLC发送到MAC子层.并从MAC子偿发送到物理层，或者反之，顿的第一个八位位组以及每·八位位组的第一个MAC符号应该首光发送。如图3所示，第一个八位位组和第一个MAC符号对应于最工面的八位位组和最左的MAC符号。在图3中八位位组内那些不是MAC符号的证号是一些非正式的说明。图3描述了-个完整的通用，或者是包含PLC协议数据单元（I.-Ppdu）的MAC协议数据单元（Mpdu)。
1（每个八锭位辅的）第一个MAC将号1个八选位期
期一个八位位组：
1018b1
6个地址位
专个地粒
十b个地址技
了个地址位
II/G IL/GT
MAC服务数据，C/RLG
单元-
PLC 协仪数据单元,
4位DSAP编号
4倍SSAP编号
哦1个八位位组
PLC服务数据单元的心到10个八性这组mb
最后一个八位位组
位FCS
8位FCs
7位FCS
前导辟（一个或多个
儿位位想！
SSAP字段
L-pdu美型
E-状港
第--个PLC·A位位组
一最后一个PLC -AdA位位例
F C S 最高有效儿,抗位组
FCS最低有效八位位组

小提示：此标准内容仅展示完整标准里的部分截取内容，若需要完整标准请到上方自行免费下载完整标准文档。