CN101594210B - 通信设备和通信方法 - Google Patents

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Abstract

一种通信设备包括配置用于接收其中聚合了多个MAC帧的一个物理帧的接收装置。所述物理帧包括用于所述多个MAC帧的确认请求帧。该设备包括用于响应于所述确认请求帧，形成代表所述多个MAC帧的接收状态的确认帧的确认帧形成装置。该设备还包括配置用于发送所述确认帧的发送装置。所述确认帧包括在一个MPDU(MAC协议数据单元)对应于一个MSDU(MAC业务数据单元)时，代表大小等于MSDU的最大数量的确认位图的压缩确认帧。

Description

通信设备和通信方法
本申请是申请号为200510089456.0、申请日为2005年8月11日、名称为“通信设备和通信方法”的发明专利申请的分案申请。
相关申请的交叉参考
本申请基于2004年8月11日提交的在先日本专利申请No.2004-234814，并要求该在先申请的优先级，该在先申请的全文在此结合作为参考。
技术领域
本发明涉及一种基于物理层的载波检测信息和MAC层的载波检测信息执行媒体接入控制的通信设备和通信方法。
背景技术
媒体接入控制(MAC)是用于使在共享相同媒体时执行通信的多个通信设备决定在传送通信数据时如何使用该媒体的控制。由于有媒体接入控制，即使两个或多个通信设备通过使用同一媒体同时传送通信数据，也很少出现接收方的通信设备无法解码通信数据的现象(冲突)。媒体接入控制还是一种用于控制从通信设备到媒体的访问以便使以下现象的发生机会最少的技术，在这种现象中，无论是否存在具有发送请求的通信设备，该媒体都不会被任何一个通信设备使用。
然而，尤其在无线通信中，需要不以冲突检测为前提的媒体接入控制(MAC)，因为对于通信设备来说，在发送数据时监视发送数据是很难的。IEEE802.11是用于无线LAN的典型技术标准，其使用CSMA/CA(带有冲突避免的载波检测多路存取)。根据IEEE802.11中的CSMA/CA，在MAC帧的首标中，设置包括该帧之后的一个或多个帧交换的序列的结束之前的周期(持续时间)。在该周期中，与该序列无关并且没有发送权的通信设备在确定该媒体的虚拟忙状态时等待发送。这就避免了冲突的发生。另一方面，在此序列中具有发送权的通信设备认识到，除了该媒体被实际使用的周期不使用该无线媒体。IEEE802.11定义了媒体的状态是基于MAC层上的虚拟载波检测和物理层上的物理载波检测的组合来确定的，而且媒体接入控制是基于该确定执行的。
使用CSMA/CA的IEEE802.11主要通过改变物理层协议已经提高了通信速度。关于2.4GHz频带，已经从IEEE802.11(1997年建立，2Mbps)变化到IEEE802.11b(1999年建立，11Mbps)，再进一步变化到IEEE802.11g(2003年建立，54Mbps)。关于5GHz频带，只存在有IEEE802.11a(1999年建立，54Mbps)作为标准。为了发展针对在2.4GHz频道和5GHz频带中进一步提高通信速度的标准规范，已经建立了IEEE802.11TGn(工作组n)。
另外，已知有几种设计用于提高QoS(业务质量)的接入控制技术。例如，作为一种用于保证诸如指定带宽和延迟时间的参数的QoS技术，可以使用HCCA(HCF控制信道访问)，它是IEEE802.11的常规轮询序列的一种扩展方案。根据HCCA，考虑所需的质量，在轮询序列中执行调度以保证诸如带宽和延迟时间的参数。日本专利申请公开出版物No.2002-314546涉及IEEE802.11e标准中的QoS，并且公开了一种用于为无线网络中的通信设备之间的通信分配优先级的方法。
当使用与现有规范中相同的频带用于提高通信速度时，优选确保与符合现有规范的通信设备共存以及优选保持后向兼容性。为此，基本上优选MAC层上的协议符合匹配现有规范的CSMA/CA。在此情况下，与CSMA/CA相关的时间参数，例如IFS(帧间间隔)或随机补偿周期，需要与现有规范中的时间参数相匹配。
即使根据物理层提高通信速度的尝试得以成功，也无法提高通信的有效吞吐量。即，当物理层的通信速度提高时，PHY帧(PHY首标和PHY前置码)的格式不再有效。由于该原因导致的开销增加可能阻止吞吐量的增加。在PHY帧中，与CSMA/CA相关的时间参数被永久附加到MAC帧中。另外，对于每个MAC帧都需要PHY帧首标。
作为一种用于减小开销和提高吞吐量的方法，可以使用在最近起草的IEEE802.11e草案5.0(在IEEE802.11中增强了QoS)中引入的分组确认(Block Ack)技术。分组确认技术可以连续地发送多个MAC帧而不需要任何随机补偿，因此能够将补偿量降低到某个程度。然而无法有效地减小物理层首标。另外，根据在最初起草的IEEE802.11e中引入的聚合(aggregation)，能够同时减小补偿量和物理层首标。然而，由于包含有MAC帧的物理层帧的长度在物理层的常规限制之下无法增加到超过4Kbit，效率的提高大受限制。即使PHY层帧的长度可以增大，也会出现另一个问题，即误差容差下降。
发明内容
本发明致力于解决上述问题，其目的是提供一种通信设备和通信方法，该通信设备和通信方法能够与现有的设备共存，并且通过使帧格式更为有效来去除伴随多个帧的发送的开销来提高实际通信吞吐量。
根据本发明一个方面的通信设备包括配置用于接收其中聚合了多个MAC帧的一个物理帧的接收装置。该物理帧包括用于所述多个MAC帧的一个确认请求帧。该设备包括配置用于响应上述确认请求帧，形成代表所述多个MAC帧的接收状态的确认帧的确认帧形成装置。该设备还包括配置用于发送确认帧的发送装置。该确认帧包括代表确认位图的压缩确认帧，当一个MPDU(MAC协议数据单元)对应于一个MSDU(MAC业务数据单元)时，该确认位图的大小等于MSDU的最大数量。
附图说明
图1是根据本发明的第一个实施例的通信设备的布置框图；
图2是在IEEE802.11e草案8.0中定义的分组确认请求的帧格式图；
图3是在IEEE802.11e草案8.0中定义的分组确认的帧格式图；
图4是(立即的)分组确认序列图；
图5是(延迟的)分组确认序列图；
图6是常规分组确认形成过程的说明图；
图7是常规分组确认形成过程的说明图；
图8是压缩分组确认的格式图；
图9是聚合了多个MPDU的格式的一个例子图；
