CN1454419A - 支持CSMA网络中无争用间隔和QoS的方法和协议 - Google Patents

Abstract

一种在CSMA网络(700)中支持集中式和分布式共享媒体接入控制的方案。主装置(702)与从属装置(704)利用面向争用的接入交换连接控制消息以建立一个连接和周期性的无争用间隔回话。无争用间隔(722)按照连接控制消息给出的定时参数改变面向争用的间隔(725)。每个无争用间隔(722)都被划分成时隙(727)，主装置(702)发送向下传输的帧，从属装置(704)在随后的时隙里发送向上传输的帧，如果向下传输的帧表明：源地址与主装置的地址相同，无争用访问处于最高优先级，连接号对应于主装置和从属装置之间建立的连接。在无争用间隔里利用说明哪个装置具有主控制的主标志以及说明主控制转移方向的控制标志，将主控制从一个装置传送给另一个装置。

Description

支持CSMA网络中无争用间隔和QoS的方法和协议

技术领域

本发明涉及CSMA网络中的媒体接入控制(MAC)协议。

背景技术

共享媒体接入网络采用一些媒体接入控制协议来控制对物理媒体的接入。共享媒体接入机制可以进行轮询、时分多路存取(TDMA)、载波侦听多路存取(CSMA)或者一些其它的共享接入协议。轮询方式利用集中式主站周期性地查询其它(从)站，向其它节点给出在媒体上发送信息的明确许可。在时分多路存取协议中，网络主机在每一轮消息之前广播一帧同步信号，同步所有站的时钟，同步以后，每个站在唯一地分配的时间段内发送信号。在具有防冲突的载波侦听多路存取(CSMA/CA)方式中，每个站都要对媒体上的信号传输进行侦听，在信号传输结束以后，根据在传输前选择的时隙号，等待给定的一段时间(或者帧间间隙)，以及随着所选时隙号不同而不同的一个或者多个传输(或者争用解决方案)时隙的附加的延迟。

尽管象CSMA这样的分布式控制方式非常有效和灵活，但是它们没有良好的确定性特性，通常只用于数据应用。象轮询和TDMA这样的集中式控制方式比CSMA更加严格，效率更低，但是工作的时候具有高度的确定性，因而非常适合于对时间有严格要求的语音和多媒体通信。

目前有一种趋势，也就是用一个网络支持不同类型的通信系统。利用传统的MAC，单独一个网络不可能非常容易地平衡各种应用对服务的要求，例如语音、多媒体和数据对服务的要求。

发明概述

根据本发明的一个方面，在CSMA网络里的操作过程包括：一个装置与第二个装置通过媒体利用CSMA面向争用服务交换消息，以在CSMA面向争用服务中建立周期性无争用间隔会话，供所述装置和第二个装置在这个媒体上进行无争用通信使用，以及在交换过的消息的基础之上由所述装置确定无争用间隔里什么时候能够在媒体中传送信号。

本发明的实施例中可以包括以下特征中的一个或者多个。该装置可以是一个主装置，及第二个装置可以是一个从装置。无争用通信可以包括主装置发送的向下传输的帧和从装置发送的向上传输的帧，以及确定过程可以包括主装置通过向下传输的帧轮询从装置，并且接收从装置响应这些轮询发送的向上传输的帧。

这一连接中的这个装置和第二个装置都包括与主机连接的一个MAC单元。这一装置对连接控制消息的交换做出响应，可以从MAC单元中的主机接收一组连接消息，这组连接消息包括：分配给这个装置和第二个装置之间连接的一个连接号，说明这个装置是不是主装置的一个主标志和说明是否要传送主控制以及传送主控制的方向的一个控制标志。

无争用通信中的每一帧都可以包括表明无争用状态的一个争用控制标志，包括帧优先级的一个优先级字段，用于标识这组连接消息中收到的连接号的一个连接号字段，以及源和目的地地址字段。每一帧都可以包括CSMA网络中所有装置都能看到的帧控制信息，争用控制标志和优先级也可以被包括在这一帧控制信息中。

当这个装置是一个主装置，以及第二个装置是一个从属装置的时候，无争用通信可以包括从主装置发送的向下传输的帧以及从从属装置发送的向上传输的帧。如果连接号与这组连接消息中的连接号相同，向下传输的帧就可以引起从属装置向上发送帧，这个争用控制标志被设置为表明没有争用状态，优先级字段被设置成最高优先级状态，源地址与主装置的地址相同。通过将连接号设置为不同于分配的连接号就可以防止向下传输的帧以后发送向上传输的帧。向下传输的帧以后可以发送另一个向下传输的帧。

这组连接消息还可以包括：一个指明将要传送的帧的大小的源地址帧大小数据，以及一个利用在源地址帧大小的基础之上的发送定时器来确定由于向上传输的帧或者向下传输的帧发生故障，主装置没有从从属装置收到任何帧的时候，什么时候发送排队的帧。

这组连接消息还可以包括一个说明帧的平均大小的发送帧大小信息，这个发送帧大小可以被用来确定将要发送的虚拟帧的大小，当这一帧将要发送并且该帧不用排队发送时。

当这个装置是一个从属装置，并且第二个装置是一个主装置的时候，以及该无争用通信包括向下传输的帧和向上传输的帧，这组连接消息还可以包括一个终身定时器值，用于说明没有从主装置收到向下传输的帧的时候什么时候删除正在排队的帧。

当主标志和控制标志都被置位的时候，可以将主控制从是一个主装置的这个装置转移给第二个装置。当第二个装置是主装置的时候，在主标志和控制标志被置位的情况下，这个装置可以从主装置收到主控制权。

当这个装置是从属装置的时候，这个连接控制消息可以表明这个从属装置要在无争用间隔里发送最后一帧，并且响应这一交换，被向下传输的帧所触发，可以发送一个向上传输的帧，其中争用控制标志的值用于表明无争用间隔被终止。

这个媒体可以是一条电力线。

主装置和主控制被传送过去的第二个装置具有不同的网络加密密钥的时候，在无争用间隔中的一个间隔里用不加密的向下传输帧传送主控制。

可以在这个装置和不同逻辑网络的一个装置之间交换消息，以将会话控制传送给不同逻辑网络里的装置。

本发明的优点如下。一个站不仅可以利用争用控制和优先级信息来控制这一媒体本身，而且还能够将这一控制(一旦建立起来)转移给其它站，从而进行控制传送或者轮询。另外，在受控状态下通过分配和共享可用网络带宽，主到主控制传送允许多重逻辑网络互相协作。这样，这一接入控制机制就非常灵活，允许网络适应系统需求的变化。

服务质量是通过主站启动无争用会话来保证的，它具有已知、确定的最差情形信道访问特性，例如由于较低优先级的帧已经占用了网络而导致的等待时间。这一单个特性属于无争用会话过程中随后传送的所有通信信号，因为每个间隔中传输的顺序是确定的，不再需要基于争用的任何接入，没有任何其它装置能够与这一会话争用或者干扰它。

无争用通信中的每一帧都可以包括其它装置听到的帧控制信息以及不愿被其它装置听到的有效载荷。这一帧控制信息可以包括用于有效载荷进行译码和解调，与信道图信息有关的一个信道图指数。

通过以下说明和权利要求进一步描述本发明的其它特征和优点。

附图的简要说明

图1示出与传输信道相连的网络站网络的方框图，网络中的各站包括媒体接入控制(MAC)单元和物理层(PHY)设备；

图2示出PHY设备(如图1所示)的详细方框图；

图3示出OFDM帧格式的示意图，它包括开始分隔符、随后的有效负载以及结束分隔符；

图4示出响应帧分隔符格式的示意图；

图5A示出开始分隔符(如图3所示)中的帧控制字段格式的示意图；

图5B示出结束分隔符(如图3所示)中的帧控制字段格式的示意图；

图6示出响应分隔符(如图4所示)中的帧控制字段格式的示意图；

图7示出图3所示的帧有效负载内的段控制字段格式的示意图；

图8示出图3所示的帧有效负载内的帧主体格式的示意图；

图9示出图8所示的帧主体内的“MAC管理信息”字段格式的示意图；

图10示出图9所示的“MAC管理信息”字段内的MCTRL字段格式的示意图；

图11示出图9所示的“MAC管理信息”字段内的MEHDR字段格式的示意图；

图12A示出其中MEHDR字段将数据项类型标识为“信道估计”请求类型的“MAC管理信息”字段内的MMENTRY数据项字段格式的示意图；

图12B示出其中MEHDR字段将数据项类型标识为信道估计响应类型的“MAC管理信息”字段内的MMENTRY数据项字段格式的示意图；

图13A示出其中MEHDR字段将数据项类型标识为连接信息请求类型的“MAC管理信息”字段内的MMENTRY数据项字段格式的示意图；

图13B示出其中MEHDR字段将数据项类型标识为连接信息响应类型的“MAC管理信息”字段内的MMENTRY数据项字段格式的示意图；

图14示出其中MEHDR字段将数据项类型标识为设置本机参数类型的“MAC管理信息”字段内的MMENTRY数据项字段格式的示意图；

图15示出其中MEHDR字段将数据项类型标识为更换网桥地址类型的“MAC管理信息”字段内的MMENTRY数据项字段格式的示意图；

图16示出其中MEHDR字段将数据项类型标记为设置网络加密密钥类型的“MAC管理信息”字段内的MMENTRY数据项字段格式的示意图；

图17示出其中MEHDR字段将数据项类型标记为利用响应的多点传播(MWR)类型的“MAC管理信息”字段内的MMENTRY数据项字段格式的示意图；

图18示出其中MEHDR字段将数据项类型标记为“并置”类型的MAC管理信息字段内的MMENTRY数据项字段格式的示意图；

图19A和图19B示出采用优先权的争用方式访问(图19A)和采用优先权的无争用方式访问(图19B)的数据帧传输过程的示意图；

图19C和图19D示出采用优先权的争用方式访问(图19C)和采用优先权的无争用方式访问(图19D)的响应帧传输过程的示意图；

图20示出根据待发送帧的到达时间发送优先权与争用分辨时隙信令的示意图；

图21示出MAC单元(如图1所示)的方框图，MAC单元包括具有发送(TX)处理器和接收(RX)处理器的状态机；

图22示出图21所示的TX处理器的方框图；

图23示出图22所示的TX处理器所完成的帧发送过程的流程图；

图24示出图23所示的帧发送过程完成的响应分解过程的流程图；

图25示出图23所示的帧发送过程完成的访问争用过程的流程图；

图26示出图21所示的RX处理器的方框图；

图27示出图26所示的RX处理器完成的帧接收过程的流程图；

图28分别示出说明图23和图27所示的帧发送过程和帧接收过程各方面的状态图；

图29图解说明被划分为分别由唯一加密密钥定义的各逻辑网络的网络；

图30示出添加新站作为逻辑网络的一个成员(并使用例如图29所示的逻辑网络之一)的过程的流程图；

图31更详细地示出(图29所示的一个逻辑网络的)逻辑网络成员站的示意图，各成员站保持该逻辑络的网络密钥与选择对。

图32示出包括两个通过网桥连接到不可靠站子网的可靠站子网的扩展网络的方框图，不可靠子网内的各站和网桥可以支持网桥代理机制；

图33示出在为了使当不可靠子网的站接入这些站时它们所连接到的可靠子网内分别作为站网桥代理的各网桥，而配置的图32所示的扩展网络的方框图；

图34示出网桥代理发送过程的流程图；

图35示出网桥代理发送过程的多点传播处理部分的流程图；

图36示出网桥代理接收过程的流程图；

图37示出其中一个站作为主控站而其它站作为附属站从而支持无争用间隔过程的站网络；

图38示出无争用间隔过程期间的时分图；

图39A示出设置连接MAC管理数据项的格式；

图39B示出使用连接MAC管理数据项的格式；

图40示出具有响应的转发帧的转发帧结构的示意图；

图41示出没有响应的转发帧的转发帧结构的示意图；

图42示出用于包括不使用结束分隔符的帧的帧转发过程的另一种开始分隔符帧控制字段格式的示意图；

图43示出对仅在帧转发帧之后使用图42所示的用于带响应的转发帧的开始分隔符帧控制字段的转发帧结构的示意图；

图44示出对利用响应和第一帧之后发生的NACK或FAIL转发的帧使用图42所示的开始分隔符帧控制字段的转发帧结构的示意图；

图45示出对未利用响应转发的帧使用图42所示的开始分隔符帧控制字段的转发帧结构的示意图；

图46示出具有在帧转发方法中用于规定第二帧长度的帧长度字段的另一个结束分隔符帧控制字段格式的示意图。

发明实施的详细说明

参考图1，如图所示，网络10包括与传输媒体或信道14，例如电源线(PL)相连的网络站12a、12b、...12k。在至少两个网络站12之间通过传输媒体14进行通信期间，例如，第一网络站12a作为发送网络站(发射机)，至少一个第二网络站(例如12b)作为接收网络站(接收机)。各网络站12分别包括逻辑链路控制(LLC)单元16，用于连接到数据链路用户(例如诸如计算机主机的终端设备)、电缆调制解调器或其它设备(未示出)。网络站12进一步包括：媒体接入控制(MAC)单元18，通过数据接口20与LLC单元16相连；物理层(PHY)单元22，通过MAC到PHY I/O总线24与MAC单元18相连；以及模拟前端(AFE)单元26。AFE单元26通过分开的AFE输入线28a和输出线28b连接到PHY单元22，并通过AFE到PL接口30连接到传输媒体14。各站12即硬件、软件以及固件的组合，其它站可以将它看作网络上的单个可寻址功能单元。

通常，LLC单元、MAC单元以及PHY单元符合开放系统互联(OSI)模型。更具体地说，LLC单元和MAC单元符合与OSI模型的数据链路层一致，PHY层单元与OSI模型的物理层一致。MAC单元18进行数据封装/数据去封装，并对发送(TX)功能和接收(RX)功能进行媒体接入管理。MAC单元18优选采用防冲突媒体接入控制方法，如IEEE 802.11标准所述的防冲突载波侦听多址访问(CSMA/CA)，但是也可以使用其它防冲突的适当MAC协议或MAC协议。例如，可以采用时分复用(TDMA)方法。MAC单元18还对自动请求重发(ARQ)协议提供支持。PHY单元22进行发送编码和接收解码，连同其它功能一道，以下将对它们作更详细说明。AFE单元26可以连接到传输媒体14。可以以任何方式实现AFE单元26，因此在此不再进一步对它进行说明。

在站之间交换的通信单元为帧或分组形式。在此使用的术语“帧”和“分组”均指PHY层协议数据单元(PDU)。帧可以包括与分隔符结合的数据(即有效负载)或分隔符本身，以下将对此进行说明。分隔符是信头与帧控制信息的组合。从MAC单元18接收数据和帧控制信息，而由PHY单元22对它们各不相同地进行处理，以下将参考图2进行说明。以下将参考图3至图6进一步详细说明帧结构和分隔符结构。

参考图2，PHY单元22对单个站实现TX功能和RX功能。为了支持TX功能，PHY单元22包括：扰码器32、数据FEC编码器34(用于对从MAC单元18接收的数据进行编码)、调制器36、帧控制FEC编码器38(用于编码帧控制信息)、同步信号发生器40(用于定义报头信号以进行自动增益控制和同步)以及IFFT单元42。为了方便起见，省去传统的后IFFT设备。后IFFT设备可以包括，例如具有进行升余弦开窗口的循环前置块和峰值限制器以及输出缓冲。此外还包括TX配置单元52。为了支持RX功能，PHY单元22包括自动增益控制(AGC)单元54、FFT单元58、信道估计单元60、同步单元62、帧控制FEC解码器64、解调器66、数据FEC解码器68、解扰码器70以及RX配置单元72。包括在PHY单元22内并被发送功能和接收功能共享的是MAC接口74、PHY控制器76以及信道映射存储器78。信道映射存储器78包括TX信道映射存储器78a和RX信道映射存储器78b。

在数据发送过程中，PHY到MAC接口(MAC接口)74通过PHY到MAC总线24接收数据和控制信息。MAC接口将数据送到扰码器32，这样就可以保证出现在数据FEC编码器34输入端的数据的码型大致随机。数据FEC编码器34以前向纠错码的形式对扰码数据模式进行编码，之后交织编码的数据。对于此用途可以使用任何前向纠错码，例如：RS码，或RS码和卷积码。调制器36从帧控制FEC编码器38读取FEC编码数据和FEC编码控制信息，并利用传统OFDM调制技术以OFDM码元形式将编码数据和控制信息调制到载波。这些调制技术可以相同也可以不同。调制方式或类型可以是具有1/2编码速率的二进制相移键控(“1/2 BPSK”)、具有1/2编码速率的四相相移键控(“1/2QPSK”)、具有3/4编码速率的QPSK(“3/4 QPSK”)等等。IFFT单元42从调制器36、帧控制FEC编码器38以及同步信号发生器40接收输入，并将处理数据送到后IFFT功能单元(未示出)，IFFT功能单元对帧的内容进一步进行处理，然后将它发送到AFE单元26(如图1所示)。

TX配置单元52从PHY到MAC I/F74接收控制信息。此控制信息包括关于MAC接口74发送数据所通过的信道的信息。TX配置单元52利用此信息从TX信道映射存储器78a选择正确信道(或声频)映射。选择的信道映射对所有载波(或换句话说，对各载波)和用于传输数据的载波组规定传输方式和调制类型(包括有关编码速率)，从而规定与数据传输有关的OFDM码元块的大小(固定的和可变的)。OFDM码元块包括多个码元并与帧或部分帧对应。TX配置单元52根据信道映射数据产生TX配置信息。TX配置信息括载波组或各载波的传输方式、调制类型(包括有关FEC编码速率)、码元数和各码元的位数。TX配置单元52将TX配置信息送到PHY控制器76，PHY单元76利用此信息控制FEC编码器34的配置过程。除配置控制信号之外，控制器76还将其它传统控制信号送到数据FEC编码器34以及扰码器32、调制器36、帧控制FEC编码器38、同步信号发生器40以及IFFT单元42。

帧控制FEC编码器38通过PHY到MAC接口单元74从MAC接收将包括在分隔符内的帧控制信息，如分隔符类型(例如：开始分隔符(帧开始或“SOF”)、结束分隔符(帧结束或“EOF”)以及适于类型的其它信息)。例如，如果分隔符为开始分隔符，则提供用于传送传输方式和其它信息的信道映射索引，以及帧内的OFDM码元数(待发送的)供接收站12b使用。

在数据接收过程中，PHY单元22通过AGC单元54从AFE单元26接收发送网络节点12a通过信道发送到接收网络节点12b的OFDM帧。FFT单元58对AGC单元54的输出进行处理。将FFT单元58的输出送到信道估计单元60、同步单元62、帧控制FEC解码器64以及解调器66。更具体地说，将被处理的接收数据的相位和振幅送到信道估计单元60，信道估计单元60产生新信道映射，可以通过信道将新信道映射发送到发送网络站12a。然后，在相同传输方向(即当站12a将分组信息发送到站12b时，站12b接收站12a发送的分组信息)之后互相通信的两个站使用信道映射。RX配置单元72从帧控制FEC解码器64接收信道映射索引和OFDM码元数，从RX信道映射78b对帧控制FEC解码器64提供的信道映射索引规定的信道映射进行检索，并将RX配置信息(根据信道映射参数获得的)送到控制器76。RX配置信息用于配置数据FEC解码器68，并且RX配置分组包括块大小以及对帧进行解码所需的其它信息。同步单元62将帧开始信号送到控制器76。根据这些输入，控制器76将配置信号和控制信号送到数据FEC解码器和解调器66。例如，控制器76将与接收数据有关的调制类型传送到解调器66。

解调器66对从FFT单元58接收的处理数据内的OFDM码元进行解调，并将各码元的各载波内的数据的相角转换为公制数值，数据FEC解码器利用此公制数值进行解码。数据FEC解码器68对从数据FEC解码器34(发送节点的)传输到数据FEC解码器68的过程中产生的误码进行纠错，并将解码数据转发到解扰码器70，解扰码器70完成与扰码器32所完成的操作相反的操作。然后，将解扰码器70的输出送到MAC接口单元74以传送到MAC单元18。

帧控制FEC解码器64从FFT58接收编码帧控制信息，并从控制器76接收控制信号。帧控制FEC解码器64利用这些输入对帧分隔符内的帧控制信息进行解码和解调。一旦完成了解码和解调，将帧控制信息传送到MAC接口单元74以传送到MAC单元18。MAC单元18根据此信息确定分隔符是否表示帧开始。如果表示帧开始，则RX配置单元从MAC单元18接收帧控制信息(信道映射索引和长度)以指出需要进一步进行解码，RX配置单元利用此帧控制信息指示控制器对接收机单元进行配置以进一步进行解码。

为了简明扼要地说明问题，在此省略说明PHY单元的发射机/接收机功能单元的大量其它细节(因为它们为本技术领域内的技术人员所熟知而且与本发明无关)。

参考图3，图3示出待由发送网络站12a通过传输媒体14发送的数据传输帧80的格式。数据传输帧80包括有效负载82、有效负载携带从MAC单元18接收的数据。此数据包括头部84、主体86以及帧校验序列(FCS)88。根据Lawrence W.Yonge III等人提交的标题为“Forward Error Correction With Channel Estimation”的第09/455,186号美国共同未决专利申请、Lawrence W.Yonge III等人提交的标题为“Enhanced Channel Estimation”的第09/455,110号美国未决专利申请以及Lawrence W.Yonge III等人提交的标题为“Robust TransmissionMode”的第09/377,131号美国未决专利申请公开的技术，图2所示的功能单元优先发送并接收有效负载82，这里一并引用这些专利申请供参考，但是也可以使用其它技术。上述第09/377,131号美国未决专利申请(“Robust Transmission Mode”)描述了一种标准方式和一种降低数据速率的鲁棒方式(以下简称为“ROBO方式”)，ROBO方式提供扩大分集(时间和频率)和数据冗余以提高网络站在不利条件下运行的能力。

继续参考图3，帧80进一步包括一个或两个通常多被称为分隔符信息的分隔符90。分隔符信息90包括位于有效负载82之前的分隔符，即开始(或SOF)分隔符92。除了开始分隔符92之外，分隔符信息90优选包括紧跟有效负载82的分隔符，即结束(EOF)分隔符94。开始分隔符92包括第一报头96和第一帧控制字段98。结束分隔符94包括第二报头100以及第二帧控制字段102。报头96、100均为用于进行或实现自动增益控制、时间同步和频率同步以及物理载波侦听的多码元字段。报头96、100可以具有相同长度也可以具有不同长度。EFG104将结束分隔符94和有效负载82分离。可以选择帧80内的EFG104的内容。

继续参考图3，头部84包括段控制字段106、目的地址(DA)108以及源地址(SA)110。SA字段和DA字段(分别为6字节)均与IEEE标准802.3描述的响应字段相同。各地址分别为IEEE48位MAC地址格式。

主体86包括帧主体112和填充字段114。字段108、110以及112共同代表部分或整个MAC业务数据单元(MSDU)116。MSDU指对MAC层分配任务以与MAC层提供的MAC管理信息一起由更高的OSI层(MAC层对这些OSI层提供服务)传输的信息。需要对帧的最后段进行填充以保证该段填成完整的OFDM块。因此，填充字段114在段的末端在段数据位与FCS88之间设置0。FCS88为根据以段控制字段106的第一位开始到填充字段114的最后一位的所有字段的内容计算的16位CRC。另一方面，填充字段114可以位于FCS88之后，在这种情况下，在FCS的计算过程中，不使用填充字段114。

有效负载82具有最大时间长度(用于等待时间研究)和由长度和信道状况确定的变量字节容量。因此，有效负载82有容量包含整个MSDU或仅包含部分MSDU。“长”帧包括分隔符92、94以及有效负载82。以明码通信报文的形式(即未加密形式)发送头部84和FCS88，但是作为一种选择，可以对部分主体86进行加密。将有效负载字段送到PHY单元22，最高有效字节第一、最高有效位(MSB)第一(第7位为字节的MSB)。具有开始分隔符、有效负载以及结束分隔符的长帧用于以单点传播或多点传播的方式传输MSDU信息。

尽管图3示出封装数据传输帧的帧有效负载的分隔符，但是例如当用作对MAC ARQ方法的响应时，可以单独产生分隔符。参考图4，响应分隔符120包括第三报头122和第三帧控制字段124。仅包括分隔符即根据数据传输帧单独发送的分隔符的帧被接收站用于对数据传输帧进行响应，对数据传输帧的响应在此被称为“短”帧。

其它典型分隔符可以与用于访问信道的其它类型的“短”帧有关，例如，“请求发送”(RTS)帧可以用于减少高业务量期间产生碰撞引起的开销并因此提高网络效率。分隔符的类型可以包括诸如TDMA(通常用于进行等时通信)的其它媒体接入机制请求的管理信息的类型，因此不需要是争用型的。例如，TDMA网络传输过程可以包括信标型分隔符(信标分隔符)以保持网络同步，并控制何时在各节点发送帧和接收帧。

帧控制FEC编码器38与调制器36一起根据从MAC单元18接收的控制信息产生第一帧控制字段98、第二帧控制字段102以及第三帧控制字段124。通常，帧控制字段98、102和124包括网络内所有站用于进行信道访问使用的信息，并且，帧控制字段98包括目的端为了使接收机进行解调使用的信息。由于要求所有站都能侦听到帧控制字段98、102和124，所以要求帧控制字段98、102和124具有鲁棒形式的物理层编码和调制形式。根据Lawrence W.Yonge III提交的标题为“Frame Control Encoder/Decoder fof Robust OFDM FrameTransmissions”的第09/574,959号美国未决专利申请说明的技术，优选利用时域和频域交织增强的块码和冗余度来避免它们产生传输差错，在此一并引用此专利申请所公开的内容供参考，但是也可以使用其它技术。

通常，MAC单元18支持标准MAC功能，例如成帧。它还保证通过许多不同机制的服务质量。对于对要求比最佳发送过程更好的数据类型的延迟进行控制的多级优先权方案，优选CSMA/CA协议。支持4个基于争用的访问优先级。希望争用的各传输仅需要与其它同等优先权的传输进行争用。尽管只说明了4个优先级，可以对优先级方案进行扩展以包括其它优先级。此外，MAC单元18提供可以使站保持的无争用访问，或对将所有权交给较高优先权的媒体接入提供直接控制。进行分段用于对信道对较高优先权通信无效的时间进行限制，因此限制了较高优先权通信的延迟。

此外，MAC单元18使站能进行帧转发，这样希望通过网络与另一个站进行通信的站可以直接进行通信(通过另一个中间站)并将网络10与其它网络桥接在一起。

MAC单元18进一步提供可靠帧传送。它支持速率适配的PHY特性和各发射机/接收机之间的信道估计控制以建立PHY调制参数，针对各方向上的信道情况优化PHY调制参数。此外，使用ARQ保证对单点传输进行传送。要求接收机对收到的特定帧类型进行确认，并且ARQ使用不同的确认类型。根据接收帧的状态，确认可以是肯定和否定。利用有效PHY帧校验序列正确寻址的帧可以使接收机根据始发者发送肯定确认(或“ACK”)。发送站试图通过重发已知已经失败或推断已经失败的帧进行差错校正。由于出现碰撞或不良信道状况，或者接收机缺少足够资源出现失败。如果收到“NACK”(在不良信道状况情况下)或“FAIL”(在资源不足情况下)响应，则认为传输已经失败。如果未收到希望收到的响应，则推断传输由于某些其它原因已经失败。

除了单点传播ARQ之外，还使用“部分ARQ”来提高在MAC层的多点传播传输和广播传输的可靠性。“部分ARQ”可以使发射机知道至少有一个站收到了帧。

如下所述，通过进行加密处理，MAC单元18还对共享媒体提供保密功能。

下面，将参考图5至图18来说明支持这些特征和其它特征的帧结构。

图5A和图5B分别示出帧控制字段98和帧控制字段102的位字段定义。参考图5A，帧控制字段98包括“争用控制”(CC)字段130、“分隔符类型”(DT)132、“变体”字段(VF)134以及“帧控制校验序列”(FCCS)字段136。所有站均可以观察到“争用控制”指示位130，“争用控制”指示位130指出下一个争用周期(或“窗口”)对于除较高优先权的未决帧之外的所有帧是基于争用的还是无争用的。如果CC＝1，即表示无争用访问，则仅当未决帧的优先权高于设置CC位内的帧的优先权时进行争用。如果CC＝0，即表示基于争用的访问，则在下一个争用窗口内允许争用。“分隔符类型”字段132对分隔符以及其相对于与其有关的帧的位置进行识别。对于开始分隔符，分隔符类型可以具有一个或两个值，值“000”被解释为不希望响应的帧开始(SOF)，值“001”被翻译为具有希望的响应的SOF。对于这两种开始分隔符类型的分隔符，“变量字段”134包括接收站内的PHY设备22用于对接收的帧有效负载进行解码使用的8位帧长度(FL)140和5位“信道映射索引”(CMI)142。帧控制校验序列(FCCS)字段136包括8位循环冗余校验(CRC)。根据以CC位开始而以VF位结束的序列来计算FCCS。

参考图5B，帧控制字段102包括相同的通用字段格式，即它包括字段130、132、134和136。DT字段可以为两个值中的一个值，值“010”表示不希望响应的帧结束(EOF)，值“011”表示具有希望响应的EOF。对于这两个结束分隔符类型，“变量字段”134包括2位信道访问优先权(CAP)144、1位具有希望响应的响应(RWRE)字段145以及10位保留字段(RSVD)146。CAP字段144指出与当前段、网络内的所有站确定是否可以中断多个段传输过程或短脉冲串(通常由CC位设置)所使用的信息有关的优先权级，RWRE字段145用于指出后续的两个响应。发射机将保留字段146设置为0，因此被接收机忽略。

继续参考图5A，显然可以将开始分隔符的帧控制字段98定义为各不相同(例如：不同的字段长度、不同的附加字段或不同的省略字段)。例如，如果不使用结束分隔符，则最好是使用有效位以包括开始分隔符92的帧控制字段98内的附加信息，例如CAP字段144(示于图5B内的帧控制字段102)。

参考图6，响应分隔符120(图4所示的)的帧控制字段124包括与帧控制字段98、102相同的通用字段格式。然而，对于对应于响应的DT值(参考如下表1)，定义VF字段134包括从产生响应的帧的结束分隔符内的变量字段复制的信道访问优先权(CAP)144、1位ACK字段145以及10位响应帧字段(RFF)146。当ACK＝0b01(ACK)时，将RFF146定义为接收帧校验序列(RFCS)148。RFCS148包括与以发送响应的帧的方式接收的16位CRC(FCS字段)中的10个最低有效位对应的部分。发送请求响应的帧的发送站将RFCS与FCS内的相应的发送CRC位进行比较以确定响应的有效性。如果发送站检测一致，则接受响应。如果RFCS与FCS的相关部分不一致，则忽略响应并象没有收到响应那样进行处理。可以代替使用由该帧获得的对该帧类似唯一或可能唯一的其它信息。如果ACK＝0b0，则响应不是ACK，并将RFF146定义为1位FTYPE字段149和保留(RSVD)字段150。FTYPE字段149规定响应的类型(如果不是ACK)。FTYPE字段内的值0b0表示NACK。如果FTYPE＝0b1，则响应类型是FAIL。响应分隔符的DT字段值列于下表1。

DT值	解释
		100	具有肯定确认(ACK)的帧响应表示帧被无FCS差错或FEC差错地被接收；具有否定确认(NACK)的帧响应表示帧通过

	了地址滤波器但是含有一个或多个无法校正的FEC错误，或接收的FCS与计算(希望的)的FCS不一致(ACK＝0b0，FTYPE＝0b0)；具有失败确认(FAIL)的帧响应表示帧被接收(存在差错或不存在差错)但是接收资源不能有效地对它进行处理(ACK＝0b0，FTYPE＝0b1)。
		101	具有ACK/NACK/FAIL(同上)的帧响应之后跟随另一个响应(“具有希望响应的响应”(RWR))。
110	对发送保留的，对接收删除的。
		111	对发送保留的，对接收删除的。

表1

参考图5A、图5B以及图6，显然变量字段134的内容依赖于分隔符类型132。在图5A、图5B以及图6所示的典型帧控制字段内，CC字段130的长度为1位，并且CC字段130与第24位对应。DT字段132的长度为3位，DT字段132与第23位至第21位对应。VF字段134为13位字段并与第20位至第8位对应。FCCS字段136为8位长字段并与第7位至第0位的最低有效位(LSB)对应。

参考图7，段控制字段106(如图3所示)为40位字段，它包括接收MSDU段并对分段MSDU进行重装配所需的字段。段控制字段106包括如下子字段：“帧协议版本”(FPV)160、“帧转发”(FW)字段161、“连接号”(CN)162、“多点传播标志”(MCF)164、“信道访问优先权”(CAP)166、“信道估计”(CE)字段167、“段长度”(SL)168、“末段标志”(LSF)170、“段计数”(SC)172以及“段数”(SN)174。FPV字段160为3位长字段，用于表示使用的协议版本。例如，对于特定的协议版本，发射机将该字段设置为全0，如果此字段(解码后)不等于0，则接收机将此帧删除。进行设置时，FW字段161用于表示待转发的帧。CN字段162规定对两个站之间的连接分配的连接号。MCF164表示帧包括多点传播有效负载，而与DA字段108的解释无关(因此在为了进行接收确定帧的有效性过程中，接收机在其它地方检查实际DA，如下所述)。此标志允许MAC执行部分ARQ方案，后面将进行更详细的说明。CAP字段166为2位字段，它表示结束分隔符102的“变量”字段134内的同名字段并对分隔符124进行响应(分别示于图5B和图6)。在段控制字段106内重复此信息，这样接收机就可以抽取此信息以产生响应，而无需接收结束分隔符94。CE字段167为标志，接收机使用它向发射机指出所推荐的发射机/接收机连接的新信道估计循环(如下所述)。SL字段168包括帧主体112内的字节数(并因此排除了PAD114)。“末段”标志170为1位标志，如果当前段为最后(或为仅有的)MSDU段时对该标志进行设置。段计数字段172存储发送段的递增序列计数并用于对MSDU进行分段和重装配。SN字段174保持与MSDU有关(如果MSDU被分段，则为与其各段有关的)的10位序列号并对待发送的各新MSDU递增。它还用于进行重装配并可以防止与其有关的帧被不止一次传送到LLC。