图10是聚合了多个MPDU的格式的另一个例子图；
图11是根据第一个实施例的压缩分组确认响应的说明图；
图12是根据第一个实施例的压缩分组确认响应的说明图；
图13是根据第一个实施例的压缩分组确认响应的说明图；
图14是根据第一个实施例的重传控制例1的说明图；
图15是根据第一个实施例的重传控制例1的说明图；
图16是根据第一个实施例的重传控制例1的说明图；
图17是根据第一个实施例的重传控制例2的说明图；
图18是根据第一个实施例的重传控制例2的说明图；
图19是根据第一个实施例的重传控制例2的说明图。
图20是根据第二个实施例的聚合多个MPDU的格式的一个例子图；
图21是根据第二个实施例的聚合多个MPDU的格式的另一个例子图；
图22是根据第二个实施例省略分组确认请求时重传程序的一个例子的说明图；
图23是根据第二个实施例省略分组确认请求时重传程序的一个例子的说明图；
图24是根据第二个实施例省略分组确认请求时重传程序的一个例子的说明图；
图25是根据第二个实施例省略分组确认请求时重传过程的另一个例子的说明图；
图26是根据第二个实施例省略分组确认请求时重传程序的另一个例子的说明图；
图27是根据第二个实施例省略分组确认请求时重传程序的另一个例子的说明图；
图28是根据第二个实施例省略分组确认请求时重传程序的另一个例子的说明图；以及
图29是包括由数据发送终端执行的重传的缓冲器管理图。
具体实施方式
(第一个实施例)
图1是根据本发明第一个实施例的通信设备安排框图。通信设备100是配置用于通过无线链路与另一个通信设备通信的设备，其包括分别对应于物理层、MAC层和链路层的处理单元101、102和103。根据实际需要，这些处理单元被实现为模拟或数字电子电路。作为选择，这些处理单元可以实现为由并入LSI的CPU执行的固件或类似设备。天线104与物理层处理单元(下文中将省略“处理单元”)101相连。MAC层102包括用于MAC帧的聚合处理装置105。聚合处理装置105包括载波检测控制装置106和重传控制装置107，重传控制装置107执行分组确认(多个MAC帧的确认)帧(之后将作详细说明)和分组确认请求(用于确认的需求)帧(之后将作详细说明)的发送/接收，基于分组确认和分组确认请求帧的重传控制等等。
物理层101被设计成与两种类型的物理层协议兼容。处理单元101包括第一类物理层协议处理装置109和第二类物理层协议处理装置110，用于各自类型的协议处理。第一类物理层协议处理装置109和第二类物理层协议处理装置110经常共用电路，因此在具体实施中不必相互独立。
在本发明的这个实施例中，第一类物理层协议被假定为在IEEE802.11a中定义的协议，而第二类物理层协议被假定为使用所谓的MIMO(多输入多输出)技术的协议，该技术在发送方和接收方均使用多个天线。利用MIMO技术就可能不改变频带而预期发送容量的提高几乎与天线的数量成正比。因此，MIMO技术是一种针对进一步提高IEEE802.11的吞吐量的技术。注意，链路层103具有在IEEE802中定义的正常链路层功能。将用于提高发送速率的技术并不局限于MIMO。例如，可以使用提高占有频带的方法或者该方法与MIMO组合使用。
根据IEEE802.11e草案8.0，已经提出了一种分组确认技术作为一种用于提高MAC(媒体接入控制)层的发送效率的技术。在分组确认技术中，给定终端以称为SIFS(短帧间距)的最小帧间隔发送QoS(业务质量)数据一个给定的信道使用周期(TXOP：发送机会)。之后，该终端以任意的定时向接收终端发送分组确认请求以请求其接收状态。接收方基于由分组确认请求的分组确认起始序列控制的值确定的起始序列号，将该接收状态转换成位图格式中的信息，并将该消息返回作为分组确认。
图2和3分别示出了在IEEE802.11e草案8.0中定义的分组确认请求帧和分组确认帧的格式。图2和3所示的帧控制字段，持续时间/ID字段，接收机地址(目的地地址)字段以及发射机地址(发送源地址)字段形成了在IEEE802.11中所定义的MAC首标。BAR控制(分组确认请求控制)字段具有4位TID(业务标识符：优先级标识符)字段。对于每种优先级(TID)都存在QoS数据，并且给QoS数据分配一个唯一的序号和分段号。为此，还需要为每种优先级准备分组确认中的接收状态。在分组确认请求中的BAR控制的TID字段用于指定这种优先级。在图2的分组确认请求中的分组确认起始序列控制(起始点序列控制)包括4位分段号字段和12位起始序号(起点序号)字段。起始序号被接收终端用于基于与对应于起始序号的序号的相对接收状态，通过追溯接收状态产生分组确认。类似于图2中的BAR控制，在图3的分组确认中的BA控制包含4位TID字段。分组确认起始序列控制(起始点序列控制)指示由分组确认中的分组确认位图30指示的接收状态的起始点序号。根据IEEE802.11e草案8.0，分组确认位图30的大小为固定长度的1024位，这使得能够通知对应于最多64个MSDU(MAC业务数据单元)的数据的接收状态。IEEE802.11e的分组确认程序利用了MAC帧的分段。这种分段是将MSDU或MMPDU(MAC管理协议数据单元)划分为较小的MAC级别的帧，MPDU(MAC协议数据单元)的过程。一个MSDU可以被分段为最多16个MPDU。注意，用于检错的FCS(帧校验序列)被添加到图2和3所示的每一个MAC帧中。1024是通过将在使用分组确认周期时能够连续发送的MSDU的最大数量(IEEE802.11e中为“64”)与每一个MSDU的分段帧的最大数量(IEEE802.11中为“16”)相乘得到的值。因此，分组确认位图30具有1024的尺寸，以便通知最多1024个MPDU的接收状态。
图4和5分别示出了在HCCA(混合协调功能控制的信道访问)中的分组确认发送序列的一个例子。在每个图中所示出的HC(混合协调器)是IEEE802.11e草案8.0中的QoS访问点(QoS-IP)，其充当执行包括为QoS终端(QoS TA：QoS站)分配TXOP的带宽管理，并执行下行链路(从HC到QSTA的下行链路方向)发送。为QSTA分配TXOP是基于QoS CF-Poll帧(QoS无争用-Poll：从HC向QSTA发送的用于许可发送的QoS兼容的轮询帧)执行的。参考图4，首先，通过向QSTA 1发送QoS CF-Poll帧为QSTA 1分配一个信道使用周期(TXOP 1)。QSTA在其TXOP中能够发送任何帧。在图4所示的例子中，QSTA 1以SIFS间隔向QSTA 2发送QoS数据。当QSTA1的TXOP周期到期时，HC以突发方式(TXOP 2)向QSTA 1发送QoS数据。当HC的信道周期到期时，HC再次向QSTA 1分配一个信道使用周期(TXOP 3)。QSTA 1向QSTA 2发送一个分组确认请求，从而请求目的地发送由分组确认起始序列控制所指定的相对接收状态。图4示出了立即分组确认的一个例子。在此情况下，已经接收到分组确认请求的终端在一个SIFS周期之后必须返回一个分组确认。具体来说，QSTA 2在一个SISF周期之后必须从QSTA 1向分组确认请求40返回分组确认41。而且在TXOP 4中，QSTA 2必须在一个SISF周期之后从HC向分组确认请求42返回分组确认43。