参考图8，帧主体字段112可以包括如下子字段：加密控制180、MAC管理信息182、类型184、帧数据186、PAD188以及总校验值(ICV)190。当对帧进行分段时，就是将帧主体字段112划分为各种段。除了对帧主体进行分段之外，在各帧主体字段112内产生加密控制子字段180和ICV190。帧主体字段112的其它子字段不能出现在各帧中。

“加密控制”字段180包括“加密密钥选择”(EKS)子字段192和预置向量子字段194。1-八位字节EKS字段192选择缺省加密/解密密钥(EKS＝0×00)或255个网络密钥之一。8-八位字节IV字段194与选择的密钥一起用于对帧数据进行加密/解密。待加密或解密的数据以之后为IV字段194的第一字节开始，然后以ICV190(并包括其)结束。将IV字段194设置为全0会导致发射机绕过加密并导致接收机绕过解密(即发送过程/接收过程是明码通信报文)。

类型184和帧数据186出现在携带MSDU的所有帧中。根据SC字段106的段长度168确定的要求填充量(即添加到帧主体112的位数)与实现过程有关。在所述的实施例中，因为加密过程对可划分为64位的块内的数据进行处理，填充字段188将0填充到帧主体112以使帧中的位数形成完整的多个64位数。ICV190为32位循环冗余校验，它是通过以后跟IV的第一字节开始而以PAD字段188结束的字节计算的(如果存在PAD字段188)。用于计算ICV190的多项式是IEEE标准802.11中采用的32位CRC-CCITT多项式；然而，也可以使用其它CRC，例如基于其它多项式的CRC。在另一种实现方式中，加密信息可以不包括ICV190。

如果已经错误地对帧进行解密，则接收机使用ICV字段190进行帧过滤(即防止解密的帧被传送到LLC)。例如，如果EKS不是唯一的而事实上被两个或更多个网络密钥共享，则可利用错误的网络密钥对帧进行解密。如果不同的逻辑网络对不同网络密钥选择相同的EKS，则会产生此公用密钥的选择问题。

帧主体112可以含有MAC管理信息182。如果此字段出现在帧主体112内，以下说明其格式和内容。

参考图9，MAC管理信息182包括如下子字段：“类型”200、“MAC控制”(MCTRL)202以及N个项字段204，各项字段204包括：“MAC项头部”(MEHDR)206、“MAC项长度”(MELEN)208以及“MAC管理项信息”(MMENTRY)210。类型200规定帧包括“MAC管理信息”并且之后为“MAC管理信息”字段。MELEN208规定在当前项字段204的有关MMENTRY210内含有多少个字节并作为指向下一个项字段204的指针。

参考图10，MCTRL字段202包括两个子字段：1位“保留”字段212和另一个7位字段，即“项数”(NE)字段214，“项数”字段214表示MAC管理信息之后的MAC项数(NE)204。

参考图11，MEHDR字段206包括两个子字段：“MAC项版本”(MEV)216和“MAC项类型”(MTYPE)218。MEV216是3位字段，用于表示使用的解释协议版本。发射机将MEV设置为全0。如果接收机确定MEV≠0b000，则接收机删除整个层管理MAC帧。5位的“MAC项类型”218定义MAC项命令或之后的请求。表2示出各种“MAC项类型”值以及解释。

表2

MTYPE值	MTYPE值的解释	本地使用(主机到MAC)	未决前的帧/为了远程使用发送	为了远程使用发送
					00000	请求进行信道估计		X	X
00001	信道估计响应		X	X
					00010	设置本地参数	X
00011	替换网桥地址		X	X
					00100	设置网络加密密钥	X	X	X
00101	具有响应的多点传播		X	X
					00110	设置连接	X
00111	使用连接	X
					01000	请求参数和统计量	X	X	X
01001	参数和统计量响应	X	X	X
					01010	请求连接信息		X	X
01011	连接信息响应		X	X
					01100	虚帧		X	X
01101	并置			X
					-11111	对发送保留MTYPE，对接收删除整个层管理帧

表2还在第3列至第5列指出，如果站MAC从更高层接收项供该MAC本地使用(第3列)，则该项对于通过媒体传输(第4例)的数据帧事先未决(即MSDU或MSDU段)或通过媒体发送项而没有数据帧(第5列)。

参考图12A，规定“请求信道估计”的(在MEHDR206字段内的)MTYPE218之后的MMENTRY字段210为“请求信道估计MAC管理项”210A。“请求信道估计项”210A包括“信道估计版本”220和保留字段222。如果CEV220不等于0，则忽略此项。

参考图12B，请求信道估计MAC管理项210A(如图12A所示)使接收站将信道估计响应恢复为“响应信道估计MAC管理项”210B的形式。此字段为MMENTRY字段，它之后为规定信道估计响应的MTYPE218。信道估计响应项210B为接收机接收信道估计请求之后发送的可变长度MAC数据项。如下所述，此序列是“MAC信道估计控制功能”的一部分。

继续参考图12B，“信道估计响应项”210B的子字段包括：“信道估计响应版本”(CERV)224、“保留”(RSVD)226和228、“接收信道映射索引”(RXCMI)230(待由CMI142内的请求者插入)、“有效音标志”(VT)232、“FEC速率”(RATE)234、“网桥代理”(BP)236、“调制方法”(MOD)238、另一个保留字段240、“桥接目的地址号”(NBDAS)242以及包括桥接目的地址1至n(BDAn)246的“桥接目的地址”244。RXCMI字段230包括与恢复信道估计响应的站的源地址有关的值。当发送到响应方时，接收此响应的站将此值插入“帧开始分隔符”98的开始的CMI字段142内。“有效音标志”232指出特定音是有效(VT[x]＝0b1)还是无效(VT[x]＝0b0)。RATE字段位234指出卷积编码速率是1/2(RATE＝0b0)还是3/4(RATE＝0b1)。“网桥代理位236”指出信道映射被一个或多个目的地址代理。NBDAS242指出代理目的地址数，并且各BDA1...n246含有不同的目的地址。MOD字段238规定四种不同调制类型中的一种类型：MOD值“00”表示ROBO方式，MOD值“01”表示DBPSK调制，MOD值“10”表示DQPSK调制以及MOD值“11”为保留值(如果用于发送，则在接收时将它忽略)。

在网络10内，任何两个站12之间的信道或连接对有效音(载波)和各种调制类型的可接受性可以是唯一的。因此，MAC单元18提供信道估计控制功能以发现信道属性。信道估计功能形成并保持点到点发射机—接收机连接以实现最高数据传输速率。以ROBO方式实现多点传输，ROBO方式与发射机与接收机之间的信道特性无关。还以ROBO方式实现到不存在有效信道映射的特定目的地址的单点传输。

如果该连接是新连接(发射机还未与接收机进行通信，或换句话说，对于DA不存在有效信道映射)，则在将该帧以ROBO方式发送到接收机之前，发射机包括具有帧内MSDU的“信道估计请求MAC项”210A(如图12A所示)。收到“信道估计请求MAC项”210A后，接收机对(40个码元的)第一接收块的或段的多个块、甚或整个帧的特性进行分析以确定最佳音组以及连接的最佳调制类型。优选根据上述第09/455，110号美国未决专利申请说明的信道估计过程，由接收站的PHY设备22(如图2所示)内的CE单元60完成此分析过程。接收站将从信道估计响应MAC项210B(如图12B所示)内的信道估计获得的信道映射返回。

如果对于该方向不存在信道映射，则也以ROBO方式发送“信道估计响应MAC项”210B。收到此响应后，当信道(信道映射索引142对应的信道)有效时，发射机利用响应中规定的信道映射—有效音标志232、FEC速率234和调制238以及有关信道映射索引(在分隔符98内的CMI142内提供，如图5A所示)，用于将响应进一步发送到DA。

如果连接不是新连接(即执行先前的信道估计循环)，则信道映射就失效了，例如在一些估计时间过去之后，或换句话说，不再表示最佳数据速率(由接收机确定的)。估计时间过去之后，通过此连接的任何后续发送均会导致产生新信道估计循环，因此保证此连接保持在最佳状态。如果接收机(通过分别检测差错数的增加量或差错数的减少量)确定信道状况已经改善或恶化，则接收机可以建议发射机产生新信道估计。通过对发送到发射机的帧内的段控制106(如图7所示)内的CE标志167进行设置，接收机作出此建议。接收到具有设置的CE标志167的帧会使发射机启动利用以ROBO方式发送的帧进行信道估计。另一方面，接收机可以利用MAC管理项执行此建议。如果在重发期间要求发射机分接到ROBO方式，则作为帧发送期间恢复过程的一部分也进行信道估计，如下所述。

参考图13A、13B，规定连接信息请求类型和连接信息响应类型的MTYPE218之后的MMENTRY字段210分别是“连接信息请求”210C(如图13A所示)和“连接信息响应”210D(如图13B所示)。参考图13A，“连接信息请求”字段210C包括目的地址(DA)字段247。DA字段247规定的DA是请求站请求连接信息的站的地址。参考图13B，“连接信息响应”字段210D包括DA字段248，DA字段248包括“连接信息请求”210C内的同名字段规定的DA的拷贝。“连接信息响应”字段210D进一步包括“字节”字段249，它根据响应方的TX信道映射对DA规定40个码元块内的字节数(换句话说，即最大长度帧内的字节数)。连接信息请求和连接信息响应用于进行帧转发，正如以下参考图40至图46所说明的那样。

参考图14，“设置本地参数”字段210E为17字节的数据项，它设置本地站MAC地址250(MA[47-0]为IEEE 48位MAC地址格式)和音屏蔽252，音屏蔽252指出网络可以使用的音。不对未使用的音施加任何信号。音屏蔽252包括84位可用音标志以指出特定音可用(TM[x]＝0b1)还是不可用(TM[x]＝0b0)。TM[0]表示最低频率的音。

参考图15，规定替换网桥地址项类型的MTYPE218之后的MMENTRY字段210位替换网桥地址项字段210F。该项字段包括识别在另一个媒体上可以通过网桥访问的站的原始目的地址(ODA)260的6字节。项字段210D进一步包括识别在另一个媒体上可以通过网桥访问的站的原始源地址(OSA)262的6字节。接收此项的站利用这些字段重构原始以太网帧。以下将参考图32至图37进一步详细说明桥接代理机制。

参考图16，规定“设置网络加密密钥”的MTYPE218之后的MMENTRY字段210为“设置网络加密密钥项”210G。项210G包括“加密密钥选择”(EKS)266和“网络加密密钥”(NEK)268。以下将参考图29至31对这些字段施加的MAC保密机制进行说明。

参考图17，规定“具有响应的多点传播”的MTYPE218之后的MMENTRY字段210为“具有响应的多点传播项”210H并用于支持多点传输的部分ARQ。“具有响应的多点传播项”210H包括多点传播目的地址272(或换句话说，至少包括一个表示多点传播目的地址组的多点传播目的地址)和表示项内的多点传播目的地址数的多点传播目的地址(MDA)计数字段274。使用此项时，帧信头84(如图3所示)内的DA108为多点传播目的地址272的代理，并且如果分隔符类型是响应请求类型的，则产生响应，如下所述(参考图5A和图5B)。

参考图18，规定并置类型的MTYPE218之后的MMENTRY字段210为并置项210I。此项提供了一种机制，即利用此机制，主机可以将许多较小帧并置以发送到具有相同CAP的特定目的地。这样会提高网络的吞吐量，因为较小帧不能有效产生与各帧有关的固定额外开销(例如：SOF分隔符、EOF分隔符、响应、以及之后说明的不同帧间间隔)。并置MMENTRY数据字段210I包括下列字段：NF字段276，用于指出并置到一起的帧数；以及对于出现在项内的各帧的，“消除长度”(RL)字段277、“有效负载(帧)长度”字段(FRAMLEN)278以及“有效负载”字段279。如果设置(RL＝0b1)，则RL字段向接收机指出应消除帧的FRAMELEN字段278以抽取原始帧。所包括的RL字段用于防止在帧内的原始类型字段实际规定帧长度时复制帧长度字段。如果RL＝0b0，则FRAMELEN字段278为帧的原始类型字段并且是部分原始帧。当此项包括在MAC层管理信息182内时，则此项为最后一个项。它的出现可以防止使用有效负载字段184和186。对于这种类型的项，将MELEN设置为向接收机指出未规定此总长度并且指出接收机必须在出现FRAMELEN的地方进行检查以抽取原始帧的某个值，例如：1。

尽管未示出，但是表示规定“请求参数和统计量”以及“响应参数和统计量”(参考上述表2)的MTYPE值的项用于收集诊断时使用的站专用参数和网络性能统计量。

还可以定义并采用其它MAC管理项类型。

参考表2，对应于“设置连接和使用连接”以及“虚帧”的MTYPE值的项用于支持CSMA网络内的QoS的无争用间隔过程。虚帧项向接收机指出含有此项的帧的帧有效负载将被删除。以下将参考图39A、图39B、图37和图38分别说明，设置连接项和使用连接项的格式以及使用这些项的无争用访问机制的运行过程。

在诸如被MAC单元18采用的分布媒体接入方案中，发送站12a通过载波侦听机制侦听发送媒体14以确定其它站是否在发送。载波侦听是分布访问过程的基本部分。PHY通过检测报头并跟踪通过分组主体的OFDM码元提供物理载波侦听。除了PHY对MAC提供的物理载波侦听信令之外，MAC还对更高的计时精度采用虚拟载波侦听(VCS)机制。VCS机制使用计时器(用于保持VCS超时值)和标志以根据帧控制字段内出现的信息跟踪希望的信道占用时长。因此，如果物理载波侦听或虚拟载波侦听这样指出则认为此媒体忙。当站进行发送时也认为此媒体忙。

参考图19A至图19D，示出忙状况之后共享采用优先权分解和争用技术的媒体。争用间隙帧间隔(CIFS)280定义在最后一个没有希望响应的校正接收帧的发送过程结束时与用于对新发送过程分解优先权的优先权分解周期(PRP)284的开始时之间的帧间间隔。参考图19A，最后帧发送过程是以数据帧发送80的形式进行的。“优先权分解周期”284包括第一优先权分解时隙P0 286和第二优先权分解时隙P1 288。存在4级信道访问优先权(CAP)：CA3＝0b11表示最高优先权，CA0＝0b00表示最低优先权。下表3示出CAP与优先权分解时隙286和288的映射关系。

表3

信道访问优先权	P0状态	P1状态
			CA3	1	1
CA2	1	0
			CA1	0	1
CA0	0	0

IEEE 802.1标准的当前版本说明在桥接网络环境下使用用户优先权和访问优先权。用户优先权是应用程序用户请求与其通信量有关的优先权。访问优先权为MAC提供的不同通信量分级数。802.1D的分条目7.7.3提供用户优先权与通信量分级的映射关系。在此说明的5个不同的通信量分级，即与4个信道访问优先权(CA0至CA3)对应的通信量分级以及无争用访问与通信量分级0至4一一对应。继续参考图19A，根据争用分解时隙C0，...，CN说明的要求在随机补偿间隔292之后在争用窗口290期间在特定优先权进行争用就是以如下方式在优先权分解周期284内发信号。请求对信道进行访问的站确定紧接在PRP284之前接收的分隔符(在此例中，为图5B所示的EOF分隔符94)是否包括在其帧控制字段的一组争用控制位130内并且是否在CAP字段144内规定优先权高于或等于否则将在PRP284内由站指出的优先权。如果如此，则站制止指出要求在当前PRP内争用。相反，无论哪个首先发生时，站更新VCS的值并等待扩展帧间间隔(EIFS)时长或直到它检测到下一个发送结束。

图19B示出紧跟在PRP284之后的典型无争用帧发送294。在此例中，通过利用分隔符92内的一组争用控制位发送数据帧发送80并在先前争用窗口290期间赢得争用的站建立无争用状态。

另外，继续参考图19A，在PRP284期间，站发送其优先权信号。在P0286期间，如果优先权在时隙0内要求二进制1(即CA3或CA2)，则站认定优先权分解码元。另一方面(如果是较低优先权)，站检测优先权分解码元是否由另一个站发送的。在P1 288期间，如果站在最后时隙内发信号，并且站的优先权要求该站在此时隙内发信号，则这样做。如果在P0时隙286内而不是在P1时隙288内发信号的站检测到(在P1时隙288期间)另一个站正在此时隙发信号，则服从更高优先权站并制止在争用窗口290期间进行发送。站还对VCS设置适当值(根据以下说明的原则)。如果站在P0时隙286内不发信号并检测到其它站发信号，则制止在P1 288期间进行发送或制止在争用窗口290内进行发送。再一次，对VCS设置适当值。因此，如果站在站未认定信号的时隙286、288中之一内检测到“优先权分解符”，则在时隙286、288中剩余的一个时隙中或在争用窗口290内这制止进行发送。在这种情况下，如果其未决发送为较低优先权，则各站确定存在未决发送的最高优先权并服从。如果发信号的优先权已经完成并且较高优先权未预先腾空站，则根据补偿过程在争用窗口290内争用访问，如下所述。

参考图19C，如果最后数据传输80要求并后跟响应124，则站等待响应帧间间隔(RIFS)298，响应帧间间隔(RIFS)298为数据帧传输80结束时与相关响应124开始时之间的时间。CIFS280在响应124之后。许多协议对响应指定最短帧间间隔，这样交换过程中的站就保持信道所有权。MAC使用帧信头内的信息通知站是否要求响应。如果不要求响应，则CIFS有效。

图19D示出响应之后出现的典型无争用传输过程。在此例中，发送具有一组争用控制位的最后数据传输80(这样会导致利用一组争用控制位返回响应124)并在先前的“争用窗口”290期间赢得争用的站建立无争用状态。

通过累加PRP、CIFS以及RIFS计算上述扩展帧间间隔(EIFS)从而使帧时间最长(即在码元内允许的最大帧长度和分隔符乘以码元时间)并使响应时间最长(码元内的响应时间乘以码元时间)。当无争用访问不能被中断时，站使用EIFS(如下所述)。并且当站不知道媒体状态的全部情况时，也使用EIFS。当站仅侦听到两个其它站之间交换的帧的一侧时、当站最初连接到网络上时、或当接收的帧中的差错使得它们不能明确地被解码时，也出现这种情况。EIFS比其它帧间间隔长得多，这样在发生任何情况时均可以防止正在进行的帧传输或段短脉冲串碰撞。如果媒体对于最小EIFS空闲的，则无需信道访问争用并可以立即发送帧。

继续参考图19A和19C，站产生随机补偿时间292以产生附加延迟，除非补偿已经生效并且不需要新随机值。将补偿时间定义为：

      BackoffTime＝Random()*SlotTime(1)

其中Random()为根据间隔[0，争用窗口]的均匀分布伪随机整数，争用窗口(CW)值从最小值7变到最大值63，SlotTime被定义为预定时隙。输入补偿过程的站设置上述BackoffTime。

MAC单元18保持许多计时器、计数器、控制标志以及其它控制信息以控制信道访问。对于物理载波侦听和虚拟载波侦听确定将空闲的各SlotTime逐1递减的Backoff计数器或计数(BC)保持BackoffTime值。当BC递减到0时进行发送。VCS值被VCS计时器保持，并被“虚拟载波侦听指针标志”(VPF)翻译。每当接收或发送有效帧控制信息时均更新VCS计时器值，即使是没有未决帧。除非情况要求VCS被设置为EIFS，否则每当收到有效帧控制信息时，将VPF设置为1。如果将VCS设置为EIFS，则将VPF设置为0。如果将VPF设置为1，则VCS值指向下一个争用。如果将VPF设置为0，则VCS值指向网络空闲时间。以下将参考表4更全面说明VCS和VPF的设置过程。

所有站还保持“发送计数器”(TC)、“延迟计数器”(DC)、“补偿过程计数器”(BPC)、“NACK响应”(NACKcount)计数器以及“无响应”计数器(NRC)。最初，将它们全部设置为0。每次发送帧时，TC递增。每次调用补偿过程时，BPC递增。当要求响应时而每次又未收到响应时，NRC递增。MAC单元还保持帧计时器(“FrmTimer”)，用最大帧寿命值设置帧计时器。除非正在发送(包括响应间隔)，否则当FrmTimer计满后(到达0)，待发送(或重新发送)的分组下线(dropped)。

CW取初始值7并在每次未成功传输时或当DC为0时，取二进制指数序列中的下一个值。成功传输之后并当传输被中断(由于TC到达最大允许阈值或帧超过FrmTimer的最长寿命)时，对CW和BPC进行复位。在要求ACK时收到ACK的任何传输之后，或对非确认业务完成传输之后，将TC复位为0。将CW的截断二进制指数序列定义为2n-1，其中n在3到6之间。根据BPC的值并根据如下原则设置CW和DC：对于初始传输(BPC＝0)，设置CW＝7，DC＝0；对于第一次重新传输(BPC＝1)，设置CW＝15，DC＝1；对于第二次重新传输(BPC＝2)，设置CW＝31，DC＝3；以及对于第三次重新传输或后续的重新传输(BPC＞2)，设置CW＝63，DC＝15。

除了VPF之外，MAC单元18还存储并保持与帧控制字段98、102和124内的同名字段内的CC位对应的争用控制标志。根据每次接收的分隔符内的帧控制信息，设置或清除CC标志，并当VCS值到达0并且VPF为0时也清除CC标志。数值0表示正常状态。除非更高优先权帧未决，否则数值1表示无争用(即无争用访问)。

参考图20，帧或分组的到达时间确定了站参与PRP以及争用窗口信令的程度。如果在传输另一个分组期间或连续的CIFS时间间隔(指定为第一分组到达时间300)中出现分组到达时间(即，分组在物理层PHY被列队传输的点，因此视为“未决”)，则打算发送信息的站根据上述信道访问步骤加入PRP时隙286，288以及“争用窗口”290。如果在P0 286期间由MAC将帧排队传输(指定为第二分组到达时间302)，而只要在上述优先权分辨标准下此帧的优先权还未被抢占，站可以参与P1时隙288。如果站能够根据优先权分辨结果争用，此帧可以遵循补偿过程。如果在P1 288或争用窗口290期间将帧排队传输(指定为第三分组到达时间304)，站不能参与PRP，但是只要待发送帧的优先权在上述优先权分辨规则下不被抢占，在争用窗口290期间将遵循补偿过程。

发送了一个请求响应的帧之后，发射机在确定帧传输失败之前等待一段响应时间间隔。如果在响应间隔末尾还未开始帧接收，发射机调用其补偿过程。如果帧接收已开始，则站等待帧结束以确定帧传输是否完成。接收有效的ACK被用于确认帧传输完成，并且开始下一段或报告传输完成。有效的NACK接收使发射机为帧转发调用其补偿过程，并且将BPC重置为零。如果发射机接收有效FAIL，则发射机在重置BPC并且调用补偿过程之前的预定时隙内进行延迟。接收任何其它有效或无效帧被视为无效传输。站在接收端调用补偿过程，并且对所接收的帧进行处理。

发送站不断转发直至帧交互成功或达到适宜的TC极限，或超过了发送寿命(FrmTimer)。站为每个发送的帧保存发送计数。其TC随着帧的每次传输而递增。当成功发送此帧时，或由于转发限制或超过了发送寿命而删除此帧时，发送计数被重置为零。

如上指出的，所有站均保留VCS计时器以提高信道访问的可靠性。根据帧分隔符的帧控制字段中所包含的信息，设定VSC计时器。各站使用此信息计算媒体的预期的忙状态，并且在VCS计时器中存储此信息。利用从每个正确接收的帧控制字段得到的信息更新VCS计时器。接收站遵循表4中的规则，它是根据所接收的特定分隔符类型定义的，此处帧长度由码元个数衡量。

表4

所接收帧控制分隔符类型	新VCS计时器数值	新VPF数值
			无预期响应的帧启动	帧长度×码元时间+EFG+分隔符时间+CIFS	1
有预期响应的帧启动	帧长度×码元时间+EFG+分隔符时间+RIFS+分隔符时间+CIFS	1
			无预期响应的帧结束	CIFS	1
有预期响应的帧结束	RIFS+分隔符时间+CIFS	1
			任何类型的帧响应	CIFS	1
优先权分辨符大于排列传输的帧	EIFS	0
			为不良CRC帧保留的帧类型	EIFS	0
具有不良CRC的帧控制	EIFS	0
			帧长度开始字段，保留值	EIFS	0

当站决定其不能争用通路时，VCS计时器也在PRP的末端更新。

如上所述，MAC单元18支持分段/重装配。将主机的MSDU划分为较小的MAC帧的过程被称为分段。其逆过程被称为重装配。分段处理在强对比度信道上增加了帧传送的机会，并且为较高优先级的站提供更好的等待时间特性。可以对所有寻址传送(单点传播、多点传播、广播)形式进行分段。

根据MSDU的大小以及链路持续过程中的数据速率，将到达媒体接入控制(MAC)单元18的MSDU置于一个或更多的段中。尽量将单个MSDU的所有段，以单个连续的媒体接入控制(MAC)帧脉冲进行发送。各段的确认和重发是独立的。

当MSDU被分割为若干段时，各段以单脉冲形式进行发送，如果可能，同时还顾及等待时间响应以及抖动性能，以将对接收机资源的要求减至最小并且使网络吞吐量增至最大。正如上述参照图5B所述的那样，通过使用争用控制以及在帧控制中的信道访问优先权字段，取得分段脉冲。一个段脉冲可以由具有更高传输优先权的站预占。

当发送一个段脉冲时，站以常规方式，即以上述方法，争用媒体。一旦此站控制了媒体，它将争用控制位设置为0b1，将MSDU(此段所属的)的优先权插入“帧控制”的“信道访问优先权”字段，并且以脉冲串发送各段，而无需与同级或较低传输优先权的站进一步争用媒体。此站服从具有更高优先级的传输，此优先级在每一段传输后的优先权分辨阶段中被指明。在MSDU的末段中，此站在发送此段之前将帧控制中的争用控制位清除为0b0，以允许PRP中所有站的正常争用遵循传输的结果。

如果站接收到某个比正在占用媒体的段脉冲串具有更高优先级的帧传输请求，则它在紧随当前段传输之后的脉冲重复周期(PRP)中争用媒体。如果此段脉冲串被较高优先权的待定帧预占，正在使用此段脉冲的站将争用媒体，以便再占用此段脉冲。当站重新占有媒体控制时，它再次占用此段脉冲。

因此，段脉冲串在已知优先级上提供媒体的单站控制。通过假设最高优先级(CA3)，某个站可以阻止任何其它站在此段脉冲串期间访问此媒体，并且此段脉冲串可以不间断地继续进行。由于CA3优先级上的脉冲串阻挡了较高优先级业务(即，无争用业务)并因此影响了QoS，因此需要对使用CA3优先级进行限制。例如，可以将CA3优先级仅仅限制于无争用传输。另一方面，可以将段脉冲限制于优先级CA0到CA2，以及CA3(仅仅对于无争用业务)。

与优先级相同，等待时间在有关QoS的帧投送性能中起关键作用。而且，不良的等待时间特性可能对特定优先级上的帧投送性能具有负面影响。一种限制此负面影响的方法是，以某种方式限制等待时间。在已说明的实施例中，限制帧长度以保证任何传输所占用媒体的时间不长于预定时限，例如2ms。优选地，为了实现最高优先级上的最佳性能，将最高优先级业务从帧长度限制中排除或服从某种更宽松的限制。另一方面，为了方便实施，所有优先级应该服从帧长度极限限制。另一种限制等待时间并因此改善投送性能的方法是，在某些情况下对段脉冲串进行限制(例如，在上述方法中，段脉冲串可以被某个更高优先级的业务所中断)。

参照图21，将媒体接入控制(MAC)单元18的功用性描述为一个MAC状态机310，它包括一个TX处理器311以及RX处理器312，耦合到若干服务访问点；包括，在MAC-LLC接口端上的一个MAC数据服务访问点(MD-SAP)313以及一个MAC管理服务访问点(MM-SAP)314，在MAC-PHY接口端上的一个PHY数据服务访问点(PD-SAP)316以及一个PHY管理服务访问点(PM-SAP)318。MAC状态机310通过MAC数据服务访问点(MD-SAP)313向逻辑链路控制(LLC)子层提供服务。LLC子层通过MAC管理服务访问点(MM-SAP)314对状态机310进行管理。MAC状态机310通过PHY数据服务访问点(PD-SAP)316使用PHY层服务，并且通过PHY管理SAP(PM-SAP)318管理PHY。

“MAC数据服务”提供从一个MD-SAP313向一个或更多的此种MAC数据服务访问点传送MSDU，允许为发送的每个MSDU进行加密、优先级、重试策略以及直接确认服务选择，以及为接收的每个MSDU进行优先级和加密服务指示。MAC数据服务包括下列原语：MD_DATA.Req；MD_DATA.Conf；以及MD_DATA.Ind 320。MD_DATA.Req原语请求从局域LLC子层向单个对等LLC子层实体，或多个对等LLC子层实体(在组群地址的情况下)传送MSDU。此原语构成如下：帧长度；MAC子层目的地址；发送站的MAC子层源地址；待发送帧所需的优先级(数值0到3或“无争用”)；帧寿命(帧被删除前的时间量值)；重试控制，以指示必要时待用的所需再传输策略；密钥选择，由0到255的整数值表示网络密钥，用于在传输前对帧加密；加密能够允许加密或禁止加密；请求应答，指示此帧的应答是目标所要求的；类型，表示上层协议类型；以及数据，或更具体地，将被传送到具有特定目标地址的对等MAC子层实体的上层数据。MD_DATA.Conf原语确认接收到MAC的MD_DATA.Req，并且以表示此次传输成功或失败的状态指明要求传输的结果。MD_DATA.Ind原语指示了从单个对等LLC子层实体向此LLC子层实体传送MSDU。它包括帧长度、DA、发送此帧的站的SA、接收此帧的优先级，表示用于此帧加密密钥的密钥选择；加密使能；类型(还是上层协议)以及在源地址从对等MAC子层实体传输的数据。

物理层(PHY)通过一组数据服务原语324以及管理服务原语326对MAC提供服务。PD_DATA.Req原语请求物理层(PHY)开始将信息传输至媒体。作为响应，物理层(PHY)发送启动分隔符，MAC协议数据单元(MPDU)以及结束分隔符。此请求包括TX信道映射索引值，它与25位SOF分隔符、有效负载以及25位EOF分隔符一起，用于配置物理层(PHY)发送单元。PD_DATA.Conf原语确认由PD_DATA.Req原语请求的传输。它将传输状态表示为成功或失败。PD_DATA.Ind原语向MAC指示发送信息已由物理层(PHY)接收。它包括信道特征、信道访问优先级、段长度、MPDU以及“FEC错误标记”。信道特征包括用于信道估算的信息列表。信道访问优先级是结束分隔符中所接收信息的优先权值。MPDU是由对等MAC实体发送的信息。“FEC错误标记”是一个指示值，它表示FEC确定在所接收的信息中存在不可更改的错误。PD_Data.Rsp原语使得PHY发送请求应答分隔符，并且在应答分隔符中指定所携带的信息。它指定状态(即，待发送的请求应答类型，例如，ACK，NACK，或FAIL)，争用控制值以及信道访问优先级。PD_RX_FR_CRTL.Ind原语向在启动和结束分隔符中收到的MAC信息实体发送指示。MAC实体使用PD_RX_FR_CRTL.Rsp原语，以便向PHY发送控制信息。它包括接收状态，显示PHY应该对分隔符进行扫描，或PHY应该处于主动接收态。PD_RX_FR_CRTL.Rsp原语进一步指定相应于PHY预期接收码元数的帧长度，以及列为接收信号音的RX信道映射。MAC实体使用PD_PRS_Listen.Req原语，以请求PHY在PRP时隙中收话，并且PHY使用PD_PRS.Ind原语，向MAC实体指示已接收优先权分辨符。MAC实体使用PD_PRS.Req以请求PHY发送优先权分辨符。“PHY管理服务”原语326包括如下组成：PM_SET_TONE_MASK.Req，它请求PHY设置不用于传输或接收的音屏蔽，并且PM_SET_TONE_MASK.Conf指示此请求操作是成功或是失败。

参照图22，示出了MAC发送(TX)处理程序311的结构表示法。发送处理程序311包括四个过程：发送MAC帧处理过程330，加密过程332，分段过程334以及PHY帧发送过程336。TX处理程序311存储下列参数：站(或设备)地址338；音屏蔽340；重试控制342，网络密钥344以及TX信道映射346。

TX MAC帧处理过程330处理数据请求，并且管理设定/收到请求(如前说明的)。它接收以下输入：来自MD_SAP313的MD_Data.Req数据原语；来自加密密钥344的网络密钥；来自信号音掩蔽340的音屏蔽；来自设备地址单元338的站地址；TX信道映射有效性以及TX帧状态；以及来自MM_SAP314的设定/收到请求管理原语。响应于这些输入，它提供以下：MD_Data.Conf数据原语；重试控制；网络密钥以及密钥选择；音屏蔽；新站地址；PM_SET_TONE_MASK.Req管理原语；DA的TX信道映射索引；以及基于MD_Data.Req的TX明码通信报文帧(TCF)。无论过程330是否在TCF中插入MAC管理信息字段，子字段依赖于输入管理原语的内容，尤其是MM_SET_RMT_PAPAMS.Req以及其它输入。

“加密过程”332接收TX明码通信报文(TCF)以及所选的网络密钥作为输入。“加密过程332”决定是否选择加密，并且如果选择加密，获得随机8字节IV值，附加完整校验值，并且加密TEF、所选的网络密钥以及IV以构成TX加密帧(TEF)。“加密过程332”向分段过程334提供TEF。