图5示出了延迟分组确认的一个例子。在接收到分组确认请求时，终端返回一个在IEEE802.11中定义的Normal，并在经过一个任意周期之后发送分组确认。具体来说，已经从QSTA 1接收到分组确认请求50的QSTA 2首先返回在IEEE802.11中定义的Normal 51，然后在经过一个任意的周期之后返回分组确认52。当已经接收到最后一个分组确认的数据发送终端返回Normal时，该延迟的分组确认的一系列序列是完整的。注意，通过使用扩展用于IEEE802.11e草案8.0的QoS控制字段中的确认策略字段，通知接收方QoS数据作为分组确认的目标。
下面参照图6和7说明形成分组确认所必须的程序。参考图6，发送终端以突发方式发送QoS数据，然后发送分组确认请求，该分组确认请求指定任意的分组确认起始序列控制(在图6所示的例子中，序号为“1”，分段号为“0”)。其中存储有用于每个发送源地址和每个优先级(TID)的接收状态的接收终端追溯分组确认起始序列控制所对应的帧，并且根据该帧形成一个相对接收状态作为具有1024位的分组确认位图(用于分段的64MSDU)。图6和7所示的例子假设发送方已经发送了具有序号“1”的MSDU(被分段为3个部分)，和具有序号“2”的MSDU(未分段)，等等(总共4个MPDU)。图6所示位号60指示与分组确认位图的起始位置相对的位置。图6中的分组确认位图61表示具有序号“1”的MSDU(分段号63为“0”、“1”和“2”)被成功接收，但由于差错等原因，具有序号“2”的MSDU(未分段)没有被接收。分组确认的分组确认起始序列控制62拷贝由分组确认请求指定的值，并发送该拷贝。图7所示的发送终端基于分组确认的分组确认起始序列控制和分组确认位图的内容确定要重传的帧。在图6和7所示的例子中，序号“2”(未分段)是差错帧，因此分组确认位图61的相应部分是“0”。结果，发送终端确定具有序号“2”的MSDU(未分段)必须重传。
如上所述，在IEEE802.11e草案8.0中确定的分组确认中，QoS数据接收方必须执行许多处理。为此，在接收到分组确认请求后过去一个SIFS周期时，估计通常很难实现返回分组确认的立即分组确认机制。{接收方接收分组确认请求帧，执行具有FCS的差错校验，检验起始序号并从存储区域搜索过去的接收状态，并创建用于分组确认帧的分组确认位图并发送该位图}。
因此本发明的实施例提出了一种用于解决该问题的方法。在本发明的第一个实施例中，当其中聚合有多个MPDU并且在这些MPDU的结束聚合有分组确认请求的PSDU被接收时，发射地返回聚合的MPDU的接收状态作为立即分组确认。
根据IEEE802.11的定义，如果帧的大小大于一个预定的阈值，则执行分段(分区)。为分段的MPDU分配分段号。MAC首标中的分段号是代表在MSDU中的MPDU的相对位置的值。分段号通常取从0开始的连续值。接收终端基于这些分段号和序号重新组装原始的MSDU。
在IEEE802.11和IEEE802.11e草案8.0的MAC发送程序中，通常以SIFS间隔发送分段的MPDU，因此产生了对应于该帧间隔(SIFS)的开销，并且这将降低发送效率。因此为了实现高的吞吐量，不希望执行分段。分段机制最初是安装在长的物理帧趋于容易出错的环境中。但是省略IFS和PHY首标(以及PHY前置码)以减小开销的聚合方法假设长的物理帧是正常发送的。在这种情况下，不希望执行分段。虽然分段的MPDU可以聚合为一个物理帧，但MAC首标的开销依然保留。如图8所示，在不执行分段的这个实施例中，分组确认位图80的位数可以被压缩至最多64个MPDU。即，分组确认位图80的大小等效于在一个MPDU对应于一个MSDU时MSDU的最大数量，而且可以被压缩为64位，即常规大小的1/16。
图8所示的分组确认帧在下文中将称之为“压缩分组确认(压缩确认)”。当将通过使用压缩分组确认在发送和接收终端之间执行分组确认发送时，也可以预先执行协商。作为一种实际的协商方法，有可能扩展，例如在IEEE802.11e草案8.0中描述的分组确认设置程序。即，压缩分组确认的使用是通过ADDBA(增加分组确认)请求来请求的，而且压缩分组确认的使用是通过ADDBA响应允许或拒绝的。当作为该设置的目标的数据帧，分组确认请求以及压缩分组确认将被交换时，有可能强加所有这些成分必须通过压缩分组确认响应的限制，或者允许它们通过混合正常分组确认和压缩分组确认来响应。还有可能为请求分组确认增加用于请求或允许压缩分组确认而不是正常分组确认的信息。不管是否存在在先的分组确认设置程序，通过使用分组确认请求来请求或允许压缩分组确认的方法都适用。
而且为了在MAC层实现高吞吐量，有可能通过将各个MPDU聚合为一个PSDU来一次性发送这些MPDU。图9和10各自示出了聚合多个MPDU的一个例子。在图9所示的例子中，在PSDU中每个MPDU的首标包含一个指示MPDU和CRC(循环冗余检验)的长度的字段，用于MPDU的长度信息。MPDU的长度信息和CRC在下文将统称为“MPDU分离字段”。注意，这个MPDU分离字段也可以包含，例如另一个附加信息，保留区域，以及字节对齐区域(例如，用于4位对齐)。图9所示的已经接收了该PSDU的终端从第一个字段开始检查MPDU分离字段，如果MPDU分离字段没错，则切掉后续的MPDU并计算MPDU的FCS(帧较验序列)。如果MPDU分离字段有错，则后续MPDU的长度未知。因此，终端以适当的字节单位连续计算(扫描)MPDU分离字段的CRC。对于具有正确的CRC计算结果的MPDU分离字段，终端计算后续MPDU的FCS以检查该MPDU是否被成功接收。