“分段过程”334根据最大帧长度进行分段。“分段过程”334根据最大段(或帧)尺寸，通过分区帧主体而对MSDU进行分段直至末段；然而，可以适当调整分区，使其也能满足其它性能参数。例如，可以要求第一段具有最小长度，以缩短隐藏节点收听响应传输之前的时间量。一旦试图传输某一段，则直至此段被成功传送到目的地或要求调制变化为止，此段的内容和长度将不改变。

“PHY帧发送过程”336使用上述利用优先权的信道争用来启动传输或传输尝试。在图23至25中示出了“PHY帧发送过程”336。

参考图23，“PHY帧发射过程”336以要通过传输介质发送的帧的到达为开始(步骤400)。发射机将控制初始化，以维护定时信息和优先级(步骤402)。定时信息包括由补偿过程计数(Backoff ProcedureCount：BPC)、发射计数器(TC)、NACK计数器(NACKcount)和无响应计数器(No Response counter：NRC)维护的计数，每一个都被设为零值。定时信息还包括与发射寿命值相应的定时器，FrmTimer。除非寿命值被LLC单元向下传送到MAC单元，否则FrmTimer被设为最大值(MaxLife)作为默认值。优先权被设为分配给帧的信道访问优先权的值。发射机通过确定VCS的值和CS的值是否等于零来检测媒体是否忙(步骤403)。如果这些值非零，即媒体忙，则发射机等待直到检测到这两个值都为零为止，并同时根据通过该媒体接收的有效分隔符来更新VCS、VPF和CC的值(步骤404)。然后其确定VPF是否等于1(步骤405)。如果VPF等于零，则发送帧段并且TC增量(步骤406)。如果在步骤403确定媒体空闲，则发射机确定在载波检测时隙(Carrier Sense Slot：CSS)过程中、即在CIFS过程中是否发生到达(步骤407)。如果在CSS过程中发生到达，或在步骤405中VPF＝1，则发射机确定是否在CSS中检测到信号(步骤408)。如果在CSS过程中发生到达(步骤407)但在该时间段(在步骤408)未检测到信号，或在“优先权分辨时隙”间隔中的时隙之一期间发生到达(步骤409)，则发射机确定是否先前的传输指示无争用接入，即包括一设置的CC位(步骤410)。如果指示无争用接入，则发射机通过比较其优先级(等待传输的帧优先级)与在EOF和/或响应中指示的优先级来确定是否可以中断，还是在上一传输是要发送帧的前一段的情况下继续(步骤412)。如果发射不能中断或继续(作为例如在段字符组期间已经进行中的传输流的一部分，或无争用期间在站之间交换帧的部分)，其设置VCS值为EIFS，将VPF设为零(步骤414)。如果在步骤412确定发射机可以中断或继续，或在步骤410确定未指示无争用接入，则发射机发送其优先权的信令，并侦听也在等待信道接入的其它站的优先级(步骤416)。

如果发射机没有检测到更高的优先级(步骤418)，则继续争用以接入信道(步骤419)。如果争用成功，则该过程发射分段并使TC增量(步骤406)。如果争用不成功(即另外的站当前正在发射)，则确定是否当前发射的帧控制字段有效(步骤421)。如果帧控制字段有效，则发射机将VPF设置为1并根据该帧控制信息更新VCS(步骤422)，并返回至步骤404以等待空闲信道。如果帧控制字段无效(可能是由于同步错误或信号较弱)，则发射机返回步骤414(设置VCS等于EIFS和VPF＝0)。

返回步骤409，如果帧在PRS间隔后到达，但被确定为在争用窗口期间到达(步骤423)，则发射确定是否先前的帧传输是无争用的(步骤424)。如果未指示无争用接入，则发射机进入步骤418(以确定是否检测到更高的优先级)。如果指示了无争用接入，则发射机在步骤414更新VCS和VPF，并返回至步骤404以等待下一空闲信道。如果确定发射机可以在步骤426中断，则发射机进入步骤418。如果在步骤423确定帧是在争用窗口后到达，则发射机在步骤406发射帧段并将TC加1。

在步骤406发射帧段之后，发射机确定是否希望有响应或确认(步骤428)。如果希望确认并且收到了确认(步骤430)，或是不希望确认，则发射机确定是否发射任何附加的段作为数据传输流或字符组(步骤432)。如果是，则发射机将BPC、TC、NACKcount和NRC复位为零(步骤433)。然后发射机通过判断FrmTimer是否为零或TC是否超过发射限制来确定是否帧应当被抛弃(dropped)(步骤436)。如果任一条件为真，则发射机报告帧该帧已被丢弃(步骤438)，并结束该过程(步骤440)。如果帧未被丢弃而是被重发射，则发射机返回步骤403。如果在步骤432没有更多的帧要发送，则发射机报告传输成功(步骤442)，并在步骤440结束该过程。如果希望确认而在步骤430未收到确认，则该过程还决定(resolve)响应(步骤444)，并进入步骤436进行帧丢弃的判断。

参照图24，决定响应的过程444开始于判断是否已经收到NACK(步骤446)。如果收到了NACK，则NACKcount增加而将BPC设为零(步骤448)。过程444确定NACKcount是否大于NACKcount的阈值(在该例子中，阈值为4)(步骤450)。如果NACKcount被确定为大于阈值4，则该过程将NACKcount设置为零，并使用鲁棒(ROBO)传输模式(步骤452)，并进行到步骤436(图23)。如果NACKcount不大于阈值，则该过程直接进入步骤436。如果希望得到响应并且收到了FAIL响应，(步骤454)，则该过程等待预定的时间段，在所示的例子中，为20毫秒(步骤456)，并更新关于所有有效帧控制信息的VCS、VPF和CC(步骤458)，将NACKcount和BPC设置为零(步骤460)并返回步骤436。如果希望得到响应而未接收到响应(即没有在步骤454收到FAIL)，则该过程确定是否收到其它帧控制信息(步骤462)，如果是，则将VCS设置为EIFS，将VPF设置为零(步骤464)。否则，该过程将NRC递增(步骤466)，并确定NRC是否大于NRC阈值(步骤467)。如果确定NRC是大于NRC阈值，则该过程使用ROBO模式(步骤468)并再次返回步骤436。如果在步骤467确定NRC不大于NRC阈值，则过程返回到步骤436而不调整至调制模式。

参考图25，信道接入争用过程419从确定BPC、DC或BC是否为零开始(步骤470)。如果是，则该过程确定是否要发射的分段是先前传输的继续(步骤471)。如果不是，该过程执行下面的操作：建立“争用窗口”CW和“延期计数”DC作为BPC的函数，即CW＝f1(BPC)，其中对应于BPC＝0，1，2，＞2，分别有f1(BPC)＝7，15，31，63；将BPC增量；并设置BC＝Rnd(CW)，其中Rnd(CW)是来自间隔(0，CW)的均匀分布的随机整数(步骤472)。如果是一个连续(在步骤471)，则过程设置CW＝7，DC＝0，BPC＝0和BC＝0。如果BPC、DC或BC在步骤470不为零，该过程将DC递减(步骤474)并将BC递减(步骤476)。在步骤472、473或476之后，过程419确定是否BC为零(步骤478)。如果BC为零，则过程进行至步骤406，启动分组传输并将TC递减(图23)。如果BC不等于零，则过程等待一个CRS时隙(步骤480)，并确定CS是否等于零(步骤482)。如果CS为零(即未检测到载波)，则过程返回到步骤476(将BC减数)。如果CS在步骤482不等于零，则过程419确定是否当前传输中的同步信号有效(步骤484)。如果该信号无效，则过程419返回步骤480以等待另一个CRS时隙的持续时间。如果同步信号有效，则过程419进入到步骤412(图23)以确定当前传输的分隔符帧控制字段的有效性，从而不允许有更多的争用。

参考图26，其示出了MAC接收(RX)处理程序312的结构表示。RX处理程序312包括四个函数：一“PHY帧接收”过程490，一“重装配程序”494，一解密过程496和一接收MAC帧处理过程498。RX处理程序312储存下面的参数：站地址338，音屏蔽340，加密密钥344，信道特征506，RX信道映射512和TX信道映射346。

PHY帧接收过程490接收RX(可选地)加密的段(RES)。即，其分析任何到来的分段的帧控制字段，并接收任何到来的分段的主体。其储存信道特征并使RES能够为重装配过程494所用。

参考27，帧接收过程490如下。过程490从搜索同步信号并监测VCS(步骤522)开始(步骤520)。过程490确定是否VCS等于0和VPF等于1(步骤524)。如果VCS等于0和VPF等于1，过程检测CIFS中的载波(步骤526)，并确定是否检测到载波(步骤528)。如果未检测到载波(在步骤528)，则过程等待CIFS的结束(步骤530)并在PRS中侦听，注意任何在那个间隔中听到的优先级(步骤532)。然后将VCS设置为等于EIFS和VPF等于零(步骤534)并返回步骤522。如果在步骤528检测到载波，则过程直接进行到步骤534。

如果VCS不等于0并且VPF不等于1(在步骤524)，则过程确定是否未检测到同步信号，过程返回到步骤522。如果该过程确定检测到同步信号(在步骤536)，则过程接收并分析在到来的分段的分隔符中的帧控制字段(步骤538)。该过程确定是否帧控制是有效的(根据FCCS字段)(步骤540)。如果帧控制是无效的，则过程进行到步骤534。如果帧控制有效，则过程确定帧控制是否指示帧的开始(步骤542)。如果不是帧的开始，则过程更新VCS和VPF，并且注意由帧控制指示的优先级(步骤544)并返回步骤522。如果帧控制指示为帧的开始，即帧控制是在开始分隔符中(并且由此包括一对RX信道映射的索引、一长度、是否希望被响应和争用控制标志)，过程接收分段的主体和结束分隔符(如果帧中包含结束分隔符的话)。过程确定是否DA为有效(步骤548)。如果DA为有效，则过程确定是否RX缓冲器可用(步骤550)。如果缓冲器空间可用，则过程通过检查FEC错误标志并确定是否所计算的CRC是否等于FCS(步骤552)，来确定是否分段接收有错误，并且，如果有效并且请求响应，则过程准备ACK响应并将其传输(用PD_DATA.Rsp以及状态＝ACK)，并储存RES和信道特征(步骤554)。过程确定是否要接收附加的帧作为分段帧的一部分(步骤556)。如果不再接收分段，该过程指示帧接收成功(向图26所示的其它RX过程494、496和498)(步骤558)，并在步骤560中等待值VCS等于0之后进行到步骤526检测CIFS中的载波。

仍然参考图27，并参考步骤552，如果分段为无效，并且希望响应，则过程准备和发送NACK响应(即PD_Data.Rsp以及状态＝NACK)(步骤562)。该过程放弃帧(步骤564)并返回至步骤560。如果在步骤550，缓冲器空间不可用，并且希望得到响应，则过程准备一FAIL响应并将其传输(PD_DATA.Rsp以及状态＝FAIL)(步骤566)，并在步骤564返回到放弃帧的步骤。如果在步骤548，DA无效，则过程确定是否分段是多点传播寻址(步骤568)。如果分段是多点传播寻址，则过程确定是否缓冲器空间可用(步骤570)。如果缓冲器空间可用，则过程确定是否分段有效(步骤572)。如果分段有效，则过程进行到步骤556以检查另外到来的段。如果在步骤568将分段确定为单点传送寻址，或过程确定该分段是多点传播但在步骤570确定没有足够的缓冲器空间可用，则过程进入步骤564(放弃该帧)。

再参考图26，“重装配”过程494将由PHY帧接收过程490接收的分段累积，直到装配成整个帧为止。每个分段包含“段控制字段”106(见图7)，其提供分段长度(SL)168、分段计数(SC)172和最后段的标志170。SL168规定了分段中的MSDU字节的数目，因为分段被填补以匹配码元块的长度，并被用于在接收机确定和提取MSDU字节。SC172包含从对应于第一分段的零开始顺序增加的整数。对于最后段或唯一段将最后段的标志设置为0b1。“重装配”过程494使用在每个分段中的这个信息和其它信息来装配MSDU。接收机通过将分段按分段计数的顺序组合，直到接收到将最后段的标志设置为1的分段为止，来重新装配MSDU。所有的分段在被解密之前重新装配，以提取MSDU。

过程494从接收RES开始，并确定是否SC等于零。如果SC＝0并且设置了最后分段的标志，则RES是MSDU中唯一的分段，并且过程向解密过程496提供RES作为接收的加密帧(REF)。如果SC不等于零，则过程使用分段控制信息以按顺序累积所有的分段，直到其看到最后段的标志设置为止，并从累积的分段重新组装MSDU(或REF)。然后将REF传送给解密过程496。

“解密过程”496从REF产生明码。“解密过程”496从“重装配”程序494接收加密的重新装配的帧，并检索由加密控制字段112(见图8)的EKS字段192中的EKS识别的NEK。如果REF中的IV为零，则REF被确定为未解密的(实际上是被接收的明码帧或RCF)并将RCF传递给RX MAC帧处理过程498。如果IV不为零，则过程496用DES算法与IV和NEK对帧解密。过程496确定是否在REF中有任何错误，并执行该项任务而不管REF实际是否加密。如果解密过程对REF没有检测到错误(即REF中的ICV等于由解密过程计算的值)，则过程496重新定义该REF作为RCF，并提供RCF给RX MAX帧处理过程498。

RX MAX帧处理过程498分析和处理明码帧主体。其从第一发生类型字段中规定的类型值确定帧主体的类型。如果帧不包括MAC管理信息字段182，则该类型是在类型字段184中规定的，类型字段184指示后跟的帧数据是帧数据字段186(图8)中的MSDU数据，并且类型字段184和帧数据186与DA字段108和SA字段110(图3)一起被提供给LLC层以进行进一步处理。否则，参考图9，在MAC管理信息字段182的类型字段200中规定该类型。如果在MCTRL字段206中指示的项数目大于零，则过程498根据其各自的项类型(如在MEHDR字段206中MTYPE字段218中所示)，处理MAC管理信息字段182中的各个项204。例如，如果MTYPE字段218识别该项为具有响应项210H的多点传播(图17)，则过程确定站地址338是否与由项210H规定的任何多点传播目的地地址272匹配。参考图12B，如果该项是“信道估计响应”210B，则过程498将RXCMI230与作为DA的SA(在帧信头中规定)，并将来自该项的信道映射信息(由RXCMI230作为索引)储存在TX信道映射346(图26)中，以用于向帧发送的传输。如果该项是“请求信道估计项”210A(图12A)，则过程使“信道估计响应”被准备好(通过“信道估计”过程，如前所述)并发回帧的发送器。参考图16，如果过程498确定项类型是“设置网络加密密钥”项210G(图16)，则过程498将EKS266与NEK268相关地储存在加密密钥存储器344中，以用于对被分配密钥的逻辑网络的帧数据进行加密/解密。这样，RX处理程序的过程498采取任何适合于该数据项204的类型的操作。

在发射/接收过程的另外说明中，图28是描述作为单个发射/接收状态机575的MAC状态机310的发射和接收过程的状态图(分别是过程336和490)。参考图28，状态机575开始于空闲状态，搜索同步信号(状态“A”)。如果检测到同步信号，则该机器转变到接收帧控制信息(状态“B”)。如果收到的帧控制表示一SOF，则该机器接收跟在SOF后面的段主体和EOF(状态“C”)。如果收到有效的DA并且希望得到响应，则该机器发送一响应(状态“D”)。在发射响应的事件中(在状态“D”期间)，或如果在状态“B”接收的帧控制是一个响应或不希望响应的EOF，或在状态“C”不希望得到响应，则该机器转变到检测CSS中的载波的状态(状态“E”)。如果没有检测到载波，则该机器进入检测PRS信令的状态(状态“F”)。一旦检测到PRS时隙的结束，则机器设置VCS＝EIFS和VPF＝0，并转变到在争用窗口中搜索同步的状态(状态“G”)。如果VCS超时和VPF＝0，则机器返回状态“A”。如果在状态“A”和状态“G”过程中帧是未决的(并且补偿计数器在状态“G”中具有零值)，则机器发射未决的分段(状态“H”)。如果在状态“G”检测到同步，则机器再次接收帧控制信息(状态“B”)。如果当在接收帧控制状态“B”时，机器确定帧控制无效，则机器设置VCS＝EIFS和VPF＝0，并进行到等待状态(对于VCS＝0)和搜索同步(状态“I”)。  如果当在接收帧控制状态“B”时，机器确定收到EOF并且希望得到响应，或在状态“C”确定DA无效并且希望得到响应，则机器更新VCS并设置VPF＝1和进入状态“I”。如果在状态“I”检测到同步，则机器接收帧控制信息(状态“B”)。如果在状态“I”过程中VCS在VPF为0时超时，则机器返回空闲状态(状态“A”)。否则，如果VCS＝0和VPF＝1，则机器进入状态“E”。如果在状态“E”检测到载波，则机器设置VCS＝EIFS和VPF＝0，并转变到状态“I”。迅速返回状态“H”，如果发射分段而没有希望响应，则机器进入状态“E”。如果在状态H发射分段而希望响应，则机器更新VCS并设置VPF＝1，然后进入状态“I”。

如上所述，通过使用“MAC管理信息”字段182(图9)，并结合其它帧字段，可以获得多个MAC功能。这些特征包括(但不限于)：基于加密的逻辑网络，用于多点传播和广播发送的部分ARQ；桥接(用网桥代理)；以及诸如令牌传递和轮询之类的媒体接入控制技术。参考图1，网络10中的站12可以为了私密性而逻辑地分割。例如，参考图29，能够通过共享的传输介质14与位于第二地点的站12c和站12d通信的位于第一地点的站12a和站12b被逻辑上分为逻辑网络，即站12a和站12b属于第一网络网络580，而站12c和站12d属于第二逻辑网络582。这种将实际网络中的站逻辑分割为逻辑网络的逻辑分割发生在MAC单元18，并允许实际网络上的站组就象对每个组有唯一的、分割的网络那样操作。私密性是由56比特数据加密标准(DES)加密和认证密钥管理提供的。

所有在给定网络中的站共享一个网络密钥作为公共密钥。该网络密钥是分配给逻辑网络的密钥。除了网络密钥外，每个站具有唯一的默认密钥，典型地是由制造商预编程的。站的用户从口令产生默认密钥(也由制造商提供)。默认密钥用于在站与作为逻辑网络成员的一个或其它站之间的安全通信，以便站安全地接收对于那些逻辑网络的网络密钥。从口令产生密钥的一种示范性机制是PBKDF1功能，如在PKCS#5 v2.0标准、“基于口令的加密标准”中所描述的，其使用MD4作为基础散列算法。这样，每个站通过使用其口令获取默认密钥而第一次进入一个逻辑网。

参考图30和31，向逻辑网络如第一逻辑网络580中加入一个新站如站点12e的过程如下。已经成为该逻辑网络成员的一个站、或称“主”站(例如图29中的站12b)接收新站的默认密钥(步骤590)。典型地，新站的默认密钥是人工输入主控站中的。主控站建立包括“设置网络加密密钥MAC管理”项(图16中的项210G)的帧(步骤592)，该项为逻辑网络标识一56比特“DES网络加密密钥”或NEK(在NEK字段268)以及相关的8比特“加密密钥选择”(在EKS字段266中)。主控站用接收的默认密钥将帧加密(步骤594)，并将加密的帧发送至新的站，以由新的站用默认密钥解密(步骤596)，并从解密帧中恢复网络密钥和相关的选择。

主控站可使用先前说明的信道估计功能和信道估计MAC管理项(图12A和12B)来使网络加密密钥更安全地传递给新站。主控站可以向新站发送信道估计请求，使新站执行信道估计处理并返回具有从信道估计过程得到的新的信道映射的信道估计响应。在收到该响应后，主控站使用在响应中规定的信息映射来向新站发送加密的帧(包含NEK)。

参考图31，在逻辑网络580中的站，即站12a、12b和12e在各自的加密密钥存储器344中储存各自唯一的默认密钥600a、600b和600e(将仅用于重建密钥(re-key)操作)，以及等同的网络加密密钥(NEK)602和要用于所有其它在逻辑网络580内业务的相关的“加密密钥选择”(EKS)604。

“加密密钥选择”604被设置在“网络加密密钥”602可适用的逻辑网络成员(如图中箭头1、2和3所示)的所有传输中帧的EKS字段192内，并且“网络加密密钥”602用于对那些成员的所有帧加密/解密。

这样，通过加密提供逻辑联网以保证私密性。每个逻辑网络具有其自己默认的和网络的密钥，提供一个逻辑网络与另一个的信息的分隔。因为该机理使用在每个站中包括的加密能力，每个站具有加入到任何数量的逻辑网络中的能力，其仅受每个逻辑网络默认值和网络密钥所需存储器的限制，以及每个逻辑网络的成员站组的成员映射的限制。例如，站12a也可以是第二逻辑网络582的成员站，或站12d可以是第三逻辑网络(未示出)和第二逻辑网络582的成员站。结果，站实际上可以储存多于一个的“加密密钥选择”和“网络加密密钥”对，即用于其所属的每个逻辑网络的“加密密钥选择”和“网络加密密钥”对。

部分ARQ机制允许多点传播组中的一个成员确认传输(指向多点传播组)作为其它组的代理。部分ARQ不保证向多点传播组的传送，但确实提供了对由至少一个多点传播组成员接收消息的指示。MAC层确认紧接在它们所响应的帧之后而不放弃对新传输的信道的响应。

返回更新的信道映射(在信道估计过程的信道估计响应中)的一个站被选择作为多点传播的代理。该选择可以是随机的，但优选是基于信道映射信息(包含在响应的信道映射内)，以使发射站识别在多点传播中最弱的路径。通过识别最不可能接收传输的站，并选择该站作为代理，使部分ARQ机制更为可靠。在一个示范性选择机制中，代理可以通过确定哪个应答站的信道映射支持最低数据率(表示最差情况的信道特性)来选择。这种选择可以以各种方式进行，例如通过比较实际数据率来确定最低数据率，或是通过确定哪个信道映射表明在块中最少数目的字节(也是最低数据率的表征)来确定最低数据率。

发射机通过将DA字段设置为所选择的代理站的地址来准备多点传播帧。其在参照图17所述的“带响应的多点传播MAC管理项”210H中储存代表想要接收多点传播帧的多点传播地址组的多点传播地址，或是在多点传播地址组中的个别地址，并设置SC106中的MCF164(图7)。发射机还在帧开始和结束分隔符中用指示请求一响应的值来设置DT字段。

由DA字段规定的代理站无论何时接收到带有要求响应的DT的帧时，都提供一代表多点传播组的合适的响应类型。如上所述，响应的发射在RIFS期间之后开始，而不管媒体是处于忙状态。

尽管在上面将部分ARQ机制描述为使用一想要接收多点传播帧的站作为所选择的代理，但这并非是限制。代理可以是任何与相同媒体连接的作为多点传播帧的想要接收者的装置，例如任何与媒体连接的站或网桥。

如前所述，MAC协议支持由子网(如电源线网络10，见图1)在其需要与通过网桥接上的站通信时使用的桥接机制。桥接机制允许每个桥与子网连接以用作通过网桥接入的目的地址的代理。

参考图32，网络620包括第一和第二子网622、624，它们是基于可靠的媒体(具有极低的误码率的媒体)并因此而称为“可靠”的子网，以及一第三子网626，它是基于有噪声的媒体(具有较高的误码率)，从而被称为“不可靠”的子网。可靠媒体的例子包括常规的以太网和光缆技术。有噪声媒体的例子包括电源线和无线媒体，如RF。网络620还包括用于连接子网622、624和626的网桥628(B1)和630(B2)。第一可靠子网622包括站632a(R1)和632b(R2)，它们与第一可靠媒体634连接。第二可靠子网624包括站636a(R3)和636b(R4)，它们与第二可靠媒体638连接。第二可靠媒体638可以与第一可靠媒体634为相同类型也可以为不同类型。不可靠的子网626包括站640a(U1)和640b(U2)，它们与有噪声的和不可靠的媒体如电源线642连接。网桥628(B1)与第一可靠媒体634(在端口A)和不可靠媒体642(在端口B)连接。网桥630(B2)与不可靠媒体642(在端口A)和第二可靠媒体638(在端口B)连接。网桥628、630各自支持网桥的功能性，包括(但不限于)分别图示为学习网桥过程644和646的学习网桥单元。每个站和网桥包括至少一个MAC装置。站632a、632b、网桥628和站636a、636b以及网桥630分别包括合适类型的常规MAC装置，MAC装置648a、648b、648c、650a、650b、650c，用于支持它们所连接的可靠的媒体。为了支持在不可靠媒体上的操作，具体地说，即知道源(source-aware)的桥接代理功能(下面将说明)，网桥628、630和站640a、640b分别包括知道源的MAC装置652a、652b、652c、652d。需要知道源的MAC装置652、即那些加入到知道源的桥接中的装置知道通过一个网桥(在这种情况下，是网桥628或630之一)到达一个特定的目的地址。

每个这种知道源的MAC具有允许网桥(或作为网桥的装置)用作目的地代理的能力。通过作为目的地址的代理，网桥接受向该目的地地址传送分组的责任，并直接作为个别的地址加入ARQ方案(scheme)中(在需要时)。

通过对所有站在得到信道映射时所需要的相同信道估计过程，使站U1、U2(以及网桥B1和B2)知道需要使用网桥代理。如果从网桥628、630之一接收的“信道估计响应MAC管理”项210B(图12B)具有“网桥代理”位236的组，则接收装置知道该网桥可工作并在向另一子网上的一个或多个地址发送。接收装置将该网桥的源地址(由SA字段识别)与CMI(和VT、RATE和MOD字段一起)关联，就要对网络上的任何其它站一样。接收机还将相同的信息与“信道估计响应MAC管理”项210B的每个“桥接目的地址”(BDA)246关联。BP标志236指示BDA 246是通过网桥的源地址接入的。以此方式，每个站能够以第一列表的形式构造一第一数据结构，在此称为BPDAlist，该第一数据结构将每个网桥的SA映射至一个或多个BDA。每网桥构造和维护一第二数据结构或列表，这是其自己的各个被提供代理服务的DA的列表(“我是代理”列表或IAPlist)。

通过网桥代理向BPDAlist中的DA进行的后续传输一旦建立，即通过发送具有“替代网桥地址”型的“MAC管理信息”字段项的帧来完成的。一个寻址到为其激活了网桥代理的“目标地址”的MSDU被与“帧信头目的地址”108(图3)组一起发送到网桥的地址。“替代网桥地址MAC管理信息项”包括初始目的地地址(ODA)和初始源地址(OSA)，从而允许网桥为该传输重建初始的MSDU。

在构建状态中的网络620示于图33，作为被构建的网络620’。在构建状态中，学习网桥过程644、646为所有的站分别维护逐端口学习的地址列表660、662。这样，B1维护站/端口列表660，以便包括用于端口A的站R1和R2、用于端口B的站U1、U2、R3和R4。网桥B2维护站/端口列表662以包括用于端口A的站U1、U2、R1和R2、用于端口B的站R3和R4。网桥源通知MAC 652a和652b分别维护IAPlist664a和664b，其包括由那些网桥为其提供代理服务的地址。IAPlist 664a包括R1和R2的地址，IAPlist 664b包括R3和R4的地址。通过LLC(在本地管理项中)将IAPlist地址传送至知道源MAC，或是被学习(通过学习网桥过程，其向知道源MAC提供地址，或当MAC从LLC接收一个具有不属于它的SA的帧时)。知道源MAC功能IAP(SA)将这些地址加到IAPlist列表中。

另外，站640a和640b各自在相应的“网桥代理DA”列表666中(BPDAlist)维护学习的或接收的BPDA信息。因为两个网桥与子网626连接，这些网桥(网桥628和630)中的每一个还必须为通过其它网桥到达的目的地址维护网桥代理列表。结果，网桥628和630分别维护BPDAlist 668a和668b。它们通过信道接收在MAC管理项即来自网桥的信道估计响应MAC管理项、或是来自主机的信道估计响应MAC管理项(本地MAC管理项)中的该列表。该列表可以是地址对的列表，地址对包括目的地址(DA)和与该DA相关的网桥代理DA(BPDA)，或另选地可以是与每个BPDA相关的DA的列表。当从SA与OSA不匹配的特定SA接收到桥接的帧时，可以学习BPDAlist。它们由RecordBPDA(OSA，SA)函数储存，该函数在BPDAlist中分别储存OSA、SA地址对作为DA和BPDA。本地MAC管理获得/设置原语(primitives)在储存和为站提供BPDAlist时被用于支持LLC(以及更高层)。

参考图34，其显示了在知道源的桥接网络(网络620)700中用于自己构成一装置(如U1、U2、B1或B2)的知道源的MAC TX过程。过程700从通过装置中的知道源MAC652接收来自LLC的帧开始(步骤702)。该帧可能是要用于发送到目的地址装置或作为MAC本身的管理帧。过程确定是否由帧识别的SA与MAC自己的SA(MyAddr)匹配(步骤704)。如果有一个SA匹配，则过程确定由该帧识别的DA是否与MAC自己的DA(MyAddr)匹配(步骤706)。如果也有一个SA匹配，则该帧被传送到MAC本身并且不将被在媒体上传输。该过程确定是否MAC管理项在该帧中存在(步骤708)。如果该帧包括含有要用于本地应用的信息的MAC管理项，则过程调用RecordIAP，以在项目中存在一IAP列表时储存这种IAP列表(步骤708)。如果帧不包括MAC管理项(在步骤708确定)，则该过程放弃该帧(步骤712)并返回至空闲状态(步骤714)。

如果在步骤706确定，在帧中的DA与MAC本地地址不一致(就象通常在要发射的帧中的情况那样)，则过程确定是否DA已知要被桥接(步骤716)，即，与来自先前的RecordBPDA函数(如上面所讨论并将结合附图36更详细地说明的)的站的BPDA列表中的网桥(通过其来进行接入)相关。如果DA已知要被桥接，则该过程通过用帧DA字段中相关网桥的DA替代该帧的DA来执行SubstituteBPDA函数(步骤718)，并将帧的ODA和OSA字段中的初始DA和SA分别放在“替代网桥地址MAC管理项”210F中(见图15)。该过程将该帧引至到准备用于传输帧的过程(步骤720)。

如果在步骤716中DA不知要被桥接，并且实际上在步骤722不知要被桥接，则该过程将该帧引导到传输准备(步骤720)，而不进行桥接地址处理。如果DA不知道(在步骤722)，则通过将DA设置到广播地址来执行SubstituteBPDA函数(步骤724)，并且过程进行到步骤720。

参考步骤704，如果帧的SA不等于站的地址(MyAddr)，则执行过程的该装置被桥接并且处理如下所述继续。该过程确定是否DA已知要被桥接(根据先前的RecordBPDA函数、信道映射响应或本发管理“集合”原语)(步骤726)。如果DA已知要被桥接，则该过程执行SubstituteBPDA函数，执行IAP(SA)函数(如前面所述)，在步骤720准备用于传输帧的过程之前用MyAddr代替SA(步骤728)。否则，如果DA不知要被桥接(即对DA或其它指示不存在信道映射)(步骤730)，则过程执行SubstituteBPDA函数而不改变DA，执行IAP(SA)函数，并在步骤720准备用于传输的帧之前，用MyAddr代替SA(步骤732)。

如果DA不知道(在步骤730确定)，则在步骤720准备用于传输的帧之前，通过将DA设置到广播地址、并执行IAP(SA)函数，以及用MyAddr代替SA(步骤734)，来执行SubstituteBPDA函数。

参考图35，显示了传输帧准备过程720。优选地，该过程在图34的自动构建知道源的桥接之后执行。通过以这种方式命令该过程，维持了通过使用部分ARQ来改进的广播和多点传播分组的可靠性。首先，过程720确定是否DA是多点地址(步骤740)，如果不是，则过程确定是否对该DA存在信道映射(步骤742)。如果对该DA存在信道映射图，则该过程指示根据信道接入过程将该帧加密和发送。(步骤744)。如果过程在步骤742确定对该DA的信道映射不存在，则该过程在步骤744之前加密和传输之前使“信道估计请求MAC管理项”加到帧中(步骤746)。如果在步骤740确定DA为多点传播，则过程确定是否有有效的信道映射存在(步骤748)。如果不存在有效的信道映射，则部分ARQ过程不能被执行，并且该帧在步骤744被简单地加密和发送。如果在步骤748确定存在有效的信道映射，则部分ARQ过程通过SubstituteMWR函数执行。SubstituteMWR函数将DA复制到“具有响应的多点传播管理项”，用有效信道映射存在的DA代替该DA，并设置“多点传播标志”(步骤750)。

参考图36，其显示了用于接收时自构建、知道源的知道源MAC RX过程(即作为由MAC单元从媒体接收的帧)760。按从上述参考图34-35的传输处理的逆序来进行处理。即，部分ARQ处理后面跟着网桥代理数据处理。过程760从媒体762接收一帧。过程确定是否“多点传播标志”被设置为1或是DA为多点传播地址，即地址MSB＝1(步骤764)。如果过程确定既没有设置MCF、DA也不是多点传播，则过程确定DA是否等于MyAddr(步骤766)。如果在步骤766确定DA不等于MyAddr，则放弃该帧(步骤768)并且过程返回到空闲状态(步骤770)。否则，也就是说，如果设置了MCF、或DA是多点传播、或DA等于MyAddr，则该过程使该帧重装配(如果合适)并解密以提取可能存在的“MAC管理项”(步骤772)。如果在该帧中存在“信道估计请求MAC管理项”，则过程760通过准备包括从网桥的IAP列表(如果存在这种列表的话)取出的BPDA列表的“信道估计响应”来处理该请求(步骤774)。该过程确定是否在该帧中存在“MWR管理项”(步骤776)。如果是，则用包含在项中的DA代替该DA，并去掉信头(步骤778)。如果不存在MWR项，则过程确定是否在该帧中存在“替代网桥地址”项(步骤780)。如果过程确定在该帧中存在RBA项，则执行RecordBPDA(OSA，SA)函数以将此地址对加到站的BPDAlist中(如果OSA和SA是不同的)，并且从ODA和OSA恢复DA和SA(步骤782)。一旦该过程从帧中去掉任何管理理项并将该帧传送到LLC以向主机传送(步骤784)，则返回到空闲状态(步骤770)。