另一方面，在图10所示的聚合例子中，PSDU的首标包含多个MPDU的长度信息作为首标，并且向多个片断的长度信息添加CRC。该首标在下文中将称之为“MAC超帧首标”。已经接收了图10所示的该PSDU的终端计算MAC超帧首标的CRC，如果该计算结果有错，则确定所有的MPDU都有错。如果MAC超帧首标被成功接收，则终端计算每个聚合的MPDU的FCS以检查MPDU是否被成功接收。
在图9和10所示的例子中，分组确认请求帧90和101被聚合到PSDU的尾标，在每个PSDU中聚合了多个MPDU。注意，在图9和10所示的这些例子中，可以被聚合的MPDU的最大数量为8。然而，该数量自然不会局限于8并且可以取任何一个任意值。可以被聚合的MPDU的最大数量必须由发送和接收终端之间的协商或类似手段预先确定或设置。然而，在此不说明实际的协商方法的细节。
下面将参照图11-13描述根据本发明的实施例的基本概念。假设一个发送终端发送了具有连续分配的序号“1”-“7”的MPDU。发送终端通过图9或10所示的方法将多个MPDU(QoS数据帧)聚合成一个PSDU，并将为这些MPDU定义IEEE802.11e 111的分组确认请求聚合到PSDU的尾标。分组确认请求111的分组确认起始序列控制的值与在PSDU中聚合的第一个MPDU的MAC首标中描述的序号相同。发送终端具有主队列和用于重传聚合的MPDU的子队列，该主队列存储了定址到不同目的地并且具有不同优先级的MAC帧。在图11所示的例子中，具有序号“1”-“7”的MPDU的拷贝被存储在子队列中以预备重传。已经接收了其中聚合有这些MPDU的该PSDU的终端通过上述方法为MPDU执行错误计算。在图11所示的例子中，在PSDU中具有序号“2”和“5”的MPDU通过FCS计算被发现有错。在本发明的这个实施例中，PSDU接收终端在该点形成接收状态作为分组确认位图112。即，在图11所示的例子中，形成位图1011011...，其中“1”表示成功接收，而“0”表示接收失败。当然还有可能转换正逻辑和负逻辑。如果在PSDU中聚合的最后一个MPDU被成功接收，则数据接收终端相对于数据发送终端，通过使用在该点形成的分组确认位图112形成图12所示的压缩分组确认113。
如果聚合的MPDU的数量小于可以在一个PSDU中聚合的MPDU的最大数量，则通过在分组确认位图112中放置0来执行填充。假设可以聚合的MPDU的最大数量在图11所示的例子中为64，则形成由10110110000...所指示的位图。作为选择，在该实施例中，接收终端可以根据在PSDU中聚合的MPDU的数量改变分组确认位图112的位图长度。在此情况下，指示位图长度的信息也可以添加到图8所示的压缩分组确认的BA控制字段中。分组确认请求111的值被拷贝作为压缩分组确认113的分组确认起始序列控制的值。参考图12，已经接收了分组确认的数据发送终端比较由压缩分组确认113的分组确认起始序列控制所指示的值与由该终端发送的MPDU的序号。数据发送终端根据分组确认位图112的信息成功检测到所发送的MPDU，并确定将重传的MPDU。在图12所示的例子中，在对应于序号“2”和“5”的部分中分组确认位图112包含0。因此，数据发送终端确定这两个帧就是要重传的MPDU。
在如此确定了要重传的MPDU之后，发送终端从主队列中提取出一个新的MAC帧120，为提取的MAC帧120分配序号，并将该帧聚合到PSDU中，只要接收终端的缓冲区容量许可。在子队列中被成功发送的MPDU可以从该队列的第一个开始连续删除。新添加的MPDU 120的序号等可以通过使用称为滑动窗口控制的技术来确定。用于包含要重传的MPDU 121的多个MPDU的分组确认请求122被聚合到其中聚合了这些MPDU的PSDU的尾标。
图13示出了基于上述内容的基本序列例子。在一个给定的TXOP周期之内，终端将多个QoS数据聚合为一个物理帧，并将分组确认请求聚合到PSDU的尾标，从而催促接收方立即发送压缩的分组确认。除了PSDU中的分组确认请求，数据接收方计算多个MPDU的接收状态，使所获得的信息与分组确认位图直接相关，并返回压缩的分组确认。具体来说，在TXOP周期1中，例如，QSTA 1将多个QoS数据聚合成为一个PSDU 130，并将分组确认请求131聚合到PSDU 130的尾标，从而催促接收方立即发送压缩的分组确认。作为数据接收方的QSTA 2，除了PSDU 130中的分组确认请求131之外，计算多个MPDU的状态，使所获得的信息与分组确认位图直接相关，并返回压缩的分组确认132。
与常规方案(IEEE802.11e中定义的分组确认程序)不同的是，不基于分组确认请求帧的分组确认起始序列控制搜索过去的接收状态。这使得能降低具有相对大的负荷的搜索过程，并且便于在作为有限周期的SIFS内返回部分响应。而且搜索时间和电路尺寸一般具有折中的关系。因此，对于相同许可的最大处理延迟可以减小电路尺寸。
下面将说明当出现接收错误时的重传控制的例子。
首先参照图14～16描述重传控制例1。在此例中，假设数据发送终端将具有序号“1”-“7”的MPDU聚合为一个PSDU，将分组确认请求聚合到该PSDU的尾标并发送该请求。如图14的例子所示，如果通过FCS计算发现分组确认请求140有错，则接收终端无法返回任何压缩的分组确认。因此在本发明的这个实施例中，已经接收了其中聚合有多个MPDU的PSDU的终端存储在该点这些MPDU的接收状态，作为用于一个分组确认响应的分组确认位图信息，即使终端无法返回任何压缩的分组确认。在图14所示的例子中，接收方为一个压缩的分组确认存储位图信息141，该信息为1011011...。接收方还存储其已经成功接收的最后一个MPDU的序号。在图14中，具有序号“7”的MPDU就是该MPDU。希望为每个数据发送终端和每个优先级存储用于一个压缩确认分组的位图信息141和最后一个被接收的MPDU的序号。