如图32所示，网桥B1和B2包括与知道源MAC在连接至不可靠网络的端口上连接的学习网桥过程。该学习网桥过程是“IAP知道”的，并因此能够将传送地址的列表传送至不可靠MAC的IAP函数中以储存在IAPlist中。

尽管网桥B1、B2使用具有知道IAP的学习网桥功能，也可以想得到其它实施例。例如，可以用标准的、可购买到的网桥芯片(其典型地具有用于各端口的内置的以太网MAC 648)、以及与至少一个端口连接的外部的知道源MAC 532来实现网桥B1、B2，从而从学习网桥过程中隐藏在该至少一个的端口上对知道源的桥接的使用。在这种实施中，尽管该网桥不是知道IAP的，并且因此未配备成将IAP列表信息传送至知道源的MAC，该知道源的MAC支持其它可用于产生和维护IAPlist的机制，例如MAC管理项或其它知道源MAC学习机制，如前所述。

再次参考图32-33，尽管装置628和630被图示为独立的网桥，它们也可以实现为站(具有主机或与主机连接)。如果实现为站，则网桥装置628将被看作是子网622和626上的站。类似地，如果网桥装置630将被实施为站，则其将被考虑为在子网624和626上的站。与桥接机制相关的控制结构和操作将被修改为合适的。例如，站/端口列表660将被扩展成包括用于端口B的装置630(B2)，并且站/端口列表662将类似地调整为包括用于端口A的装置628(B1)。

如前所述，使用无争用接入机制使单个站控制对媒体的接入。另外，无争用接入机制允许站作为网络控制器。参考图37，其示出了能够支持定期无连接间隔(会话)以保证高质量业务以及面向争用的接入的多点网络700。网络700包括指定为主控站702的站和与共享物理媒体706连接的站704a，704b(分别显示为第一和第二附属站)。典型地，主控站702的选择是由网络管理器(未示出)构成，或是专用的装置或产品。站702、704a和704b分别包括主机708a、708b和708c，MAC层710a、710b和710c，以及PHY层712a、712b和712c。每个主机708与MAC层710连接，MAC层710还与PHY层712连接。优选地，MAC层710以相同的方式操作并包括MAC单元18的功能(图1)。类似地，PHY层712优选包括至少PHY单元22的功能(仍参见图1)，并且媒体706是电源线。但是，可以使用其它的媒体类型。主机708是要用于代表操作上上述MAC子层710的至少一个或多个网络软件部件。

在主控站702和任何一个或多个要参加无争用间隔会话的附属站704a和704b之间的连接，是通过在主控站和附属主机之间(即主机708a和708b之间以及708a和708c之间，如果两个附属站都要作为会话的成员的话)在无争用会话之前用正常的基于争用的接入进行“连接控制”信息的交换来建立和维护的。各站用相同的机制加入到会话中和从会话中除去，即使用“连接控制”消息714，它们在用于这些目的的会话过程中在无争用间隔之外传送。主机708通过发送“设置连接和使用连接”消息716向该站MAC 710发送连接(一旦建立或在后续修改时)的详细内容。

涉及主控站/附属站通信的“连接控制”消息14包括下面的原语：

MASTER_SLAVE_CONNECTION.Request(Req)/Confirm(Conf)；

SLAVE_MASTER_CONNECTION.Req/Conf；

MASTER_SLAVE_RECONFIGURE.Req/Conf；和

SLAVE_MASTER_RECONFIGURE.Req/Conf。每个这些原语包括下面的参数：周期(Period)；帧长度(Frame Length)；最小帧时间(Minimum Frame Time)；最大帧时间(Maximum Frame Time)；开始时间(Start Time)；连接持续时间(Connection Duration)；连接号(ConnectionNumber)；以及最后的无争用帧(Last Contention-Free Frame CFF)。“周期”定义了从一个争用间隔的开始到下一个无争用间隔的开始之间的时间。“帧长度”定义了(以字节数)在每个间隔中要发送的平均帧长度。“最小帧时间”和“最大帧时间”分别定义了帧(加上相关的响应)的最小和最大持续时间(加上相关的响应)。“开始时间”规定了加入(或开始)无争用间隔的近似第一时间。“连接持续时间”规定了连接的持续时间(以秒为单位)。0值指示连接取消，而最大值(MaxValue)指示在取消之前连接是好的)。“连接号”是分配给特定的站-站(即主控站到附属站)连接的连接号。“最后的无争用帧”表示附属站(接收该参数)要在下次无争用间隔中发送最后帧并应当将该帧中的CC字段设置为零(从而向所有在网络中的站发信号命令特定的无争用间隔结束)。主控站控制“连接控制消息”参数的设置，从而附属站使得一个请求(.req消息)发送所请求的值给主控站。如果由主控站返回的值可接受，则来自附属站的确认响应简单地确认这些值。

在主控站和附属站之间的示范性的连接控制消息交换如下。一启动电话呼叫的手机站(附属站)将一则消息发送至基站(主控站)请求呼叫建立(连接请求)。主控站用指示定时和其它用于建立和维持该连接所要求的信息来响应。

除了所讨论的连接控制消息参数之外，任何关于新连接的信道映射的请求或响应都在开始第一个无争用间隔(其中要加入连接)之前用基于争用的接入来传送。所有与连接的维持或改变有关的其它消息也在无争用间隔之外交换。

仍然参考图37，主控站700可以将主控站控制传送给另一个站(“新”主控站)，例如已经作为附属站(如站704之一)的站，或还没有作为附属站(未示出)的站。应当理解网络700可以分割为多个逻辑网络，每个逻辑网络具有指定的主控站，例如在一个逻辑网络中将主控站700指定为第一主控站(并作为主控站)，而在另一个逻辑网络中将主控站704b指定为第二主控站，并用于从主控站700到其它(新)主控站704b传送的主控站/会话控制。为此目的，连接控制消息714还包括用于将主控站和会话控制信息从主控站传送至新主控站的消息。这些消息的形式是：

MASTER_MASTER_CONTROL_TRANSFER.Request和

MASTER_MASTER_CONTROL_TRANSFER.Confirm消息，用于转发下列参数：周期(Period)；帧长度(Frame Length)；最小帧时间(Minimum Frame Time)；最大帧时间(Maximum Frame Time)；开始时间(Start Time)；会话持续时间(Session Duration)；连接号(ConnectionNumber)；以及请求的间隔长度(Requested Interval Length)。“周期”定义了从一个无争用间隔的开始到下一个无争用间隔的开始之间的时间。“会话持续时间”以秒为单位定义了会话的长度(进行会话控制的主控站)。“请求的间隔长度”规定了所请求的无争用间隔的总长度(以毫秒为单位)。“连接号”是分配给主控站到新主控站连接的唯一号码。逻辑网络的各个指定的主控站702、704b就能够在它们之间将控制向后和向前传送，以在逻辑网络的会话之间实现平滑的转变。

参考图38，其显示了无争用间隔722的示例的无争用会话720。无争用间隔722在固定时间间隔724(在“连接控制消息714”中规定为“周期”)上定期地发生。优选地，无争用间隔限制为整个“周期”或循环的一部分，如50％，以便其它站有机会在正常的面向争用的间隔725(在图中用阴影显示，因为间隔725不是会话720的一部分)期间争用该媒体。会话间隔726是会话720的持续时间。它可以是固定的持续时间(如图所示)或持续到会话所需要的时间长度。典型地，会话是由主控站在其知道需要会话时(例如当收到第一连接请求时)建立的。其它连接可以加到已建立的会话中，或者参加会话的连接可以从该会话中去掉(在诸如终止那些连接的情况下)。在图38所示的例子中，假定主控站在大约相同的时间知道了从两个附属站704a和704b发来的请求，并且因此会话720在建立那些连接时建立。

仍然参考图38，每个无争用间隔722被分为帧时隙722，并且每个帧时隙727要么分配给下行业务流(从主控站)，即时隙727a和727b，要么分配给上行业务流(从附属站)，即727c和727d。在所示的结构中，主控站将其自己的一个帧在下行业务时隙中发送(例如在时隙727a中发送帧，后面紧随分配给参加无争用时隙722的附属站的上行业务时隙(仍使用所说明的例子，是由附属站1使用的时隙727c))。为了对每个成员附属站1和2启动无争用接入，无争用间隔开始于主控站将帧排队以立即发出，和向附属站704a发送第一下行帧727a，其具有CAP＝3和CC＝1。一旦下行帧727a已经被附属站704a接收，并且附属站704a确定下行业务的传输已经完成，则附属站704a发送一上行帧727c(已经由附属站的主机排队)。附属站704a确定当最后(或唯一的)分段被接收到并符合某种条件时，即具有与主控站匹配的SA、CAP＝3、CC＝1和与所分配的连接号匹配的CN时，应当发送一排队的帧。

仍然参考图38，主控站在从附属站1接收所希望的帧后，或在没有收到帧达到预定的时间段后(即由于信道状况较差而使下行和上行帧都失败)，继续发送另外的无争用帧(如果在会话中有其它的附属站加入)。在所示的例子中，主控站在第二下行业务时隙727b中发送下行业务，从而使附属站704b在第四时隙或第二上行业务时隙727d发送上行的业务(当设置在下行帧中的SA、CAP、CC和CN字段这样指示时)。因此，以此方式，主控站的下行业务能够实现轮询(polling)机制。

无争用间隔722通过设置最后帧中的CC＝0来结束。站已经从在设置和维护连接的过程中(在主机之间)交换的“连接控制”信息中的“最后CFF”字段知道特定的帧是最后的。

这样，从图38可以看出，无争用间隔会话726可以由CSMA网络(如图1中所示的网络10)采用，以在面向争用的间隔725过程中实现的分布式媒体接入控制(如CSMA)和对于不同水平的QoS的无争用间隔722的集中的媒体接入控制(如TDMA)之间交替。

每个站的MAC层被设置为在合适的时间通过由主机交换的“连接控制”消息714和向MAC层提供的“设置连接MAC管理”消息716(图37)来发送帧。“设置和使用连接”消息716被送往MAC管理信息项的MAC。参考图39A和图39B，分别图示了一“设置连接”MAC管理数据项740和“使用连接”MAC管理数据项742。参考图39A，“设置连接”MAC管理数据项740包括用于识别分配给特定连接的连接号的“连接号”字段744，和用于指示一站是作为用于由“连接号”字段744所识别的连接的主控站还是附属站的“主控站”字段746。如果设置，则“主控站”字段746指示该站作为主控站。项目740还包括SA字段748和“SA帧大小”字段750。SA字段748提供为所识别的连接排队的将传输帧(由“SA帧大小”字段750规定的长度)的站的地址。当排队的帧是在给定的无争用间隔中发送的第一帧时，“SA帧大小”字段750被设置为零，而SA字段748可以被忽略。如果“主控站”字段746被设置，并且所排队的帧不是要在给定的无争用间隔中发送的第一帧，则主控站使用由“SA帧大小”字段750(结合用于识别的SA的信道映射)给定的长度来设置“发射计时器”，用于测量在前一发射结束和所排队帧的传输开始之间的时间间隔。当“发射计时器”时间到，一旦媒体空闲就发射排队的帧。“发射计时器”的值用于在上行帧失败时(例如冲突或未发射)使无争用间隔继续。优选地，“发射计时器值”近似等于所希望上行帧的持续时间，以便对后面在无争用间隔中的业务不会引入另外的抖动，并且能够从来自具有平均帧长度知识的附属站的最新信道映射中估计出来。应当说明EIFS必须被定义为比在上行帧丢失时可能发生的最长的间隙长，以便这些潜在的间隙不会使其它站中断无争用间隔，特别是当站用CAP＝3和CC＝1来侦听业务时。可能希望使用两个不同的EIFS值，当检测到用CAP＝3和CC＝1定义的分隔符时，对于基于竞争的业务优化较长的EIFS(如前面定义的)，否则优化较短的EIFS。

再参考图39A，项目740还包括“TX帧大小”字段752，一“最小帧时间”754和“最大帧时间”756。“TX帧大小”字段752规定了平均的期望帧大小(以字节为单位)并用于根据需要建立合适长度的虚帧。一般情况下，虚帧用于将要发送的实际的帧在该帧没有及时到达MAC(要么由于帧到达的延迟，要么作为使传输时间在即时的帧到达之前发生传输的网络抖动的结果)时将其替换。虚帧与正常发射的帧长度几乎相同，并且包括一为虚帧的指示(例如在MAC管理项中)。“最小帧时间”754规定了帧的最小持续时间(以及任何相关的响应，如果希望的话)。如果根据当前信道映射的帧的大小不满足该最小要求，则用合适数量的比特来填充该帧以满足该最小值。“最大帧时间”756规定了帧的最大持续时间。当基于当前信道映射的帧的大小使帧超过该最大要求时，该帧在传输之前被截短(或发送一个适合长度的虚帧)，并向主机指示失败。最小/最大帧时间的目的是控制抖动。信道映射可以用这些定时要求和平均帧大小来计算和优化。

在“设置连接”MAC管理数据项740中还包括有一“控制”字段758和“帧寿命”(FrameLife)字段760。“控制”字段758向站指示对于由连接号识别的连接，将“主控站控制”传送到另一站(如果该站是主控站)或从另一站(如果该站是附属站)传出。“FrameLife”字段760规定了帧定时器的值(FrmTimer，前面已说明)。当该计时器时间到时，排队等待发射的帧被放弃。

参考图39B，“使用连接”项742包括“连接号”字段，其规定了与用于同一连接的“设置连接”项中同名字段相同的连接号。由主机通过用该连接在媒体上将其与任何要发射的数据帧一起传送。当为传输准备数据帧时，连接号被置于“分段控制”字段106的“连接号”字段162中(图7)。

尽管在图38中未示出，主控站可以使用面向争用的间隔(例如无争用间隔722)来在无争用间隔722中背靠背地(back-to-back)发送多帧。为了对下行业务使用上行业务时隙(为了实现背靠背下行业务传输)，主控站将下行帧中“分段控制”字段106(示于图7)中的“连接号”字段162设置为除分配给主控站和附属站之间从主控站到附属站的连接(正常情况下在后面的时隙中将转变)以外的一些连接号。换言之，主控站使用CN字段162控制下行业务是否用作轮询一个附属站(从而触发下一时隙中的上行帧)。另外，主控站可以发送一虚帧给附属站以在需要时只启动单程、上行业务。主控站可以用相同的机制，即设置SA为主控站的SA，CAP＝1和CC＝1并设置CN为合适的连接号，从而在无争用间隔下行时隙中控制将主控站控制传递给另外的站(当两个站同意在开始该无争用间隔之间在“连接控制”消息的交换中转发控制时，如先前所述)。主控站控制要被传递到的站在正确地收到该帧(其中SA与主控站的SA一致，CAP＝1和CC＝1并且CN与分配的连接号匹配)时接受作为主控站的角色。控制传递也可在无争用间隔之间动态地发生。

如果站有不同的网络加密密钥，在主机之间建立和控制传递通信伴随有对于建立和控制消息(帧)为无效的加密。在这些帧中由于加密无效而没有包括其它的信息。

尽管将“连接控制”消息描述为包括“开始时间”，应当理解“开始时间”作为“连接控制”消息的参数可以去掉。开始时间可以根据这样的假定来隐含，即主控站和附属站开始于就在同意连接参数之后(通过用于连接建立的“连接控制”消息的交换)第一个无争用间隔，而使用“发射计时器”和FrmTimer将允许两个站在随后变得完全同步。

尽管在无争用间隔(CC＝0)之间交换了“连接控制”消息，理想的是发送最高优先权的消息(CAP＝3)，以便它们与其它站的数据业务不会竞争。

帧转发(或中继)可以增加噪声(无线或有线)网络整个网络的覆盖率、可靠性和吞吐量。这样，MAC单元18(图1)的MAC协议支持用于通过中间站传送帧的有效机制。帧转发涉及三个站12。在示例性帧传送动作的上下文中，站中的第一个(例如12a)是信源站“A”，站中的第二个(例如12k)是目的站“B”，而一个选择的第三站(例如站12b)是中间(或转发)站“I”。在一个帧转发情况下，站A和站B由于信道条件(即高度衰减和/或噪声水平)而不能彼此通信，但站A可以与站I通信，而站I可以与站B通信。在另一种选择中，在速率自适应帧转发情况下，站A与站B仅在较低的数据率下通信(例如使用ROBO模式)，而通过中间站与B通信会显著增加吞吐量。