当发送了其中聚合有多个MPDU的PSDU之后过去预定时间时，如果还无法接收来自目的地的压缩分组确认，则发送终端通过利用第一个被聚合的MPDU的序号作为分组确认起始序列控制的值来重传分组确认请求。通常只需重传在PSDU之前立即聚合的分组确认请求。然而，如果省略了分组确认请求，而且由此没有像在第二个实施例中一样在PSDU之前立即聚合该分组确认请求，则必须新形成一个分组确认请求。在图14所示的例子中，在分组确认起始序列控制中描述了具有序号“1”-“7”的最后发送的MPDU中的第一个MPDU的“1”。而且，分组确认请求142基本上不聚合到任何一个其它帧中。已经接收了没有聚合其它MPDU的分组确认请求142的终端比较分组确认请求142中的分组确认起始序列控制的值与该终端已经最后成功接收的MPDU的序号的值。如果分组确认起始序列控制的值等于或小于(先于)最后被接收的MPDU的序号，则终端使用为发送一个压缩分组确认存储的位图信息141作为分组确认位图信息。在一个SIFS周期之后，如图15所示，终端通过压缩分组确认150反射地响应。在图15所示的例子中，接收终端通过直接利用在最后被接收的PSDU中的多个MPDU的接收状态1011011作为分组确认位图，向发送终端返回压缩分组确认150。分组确认请求142的分组确认起始序列控制的值被拷贝作为压缩分组确认150的分组确认起始序列控制的值。
在一些情况下，在形成位图信息141时使用的分组确认起始序列控制与分组确认请求142的分组确认起始序列控制有区别。这发生在第一个聚合的MPDU破裂，分组确认请求也破裂，而且位图信息141的形成是通过假设接收方已经成功接收的第一个MPDU的序号就是第一号时。在此情况下，转换位图信息141，使得位图信息141的起点的序号不再与分组确认请求的起始序列控制冲突。作为选择，可以保持位图信息141不转换，而且将要返回的分组确认的分组确认起始序列控制被设置为在形成位图信息141时使用的值(即不同于分组确认请求的值)。注意，接收方还存储在形成位图信息141时假设的第一序号。即使没有存储第一序号，也能够通过利用例如，最后成功接收的MPDU的序号和位图信息141通过逆运算来计算。
图16示出了在重传分组确认请求时根据上述控制例子的序列例子。HC向QSTA 1发送QoS CF-Poll以将其分配给TXOP周期1。参考图16，在TXOP周期的范围之内，QSTA 1聚合多个QoS数据帧和一个分组确认请求为一个物理帧160，并将其发送给QSTA 2。然而，在分组确认请求161中出现错误，因此无法接收压缩的分组确认。之后在QSTA 2的TXOP周期2到期，并且HC向QSTA 1再次分配TXOP周期3时，QSTA 1重传分组确认请求162并从QSTA 2接收压缩分组确认163。通过这种方式就能完成一系列的帧序列。
下面参照图17～19描述重传控制例2。假设，如图17所示，通过将具有序号“1”-“7”的MPDU和分组确认请求聚合为一个PSDU，发送终端发送它们。接收方确定序号“2”和“5”已经分组确认请求没有被成功接收作为差错校验的结果，并保存在该点接收的PSDU的MPDU的接收状态作为位图信息(在图17所示的例子中位图为1011011)。接收方还存储最后接收的MPDU的序号(在图17所示的例子中序号为“7”)。上文与上面提到的例子相同。
在图17所示的例子中，数据接收终端无法返回压缩分组确认。因此甚至在过去一段预定时间之后仍无法接收到压缩分组确认，发送终端重传分组确认请求。如上所述，第一个聚合的MPDU的序号(在图17所示的例子中为“1”)被描述为分组确认请求的分组确认起始序列控制的值。如果即使发送了该分组确认请求也无法返回压缩分组确认，发送终端放弃重传数据。根据IEEE802.11e草案8.0，QoS数据具有对应于每个优先级的延迟界限。延迟界限以毫秒为单位指定，允许传送标记，标记从本地MAC-SAP(业务接入点)MSDU到达本地MAC子层的时间和成功传送或重传MSDU到目的地的时间之间测量的最大时间量。已经超出这个延迟界限的MAC帧被发送终端丢弃，因为该MAC帧无法满足QoS需求。在图17所示的例子中，如果由发送终端聚合和发送的序号为“1”-“7”的所有MAC帧都超出了该延迟界限并被丢弃，则将聚合新的帧为下一发送序列。
在图18所示的例子中，具有序号“8”-“14”的MPDU 180和分组确认请求181在将它们聚合成一个PSDU时发送。第一个MPDU的序号“8”被描述为聚合到PSDU的尾标的分组确认请求181的分组确认起始序列控制的值。如果聚合了MPDU(序号为“8”-“14”)180和分组确认请求181的该PSDU由于冲突或类似原因完全错误，则接收终端根本就不更新任何接收状态。如果甚至在经过预定时间之后仍无法接收压缩分组确认，则发送终端重传其中分组确认起始序列控制为“8”的分组确认请求181。在接收到重传的分组确认请求181之后，接收方检测到帧181的分组确认起始序列控制的值为“8”，这大于接收方成功接收的最后一个MPDU的序号“7”。在图18所示的例子中，用于一个压缩分组确认的位图信息对应于具有序号“1”-“7”的MPDU，因此由分组确认起始序列控制指示的之前接收状态根本不被记录。在此情况下，如图19所示，一直到该点所存储的具有序号“1”-“7的MPDU的接收状态(在图18所示的例子中为1011011)被清零，而且分组确认位图190的所有位都为0的压缩分组确认191被发送。即，分组确认位图190表示没有一个MAC帧被成功接收。
参考图19，已经聚合并发送了具有序号“8”-“14”的MPDU的终端从目的地终端接收压缩分组确认191。如果分组确认位图190的所有位都为0，则具有序号“8”“14”的所有MPDU 192都为重传目标。在图19所示的例子中，作为重传对象的具有序号“8”-“14”的MPDU192和分组确认请求(分组确认起始序列控制为“8”)193被聚合到一个PSDU中并被发送。如果接收终端能成功接收任何一个MPDU 192，除了在PSDU中聚合的分组确认请求193之外，其更新接收状态的位图和最后被成功接收的MPDU的序号。
在上述的本发明的第一个实施例中，在MSDU不被分段的假设下，有可能减少分组确认中包含的位图信息并有效地增大MAC。在该实施例中，已经说明了立即分组确认的实施方式的例子，在该例子中，当在分组确认请求接收之后过去SIFS周期时返回分组确认。具体来说，当其中聚合了多个MPDU并且分组确认请求被聚合到这些MPDU的尾标的PSDU被接收时，可以反射地返回接收状态作为立即分组确认。然而，不用任何分段就能压缩位图信息类似地适用于延迟分组确认。
而且在本实施例中，一个分组确认请求和一个分组确认被包含在一个PSDU中。然而，该实施例也可以扩展，使得多个分组确认请求和多个分组确认被包含在一个PSDU中。例如，当定址到同一目的地但具有不同TID的多个MPDU被聚合到一个PSDU中时，可以以与PSDU中包含的各个TID一一对应的关系添加分组确认请求。如果一些TID并不立即需要任何确认或根本不需要任何确认，则TID的数量可以大于分组确认请求帧的数量。而且要返回的分组确认帧还可以以与这些分组确认请求一一对应的关系被产生和发送。尽管聚合要返回的分组确认帧为一个PSDU是自然的，但也可以作为不同PSDU发送。此外，当定址到不同目的地的MPDU被聚合成一个PSDU时，分组确认请求也可以以与PSDU中包含的这些目的地一一对应的关系添加。要返回的分组确认从对应于这些目的地的接收设备分别发送。从接收设备发送的这些分组确认响应被调度以便不相互冲突。也可以组合多个TID和多个目的地。
本实施例也可以类似地应用于HC不控制任何调度的正常CSMA/CA中。
(第二个实施例)
在本发明的第一个实施例中，当多个MPDU被聚合到一个PSDU中时，分组确认请求帧总是被聚合到该PDSU的尾标。在此情况下，已经接收到该PSDU的终端检测该聚合的MPDU的错误，并在检测到分组确认请求的存在时，反射地返回一个压缩分组确认。相反，在本发明的第二个实施例中，多个MPDU被聚合到一个PSDU中，而且在不聚合任何一个分组确认请求帧到PSDU的尾标的情况下发送一个物理帧。
图20和21分别示出了其中聚合有多个MPDU的PSDU的帧排列的例子。参考图20，指示MPDU的长度的信息(MPDU长度)201和用于该长度信息的CRC 202被添加到每个MPDU的首标。如同在第一个实施例中一样，MPDU长度201和CRC 202在下文中将被统称为“MPDU分离”203。如图20所示，在第二个实施例中，在其中聚合有多个MPDU的PSDU的尾标不存在分组确认请求帧。如果MPDU分离203的CRC计算正确而且由MPDU长度201所指示的MPDU的FCS的计算结果正常，则认为每个MPDU被成功接收。参考图21，多个MPDU的长度信息被作为首标添加到被聚合的MPDU的首标中。如同在第一个实施例中一样，该首标将在下文中被称为“MAC超帧首标”210。如果MAC超帧首标210的CRC计算的结果有错，则所有的MPDU都被认为有错。注意，MPDU长度信息以字节为单位指定了从MAC首标到FCS的长度。在第二个实施例中，如图20和21所示，已经接收了夹在物理(PHY)首标(图20中的200，图21中的212)和物理(PHY)报尾(图20中的204和图21中的213)之间的PSDU中的聚合有多个MPDU的物理帧的终端在该点反射地返回接收状态，作为压缩分组确认。
下面将参照图22-24描述本发明的第二个实施例的基本发送/接收序列。在图22中，发送终端将已经连续分配了序号“1”至“8”的MPDU聚合到一个PSDU中，并发送该PSDU。如同在第一个实施例中一样，发送终端具有一个用于重传的子队列，并在该子队列中存储具有图22所示的序号“1”至“8”的MPDU的拷贝。在图22所示的例子中，已经接收了其中聚合有MPDU的PSDU的接收终端计算每个MPDU的接收状态，将所计算的接收状态转换为分组确认位图220，并反射地返回一个压缩分组确认。与第一个实施例不同的是，没有分组确认请求被聚合。因此，如果该PSDU中只有任何一个MPDU被成功接收，则接收终端在接收到该PSDU时返回一个压缩分组确认。该程序被称为“隐式分组确认请求”。在图22所示的例子中，通过FCS计算的结果发送具有序号“2”，“5”和“7”的MPDU有错。接收终端设置在该PSDU中被成功接收的第一个MPDU的序号，作为压缩分组确认的分组确认起始序列控制的值。分组确认位图220是从与首先被接收的该MPDU的相对位置关系形成的。参考图22，接收状态的位图排列为10110101...。而且压缩分组确认的分组确认起始序列控制为“1”。如同在上述的第一个实施例中一样，如果可以被聚合到一个PSDU中的MPDU的最大数量没有达到，对于位图字段的后半部分通过0执行填充或类似操作。作为选择，分组确认位图220的位图长度也可以根据在PSDU中聚合的MPDU的数量来改变。参考图23，已经从目的地接收到压缩分组确认230的数据发送终端首先检测帧230的分组确认起始序列控制。在图23所示的例子中，该值等于由发送终端所发送的第一个MPDU的序号“1”。因此，发送终端基于压缩分组确认230的分组确认位图231确定由终端发送的MPDU的发送状态。图23所示的分组确认位图231为10110101。结果，发送终端检测到具有序号“2”，“5”和“7”的MPDU没有被正确接收。因此，这些具有序号“2”，“5”和“7”的MPDU被再次聚合为重传的目标。如同在第一个实施例中那样，只要接收方的缓冲器容量许可，发送终端还聚合和发送一个新帧232。当发送其中聚合了多个MPDU和重传帧233的PSDU时，发送终端不将任何一个分组确认请求聚合到该PSDU的尾标。
如图24所示，被分配TXOP周期1的QSTA 1通过HC发送给QSTA 2一个其中聚合有多个QoS数据的物理帧240。已经接收了帧240的QSTA 2在过去一个SIFS周期之后返回一个压缩分组确认。从HC到QSTA 1的下行链路传输在该相同程序之后执行。即，在HC的TXOP周期2中，HC发送给QSTA 1一个其中聚合了多个QoS数据的物理帧242，并从QSTA 1接收压缩分组确认243，从而完成一系列发送序列。
在本发明的第二个实施例中，由于在PSDU中没有聚合分组确认请求帧，可以提高MAC效率。还有可能在接收方降低接收分组确认请求帧的过程的负载。
下面参照图25和26描述当从其中聚合有多个MPDU的PSDU的首标连续出现帧差错时的重传控制的例子。如图25所示，假设具有序号“1”至“8”的MPDU被聚合和发送，而且接收终端通过FCS计算的结果确定具有序号“1”，“2”，“5”和“7”的MPDU有错。在第二个实施例中，与第一个实施例不同的是，在PSDU中没有聚合分组确认请求帧，因此PSDU的首标的序号无法确定。尤其是在一个MPDU分离字段被添加到如图20所示的多个MPDU的首标时，在该PSDU中聚合的MPDU的数量也未知，因此也无法估计分组确认起始序列控制。因此在本发明的第二个实施例中，已经接收了其中聚合有多个MPDU的PSDU的终端设置在PSDU中第一个被成功接收的MPDU的序号，作为压缩分组确认的分组确认起始序列控制的值，并从相对于分组确认起始序列控制的序号关系，与该MPDU的相对位置关系中形成接收状态的位图。即，如图25所示，可以由数据接收终端成功接收的第一个MPDU是具有序号“3”的帧。因此，“3”被设置为压缩分组确认的分组确认起始序列控制。另外，基于与在PSDU中具有序号“3”的MPDU的相对位置关系形成分组确认位图250。在图25所示的例子中，形成位图110101。如前所述，如果可以聚合到一个PSDU中的MPDU的最大数量没有达到，则位图的后部251被填充0。作为选择，接收终端也可根据PSDU中聚合的MPDU的数量改变分组确认位图250的位图长度。如果在通过聚合多个MPDU发送该多个MPDU之后发送终端接收到压缩分组确认252，其比较由其发送的MPDU的序号与分组确认起始序列控制。