在与站B通信之前，站A学习如何与站B进行最佳的通信。该任务通过一学习过程完成，其中站A向网络中的每个站发送一帧，该帧包括“连接信息请求MAC”管理项210C(见图13A)。该请求从每个站12要求关于该站与站B通信的能力。该请求可以以单点传送帧传输的方式发送到每个已知站，或用广播帧传输发送到可以收听站A的所有站。每个知道其能够与B通信的站通过返回一包括“连接信息响应MAC”管理项210D的帧(见图13B)作出响应。在项目210D中的“字节”字段249包括对站B的每40码元块的字节数(根据所储存的或最近请求和返回的到站B的信道映射)。(另外，响应方的站能够向站B返回最大长度帧的容量(以字节为单位)。)这样，“字节”字段249指示响应方站到站B之间连接的数据率。该响应可包括关于连接的其它重要的信息(例如连接质量或可靠性的衡量、和/或如果包括在“连接信息请求”中的帧也包括在“信道估计请求”项210A中(图12A)时，对于站A的更新的TX信道映射)。在收到响应后，提供满足连接质量或可靠性要求(根据站A到响应方站和响应方站到站B的组合)的最高容量或吞吐量的响应方站被选择为中间站I。

因为这些信道信息请求和响应不包含敏感的信息(即不能由其它站偷听的信息)，所以它们可以以明码形式发送以避免交换网络加密密钥的需要(如果还不能得到密钥时)或减少处理时间。优选地，无论何时站B向站I发送新的信道映射来改变“字节”的值(即每40个码元块的字节)，站A都接收I到B连接的信道信息的更新。站A可以管理这种更新的接收，或可选地，站I可以被给予用新的“连接信息响应”更新站A的责任。站I如果根据帧转发业务的观察知道这是从站A到站B的转发业务，就能够处理这种任务。

参考图40，在两个帧800之后，站A根据用于要求响应的帧转发的转发帧结构，通过站I用确认业务向站B传送帧。转发帧结构800包括第一帧802、第一响应(RESPONSE1)804、第二帧806、第二响应(RESPONSE2)810。每个第一帧802和第二帧806包括SOF分隔符，分别是第一SOF分隔符(SOF1)812和第二SOF分隔符(SOF2)814。帧802和806还分别包括帧有效负载(F1，F2)816、818。帧802和806还分别包括EOF分隔符，分别是第一EOF分隔符(EOF1)820和第二EOF分隔符(EOF2)822。应当理解SOF分隔符、EOF分隔符、有效负载和响应具有与对于SOF分隔符92(图3和5A)、EOF分隔符94(图3和5B)、和响应120(图4和图6)的定义相同的结构。

对于第一帧802，站A根据基于到站I的信道映射的最大帧容量中较小的一个、以及在站I的响应中所指示的字节容量，来选择最大分段的大小，以保证帧与对帧中继的两个帧(帧802和806)的单个分段适合。在帧信头/主体816中，SA被设置为站A的地址，DA被设置为站B的地址，在“分段控制”字段106中的FW161被设置为0b10或0b11(指示中间站地址字段IA823的存在，从而该帧被发送到中间站，并且FW的LSB在FW的MSB为1时指示CC的希望/初始值)，并且地址字段IA823设置为站I的地址。SOF1分隔符812和EOF1分隔符820中的DT被设为指示所希望的响应，而CC被设置为指示无争用状态。EOF1分隔符820中的CAP的值被设置为分配给帧的信道访问优先权(或优先权“P”)。EOF1分隔符820中的RWRE字段145被设置为0。当站I收到帧802时，其检测设置为0b10或0b11的FW字段(指示站I应当检查IA而不是DA作为目的地址)并将IA与其自己的地址匹配。如果SOF1指示希望收到响应(如在本例中那样)，则如果返回一ACK，站I用包括在EOF1的CC和CAP的值返回响应804。如果站I返回NACK或FAIL，则其使用包含在“分段控制”中的CC和CAP的值指示失败的转发尝试。如果要返回ACK，则站I设置FW为0b01(指示地址字段IA的存在以及帧正在被发送至最终站)，重新计算FCS的值，指出如果在SOF2814和EOF2822中希望响应，并设置EOF2822中的RWRE位145以指示(为了其它站的VCS的利益)希望得到双重响应。SOF2 814和EOF2 822中的CC字段被设置为在FW(CC＝FW的LSB)中接收的CC值，而不是在EOF1 820中收到的值。EOF2 822中CAP字段144被设置为在“分段控制”字段106中收到的值。SOF2 814中的CMI字段142和FL字段140根据DA(站B)的TX信道映射来设置，并且用CMI字段142中指示的TX信道映射发射该帧。

站B从站I接收第二帧806，并从FW(FW＝0b01)的值识别帧806已经被转发。因为SOF2 814指示希望得到响应，站B返回一个响应808，指示希望跟着另一个响应(RWR型，DT＝101)。响应808包括在SOF2 814接收的CC的值和CAP 144的值，以及根据在帧806中接收的FCS的RFCS 148。站I处理响应808并产生第三响应810给站A。响应810是同一类型的(ACK，NACK或FAIL，但DT＝0b100而不是0b101)，并使用在来自站A的帧中接收的CC、CAP和FCS(如果响应是ACK)的值。

在每个传输中的帧有效负荷是等同的，除了在“分段控制”中的FW字段和FCS之外。这使MAC为准备用于再发送的帧所要求的处理最小化。

参考图40以及图41和43-45，后跟“SOF1”、“SOF2”、“EOF1”、“EOF2”、“F1”或“F2”的符号“＝”被用作“被赋予所接收的值”的简略标记。其它尚未提到的简略标记和缩写包括：“LEN”表示长度，“P”表示与帧相关的初始/将成为的信道接入优先权，“C”表示与帧相关的初始/将成为的CC值。这样，例如“FL＝Len F1”表示字段FL等于帧F1的长度，而“CAP＝EOF1”表示CAP被赋予在EOF1中收到的值。

参考图41，显示了不带有希望响应824的帧转发的帧转发结构(即广播)。在该序列中，在帧802和806中的SOF分隔符和EOF分隔符字段被设置以指示不要得到响应。即，SOF1 812和SOF2 814中的DT字段被设置为000的值，而EOF1 820和EOF2 822中的DT字段被设置为010的值。所有其它字段的设置与它们在对图40所示的帧转发结构中的帧802和806的情况一样。

在业务量大、优先权较高的时间段可能会发生频繁的中断。为了防止其它业务在帧转发期间被中断，站A可指示在帧802的EOF1 820中CAP＝3，然后在其响应即响应804中使用该CAP值。站A对媒体的争用是基于第一帧802实际的CAP和CC值(包括在PRP 284和决定中发信令以中断其它传输)。站I根据CAP＝3和CC＝1来争用(其始终能赢，因为在第一帧中指示的是无争用)。因为初始值被在两个帧的“分段控制”中发送，来自站I的帧的实际CAP被储存在EOF2和后面的响应中。当使用该技术时，即，如果该帧具有小于3的CAP或CC＝0，则始发站选择最大分段尺寸(以字节为单位)，以保证在转发传输中所有帧的总时间少于用于控制较高优先权业务的延迟的最大允许帧长度(以时间为单位)。这可以从包含在TX信道映射(站A到I)中的信息和从站I接收的“连接信息响应”来确定。

可以设想到帧转发机制的其它实施例。例如，参考图42-45，通过消除每个EOF分隔符820、822并修改每个SOF分隔符812、814来转发在EOF分隔符中已存在的信息，可以实现降低了额外开销的帧转发结构。参考图42，可以通过将各FL和FCCS字段(字段140和136)分别缩短2位来使得可用4位，并使用那些可以使用的4位来加上SOFCAP字段830(2位)、1位EOFP字段832(当设置时，用于指示在帧中EOF的存在)和1位SOF RWRE(带有希望得到响应的响应)字段834(当设置时，其指示后面将跟着两个响应)，来修改SOF分隔符帧控制字段98(图98)。

在该减少额外开销的机制中，参考图43，其显示了仅在最后帧836之后具有响应的帧转发的帧结构。站A发送一个帧，其中SOF分隔符批示希望有一个响应，并且具有如下的设置：CAP＝3，CC＝1，EOFP＝0，RWRE＝1并且DT用于希望的响应。该设置指示将发送第一帧802并接着发送第二帧806而不是对第一帧802的响应(否则将返回一ACK)，在第一帧之后没有PRP发生，并且希望两个响应(RWR响应808和810)在第二帧806的末尾。在第一帧802中的“分段控制”106中的FW根据第一帧802的CC值被设置为0b01或0b11。没有站能够中断第二帧806的传输，因为CAP＝3和CC＝1并且没有PRP存在。如果站I正确地接收到第一帧802而反之将发送ACK时，站I设置SOF2分隔符814以指示不希望得到响应并且RWRE＝1(从而该两个响应的转发将跟在第二帧后面)。第二帧806也使用在第一帧802的“分段控制”字段106中接收的CAP和CC值，并设置EOFP＝0和FW＝b01。站I重新计算FCS并设置SOF2以指示在发射第二帧806之前不希望得到响应。站A检测站I发送的第二帧806的SOF2分隔符814，并推断出一个ACK。站B返回两个RWR响应的第一个，即响应808，CC设置为在SOF2分隔符814中接收的值，而CAP和RFCS设置为在第二帧806中接收的值。站I返回两个RWR响应的第二个，即最终的响应810，其中CAP、CC和RFCS值与在第一帧802中接收的值相同。为了控制延迟，包括响应808、810在内的整个传输时间限制为最大允许帧长度(以时间为单位)。注意在帧之间没有PRP，因为希望一个响应并且第二帧取代了该响应的位置。

参考图44，其显示了仅在最后帧之后转发响应、而在第一帧838之后具有NACK或FAIL的的帧转发结构。第一帧802的发射与参考图43说明的上述方式相同；但是，在该例子中，第一帧的帧转发失败。这样，响应804在第一帧之后立即被发送，以指示帧转发失败的情况。在响应804中，ACK字段被设置为0，以指示除了ACK之外的响应被返回，而FTYPE的值正确地反映了其它响应的类型(NACK或FAIL)。

仍使用减少额外开销的帧格式并参考图45，其显示了不带响应840的帧转发的帧转发结构。在该结构中，第一帧802是不希望得到响应的帧，并且通过设置希望得到响应的SOF1分隔符812(DT＝001)和RWRE＝0来转发。站I将第二帧806发射以取代对第一帧802的所希望响应，否则将发射ACK。在第二帧806中，SOF2分隔符814指示不希望得到响应并且RWRE＝0。结果，在第二帧806发射后没有响应，并且RRP(未示出)紧接其后。尽管未示出，应当理解，如果第一帧失败的话，象具有NACK或FAIL设置的响应804(如图43所示)这样的响应将在第一帧后面返回(取代第二帧806)。

在另一个可选实施例中，其中使用了EOF分隔符，参考图46，通过缩短RSVD字段146以容纳新长度的字段(FLEN)842来修改EOF分隔符102。FLEN字段842指示第二帧806的计划长度，以帮助改进隐藏的站(节点)特性。站A将根据从站I收到的连接信息而具有对FLEN的合理估计。这样，简要地看一下图40和图46，EOF1分隔符可以被格式化以包括FLEN字段832，而FLEN字段832则将按照第二帧806的长度值来设置(或使用图40所示的简略标记，FLEN＝Len F2)。

当站A在第一帧802和/或第二帧806之后没有接收(或推断出)ACK的情况下，由站A执行通常的补偿过程。当在第一帧之后收到NACK、FAIL或没有收到响应时，先完成特定接入的尝试。

中间站资源(即一个接收缓冲器)必须可由站使用以接收可能是要发给它的帧。在中间站作为中继的情况下，不需要额外的接收缓冲器，因为接收缓冲器在任何其它业务到达该站之前被立即清空(帧重发送)并变得可用(因为媒体在帧往来于中间站期间将是忙的)。如果要被中继的帧不能立即重发射，其将被丢弃。如果转发帧被更高的优先权所中断、或如果帧太长而由于帧长度与当前信道的缘故不能适合于单个分段，则该帧不能被立即发射(并因此而被丢弃)。在后一种情况下，该站向始发站返回一FAIL。如果有多于一个的原因而要返回FAIL，则在FAIL中保留的位可用于REASON字段以返回一个失败原因码(即指示帧太长而不能转发)。

应当理解尽管已经结合本发明详细的说明对其作了描述，前述的描述是说明性的，而非对权利要求的范围所定义的本发明范围的限制，其它的实施例也是在所附权利要求的范围内的。

Claims (22)

1.一种在CSMA网络中操作的方法，包括：

利用CSMA面向争用的服务由一个装置与第二个装置在媒体上交换消息，以在CSMA面向争用的服务内建立周期性的无争用间隔会话，用于由这个装置和第二个装置在这个媒体上进行无争用通信；和

在无争用间隔期间基于交换过的消息，由这个装置确定什么时候在媒体上进行发送。

2.权利要求1的方法，其中所述装置是一个主装置，所述第二个装置是一个从属装置。

3.权利要求2的方法，其中所述无争用通信包括主装置发送的向下传输的帧和从属装置发送的向上传输的帧，以及其中确定步骤包括：

由从属装置的主装置以向下传输的帧进行轮询，并接收从属装置响应轮询而发送的向上传输的帧。

4.权利要求1的方法，其中所述装置和所述第二个装置都包括连接到主机的一个MAC单元，进一步包括：

连接控制消息的交换的响应，从MAC单元的主机接收一组连接消息，这组连接消息包括分配给这个装置和第二个装置之间的连接的一个连接号，说明这个装置是不是主装置的一个主标志，以及说明是不是传送这个主控制以及主控制传送方向的一个控制标志。

5.权利要求4的方法，其中无争用通信中的每一帧都包括：用于说明无争用状态的一个争用控制标志，包括帧的优先级的一个优先级字段，识别这组连接消息中收到的连接号的一个连接号字段，以及源和目的地地址字段。

6.权利要求5的方法，其中所述的每一帧都包括在CSMA网络内基本上所有装置都能看到的帧控制信息，并且其中的争用控制标志和优先级信息都包括在帧控制信息内。

7.权利要求5的方法，其中所述装置是一个主装置，和第二个装置是一个从属装置，以及其中所述无争用通信包括从主装置发出的一个向下传输帧以及从属装置发出的一个向上传输帧。

8.权利要求7的方法，其中如果连接号与这组连接消息中的连接号相同，向下传输的帧触发从属装置发出向上传输的帧，将争用控制标志设置为说明无争用状态，优先级字段设置为最高优先级，已经将源地址与主装置的地址匹配。

9.权利要求8的方法，进一步包括：

通过将连接号设置为不同于分配的连接号的一个号码，防止在向下传输的帧以后发送向上传输的帧。

10.权利要求9的方法，进一步包括：

在向下传输的帧以后发送另一个向下传输的帧。

11.权利要求7的方法，其中所述的组连接消息还包括一个指定将要发送的帧的大小的源地址帧大小信息，进一步包括：

当主装置因为向上传输的帧或者向下传输的帧发生故障没有从从属装置收到任何帧的时候，使用基于源地址帧大小的发送定时器确定什么时候发送一个排队的帧。

12.权利要求4的方法，其中所述的组连接消息进一步包括一个指定帧的平均大小的发送帧大小信息，进一步包括：

当将要发生帧的发送，且这一帧没有为发送排队的时候，使用发送帧大小信息确定将要发送的虚拟帧的大小。

13.权利要求4的方法，其中所述的装置是一个从属装置，和所述第二个装置是一个主装置，以及所述无争用通信包括主装置发出的一个向下传输的帧，和从属装置发出的一个向上传输的帧，其中所述组连接消息进一步包括一个终身定时器值，用来说明当没有从主装置收到向下传输的帧的时候，什么时候丢弃一个排队的帧。

14.权利要求4的方法，其中所述装置是一个主装置，进一步包括：

当主标志和控制标志被置位的时候，从主装置向第二个装置传送主控制。

15.权利要求4的方法，其中所述的第二个装置是一个主装置，进一步包括：

当主标志和控制标志被置位的时候，从主装置接收主控制。

16.权利要求5的方法，其中所述的装置是一个从属装置，并且其中所述的连接控制消息说明从属装置将在无争用间隔发送最后一帧，进一步包括：

响应所述交换，并由向下传输的帧的发送触发，发送一个具有争用控制标志的向上传输的帧，其中争用控制标志的值用于说明无争用间隔已经结束。

17.权利要求1的方法，其中所述媒体是一条电力线。

18.权利要求14的方法，其中所述主装置和向其传送主控制的第二个装置具有不同的网络加密密钥，以及其中该传送包括：

在一个无争用间隔期间内在未加密的向下传输帧里传送主控制。

19.权利要求1的方法，其中所述装置是一个主装置，进一步包括：

在所述装置和不同逻辑网络中的一个装置之间交换消息，用于安排将将会话的控制转传送给不同逻辑网络中的所述装置。

20.权利要求1的方法，其中无争用通信中的帧包括由其它装置听到的帧控制信息，以及不希望被其它装置听到的有效载荷。

21.权利要求20的方法，其中所述的帧控制信息包括与用于有效载荷进行译码和解调的信道图信息有关的一个信道图指数。

22.一种驻留在计算机可读媒体中用于CSMA网络操作的计算机程序，该计算机程序包括让计算机做以下事情的指令：

一个装置与第二个装置通过媒体利用CSMA面向争用的服务交换消息，在这个CSMA面向争用的服务中建立周期性的无争用间隔会话，由这个装置和第二个装置用于这个媒体上的无争用通信；以及

在基于交换的消息的无争用间隔期间，由所述装置确定什么时候在这个媒体上进行传送。

Images