在图26所示的例子中，发送具有序号“1”至“8”的MPDU，而且来自目的地终端的压缩分组确认252的分组确认起始序列控制的值为“3”。在此情况下，序号小于分组确认起始序列控制的值的所有MPDU被认为有错。即，发送终端确定具有序号“1”和“2”的MPDU有错。发送终端还基于从分组确认起始序列控制的值“3”开始的相对位置关系确定具有序号“5”和“7”的MPDU有错。在接收到上述的压缩分组确认252时，发送终端聚合要重传的MPDU 260，如果接收方的缓冲区容量具有额外的存储区域，则聚合并发送一个新帧。
下面参照图27解释发送终端重传分组确认请求的情况。如第一个实施例所述，如果从目的地没有接收到压缩分组确认，则发送终端重传分组确认请求。在本发明第二个实施例中，当QoS数据被聚合到一个物理帧时，在该帧的尾标不包含分组确认请求。因此，仅在无法接收到压缩分组确认时从数据发送终端重传分组确认请求。在图27所示的例子中，具有序号“1”，“2”，“5”和“7”的MPDU被聚合和发送为重传帧260。在此情况下，最后一个发送的PSDU的头一个MPDU的序号的值被拷贝到分组确认请求270的分组确认起始序列控制。参考图27，分组确认请求270的分组确认起始序列控制为“1”。在已经接收到分组确认请求270的终端中，在最后一个被接收的PSDU中的多个MPDU的接收状态被存储作为一个压缩分组确认响应。如果分组确认请求270的分组确认起始序列控制的值小于该接收终端最后成功接收到的MPDU的序号，则接收终端将存储的位图信息直接转换成分组确认位图，并反射地返回一个压缩分组确认。在第二个实施例中，该压缩分组确认的分组确认起始序列控制的值不从分组确认请求中拷贝。即，在最后一个被接收的PSDU中被成功接收的第一个MPDU的序号被描述为该值。这是因为对应于由分组确认请求指示的分组确认起始序列控制的MPDU不总是被成功接收。作为选择，还有可能从分组确认请求拷贝分组确认起始序列控制，并将位图信息改变为具有指示以下信息的内容：没有成功接收到比所存储的位图信息的第一序号更早的部分。
图28示出了包括本发明的第二个实施例的重传过程的基本帧交换序列。参考图28，数据发送终端将具有序号“1”至“8”的MPDU聚合为一个PSDU 280，并发送它。接收方接收PSDU 280，如果具有序号“1”，“2”，“5”和“7”的MPDU有错，则发送具有位图排列11010100的压缩分组确认281。发送方从压缩分组确认281的内容确定具有序号“1”，“2”，“5”和“7”的MPDU没有被成功接收，并通过聚合要重传的这些MPDU重传PSDU 282。如果接收方由于冲突等原因根本无法接收重传的PSDU，发送终端在经过预定时间之后通过设置“1”作为分组确认起始序列控制发送分组确认请求283。尽管分组确认起始序列控制的值为“1”，在接收终端最后接收的PSDU中的头一个MPDU的序号为“3”。因此，已经接收了分组确认请求283的终端设置“3”作为压缩分组确认284的分组确认起始序列控制的值，并返回存储的接收状态的位图作为分组确认位图。已经接收了压缩分组确认284的发送终端将在最后发送的MPDU 282中的所有那些序号小于压缩分组确认284的分组确认起始序列控制的值的MPDU认为是错误，并从分组确认位图中检测错误的MPDU。即，在图28所示的例子中，所有的重传MPDU 282都有错。结果，发送终端认为具有序号“1”，“2”，“5”和“7”的所有MPDU为重传目标，并发送其中聚合了这些MPDU的PSDU 285。之后，发送终端从目的地接收压缩分组确认286，从而完成一系列的帧交换序列。
图29示出了包含由数据发送终端执行的重传的发送缓冲区管理。数据发送终端从包含具有不同目的地和不同优先级的MAC帧的主队列中提取MAC帧，为提取的MAC帧分配连续的序号“1””至“8”，并将它们存储到子队列290中用于重传。发送终端然后提取具有序号“1”至“8”的MPDU的拷贝，将这些拷贝聚合到一个PSDU中，并发送PSDU。之后，发送方存储所发送的MPDU的序号。在图29所示的例子中，指示“1”，“2”，“3”，“4”，“5”，“6”，“7”和“8”的信息被存储在发送方。如果其中分组确认起始序列控制为“3”的压缩分组确认291被从目的地终端接收，则发送终端认为具有小于“3”的序号“1”和“2”的MPDU有错。发送终端还认为具有序号“5”和“7”的MPDU为来自分组确认位图的错误。如果这些MPDU从第一个开始被连续成功发送，则从重传子队列290向后删除MPDU。在图29所示的例子中，具有序号“1”的MPDU被发现有错，因此不能从该子对列中删除帧。在此情况下，在子队列290中成功发送的MAC帧通过给予它们一些指示发送成功的识别信息希望一直存储在子队列中。这是因为在下一序列中接收到压缩确认分组时，变得很难区别成功发送的MPDU和没有成功发送的MPDU。不需要总是存储整个成功发送的MPDU。每个序号的状态都很重要。之后，发送终端重传具有序号“1”，“2”，“5”和“7”的MPDU。如果接收方能够成功接收除具有序号“7”的MPDU之外的所有这些MPDU，则返回其中分组确认起始序列控制为“1”的压缩分组确认292。发送终端确定具有序号“1”，“2”和“5”的MPDU被成功发送，并从子队列290中的第一个MPDU到具有序号“6”的MPDU连续删除MPDU。结果，具有序号“7”的MPDU被存储在子队列290的首标。
在上述的本发明的第二个实施例中，由于从PSDU中能删除分组确认请求，MAC效率得以提高。而且当没有分段MSDU时，有可能减少在分组确认中含有的位图信息，并提高MAC效率。另外，有可能实现立即分组确认，由此在接收到分组确认请求之后过去SIFS周期时返回分组确认。通过从PSDU中删除分组确认请求提高MAC效率的方法也适用于延迟分组确认。
本领域的技术人员容易想到其它优点和修改。因此，本发明在其更广的方面并不局限于在此显示和描述的特定细节和代表性实施例。因此，可以不偏离如所附权利要求书和它们的等价物定义的一般发明概念的精神和范围进行各种修改。

Claims (16)

1.一种通信设备，包括：
物理帧形成装置，被配置成形成包含聚合的MAC协议数据单元MPDU而不包含确认请求帧的一个物理帧，序号被分配给所述聚合的MPDU的每个数据帧，
其中所述物理帧在接收终端处被解释为在确认所述物理帧包含聚合的MPDU并且所述聚合的MPDU的至少一个数据帧被成功接收时反射地发送确认帧；
发送装置，被配置成发送所述物理帧；
接收装置，被配置成在从所述物理帧的发送开始经过了短IFS期时，开始接收所述确认帧，
其中所述确认帧包含确认起始序列控制以及表示从作为所述确认起始序列控制的值的序号起的接收状态的确认位图，
其中所述确认起始序列控制是被成功接收的聚合的MPDU的最小序号，并且
其中所述短IFS期是最小帧间隔；
第一存储装置，被配置成存储由所述发送装置发送的所述聚合的MPDU；以及
确定装置，被配置成基于所述聚合的MPDU的序号、所述确认起始序列控制以及所述确认位图，从存储在所述第一存储装置中的所述聚合的MPDU中确定要重传的数据帧。
2.根据权利要求1的设备，其中
所述确定装置确定序号小于所述确认起始序列控制的值并且未成功发送的数据帧作为要重传的数据帧。
3.根据权利要求1或2的设备，其中，
如果当从所述物理帧的发送开始经过了预定期间时，所述接收装置没有接收到所述确认帧，
所述发送装置发送确认请求帧，该确认请求帧具有作为所述聚合的MPDU的序号当中的第一个序号的所述确认起始序列控制的值。
4.根据权利要求3的设备，其中，
如果所述接收装置接收到响应于所述确认请求帧的指示没有数据帧被成功接收的确认帧，
所述发送装置重传所述物理帧。
5.根据权利要求1的设备，进一步包括：
天线，其中
所述发送装置使用所述天线发送所述物理帧，以及
所述接收装置使用所述天线接收所述确认帧。
6.根据权利要求1的设备，进一步包括：
产生装置，被配置成产生请求所述确认帧的使用的帧，
其中所述发送装置发送由所述产生装置产生的帧。
7.一种通信设备，包括：
物理帧形成装置，被配置成形成包含聚合的MAC协议数据单元MPDU而不包含确认请求帧的一个物理帧，
其中所述物理帧在接收终端处被解释为在确认所述物理帧包含聚合的MPDU并且所述聚合的MPDU的至少一个数据帧被成功接收时反射地发送确认帧；
发送装置，被配置成发送所述物理帧；以及
接收装置，被配置成在从所述物理帧的发送开始经过了短IFS期时，开始接收所述确认帧，
其中所述确认帧包含从所述聚合的MPDU的序号中被成功接收的第一个起的接收状态，并且
其中所述短IFS期是最小帧间隔。
8.一种通信设备，包括：
接收装置，被配置成接收包含聚合的MAC协议数据单元MPDU而不包含确认请求帧的一个物理帧，序号被分配给所述聚合的MPDU的每个数据帧；
确认帧形成装置，被配置成解释在检测到所述物理帧包含聚合的MPDU并且所述聚合的MPDU的至少一个数据帧被成功接收时形成并反射地发送第一确认帧，
其中所述第一确认帧包含确认起始序列控制，以及表示从作为所述确认起始序列控制的值的序号起的接收状态的确认位图，
其中所述确认起始序列控制是被成功接收的聚合的MPDU的最小序号；以及
发送装置，被配置成在从所述物理帧的接收开始经过了短IFS期时，发送所述第一确认帧到所述物理帧的发送终端，
其中所述短IFS期是最小帧间隔。
9.根据权利要求8的设备，进一步包括
存储装置，被配置成存储包含在所述第一确认帧中的所述确认位图，其中，
当所述接收装置接收到确认请求帧时，
所述确认帧形成装置基于存储在所述存储装置中的所述确认位图，形成第二确认帧，以及
所述发送装置发送所述第二确认帧。
10.根据权利要求9的设备，其中，
如果所述确认请求帧的确认起始序列控制的值大于在接收所述确认请求帧之前接收的数据帧的序号，
所述确认帧形成装置形成指示没有数据帧被成功接收的第三确认帧，以及
所述发送装置发送所述第三确认帧。
11.根据权利要求9的设备，其中，
如果所述确认请求帧的确认起始序列控制的值小于存储在所述存储装置的所述确认位图中的最后成功接收到的数据帧的序号，
所述确认帧形成装置通过以下方式形成第四确认帧：从存储在所述存储装置中的所述确认位图，或通过拷贝所述确认请求帧的确认起始序列控制的值并将所述第四确认帧的确认位图改变为具有指示没有成功接收到比存储在所述存储装置中的所述确认位图的第一序号更早的部分的内容，以及
所述发送装置发送所述第四确认帧。
12.根据权利要求8的设备，进一步包括
天线，其中
所述接收装置使用所述天线接收所述物理帧，以及
所述发送装置使用所述天线发送所述第一确认帧。
13.根据权利要求8的设备，进一步包括
产生装置，被配置成产生指示是否允许使用所述确认帧的帧，
其中所述发送装置发送由所述产生装置产生的帧。
14.一种通信设备，包括：
接收装置，被配置成接收包含聚合的MAC协议数据单元MPDU而不包含确认请求帧的一个物理帧；
确认帧形成装置，被配置成解释在检测到所述物理帧包含聚合的MPDU并且所述聚合的MPDU的至少一个数据帧被成功接收时形成并反射地发送第一确认帧，
其中所述第一确认帧表示从所述聚合的MPDU的序号中被成功接收的第一个起的接收状态；以及
发送装置，被配置成在从所述物理帧的接收开始经过了短IFS期时，发送所述第一确认帧到所述物理帧的发送终端，
其中所述短IFS期是最小帧间隔。
15.一种通信方法，包括：
形成包含聚合的MAC协议数据单元MPDU而不包含确认请求帧的一个物理帧，
其中所述物理帧在接收终端处被解释为在确认所述物理帧包含聚合的MPDU并且所述聚合的MPDU的至少一个数据帧被成功接收时反射地发送确认帧；
发送所述物理帧；以及
在从所述物理帧的发送开始经过了短IFS期时，开始从所述接收终端接收所述确认帧，
其中，所述确认帧包含从所述聚合的MPDU的序号中被成功接收的第一个起的接收状态，并且
其中所述短IFS期是最小帧间隔。
16.一种通信方法，包括：
接收包含聚合的MAC协议数据单元MPDU而不包含确认请求帧的一个物理帧；
解释在检测到所述物理帧包含聚合的MPDU并且所述聚合的MPDU的至少一个数据帧被成功接收时形成并反射地发送第一确认帧，
其中所述第一确认帧表示从所述聚合的MPDU的序号中被成功接收的第一个起的接收状态；以及
在从所述物理帧的接收开始经过了短IFS期时，发送所述第一确认帧到所述物理帧的发送终端，
其中所述短IFS期是最小帧间隔。
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