WIFI基本大数据的传输机制理解.docx

802.11基本数据传输机制理解1. 802.11网络基本概念1.1 802.11网络元素Station (STA):具有802.11无线网卡的设备，包括手机、笔记本电脑等。Access Point (AP):实现无线网络与固定网络连接功能的设备，通常也称作“热点”，它主要完成STA与 STA之间数据的转发、STA与骨干网之间数据的转发以及必要的管理工作。本文中将AP和STA通称为Node (节点)。Wireless Medium (WM):STA之间以及STA与AP之间传递数据的通道，即无线链路。无线链路一词相对直观和容易理解，本文中的用无线链路只带WM。Distribution System (DS):8023.11中的一个逻辑概念，通常包括两部分：骨干网以及AP的帧分发机制。这里的 骨干网指的是连接各AP的固网，通常可以理解为以太网；AP的帧分发机制则完成骨干网 与STA、以及STA与STA之间的数据帧转发工作。1.2 802.11组网方式Independent Basic Service Set (IBSS)IBSS中只有STA和 WM，没有AP和DSIBSS内的通信只能发生在STA直接通信距离内IBSS内STA间的通信都是点到点直接通信，没有转发图1 IBSS网络结构Infrastructure Basic Service Set (BSS)BSS内有STA、AP和 WM，但没有DSBSS的范围由AP的覆盖范围决定BSS内的各STA的通信均由AP中转，不能直接通信BSS内STA在通信前必须先与AP进行关联(associate)，建立STA-AP的对应绑定关系STA总是关联的发起方，AP是响应方并决定是否允许STA的加入一个STA同一时刻最多只能与一个AP进行关联 AP的存在使得各STA可以以省电(power-saving: PS)模式工作图2 BSS网络结构Extended Service Set (ESS) 多个BSS串在一起组成一个ESS，同一 ESS内的所有AP使用同一个SSID (Service Set Identifier) 一个ESS内的各BSS由DS连接起来图3 ESS网络结构2. 802.11数据传输的基本问题及解决方案2.1数据传输的可靠性将数据准确无误地送达目的地是任何通信技术的基本要求。802.11中引入多种机制来保 证数据传输的可靠性。2.1.1 ACK 机制接收方成功接收到一个帧后，向发送方回复一个Ack帧进行确认。这里的成功接收意 味着MAC帧已经收到且FCS校验结果正确。一般情况下有两种帧要求Ack帧的确认： 单播帧：单播帧的接收者必须向发送者回复Ack进行确认 ToDS域为1的多播/广播帧:ToDS为1意味着这个报文需要由AP转发到DS里去， AP向发送方确认报文已收到并会被转到DS里去。此时其他STA不回复。多播/广播帧不要求、也不能要求收到该帧的每个节点都ACK回复，因为这样既无必要， AP也无法处理。发送方收不到Ack帧的可能情况有： 接收方未接收到帧，所以没有回复Ack 接收方收帧过程出错，或是对帧的FCS校验失败，没有回复Ack 接收方成功收到帧，但发送方没有成功收到Ack帧不管是那种情况，发送方都会认为发送失败并启动重传。2.1.2重传机制802.11中提供一个门限值RTSThreshold，长于或等于该门限值的帧被认为是长帧，而短 于该门限值的帧被认为是短帧。系统为每一个即将传输的帧(impending frame)都相应地配备有一个重发计数器(Retry Counter)，长帧则为LRC(Long RC)，短帧则为SRC(Short RC)。每重传一次，相应的RC 就加1。系统中对帧的重传次数是有限制的。如果重传次数达到上限但传输依然没有成功， 该帧将被丢弃。此外系统对每一帧的有效时间也是有限制的，也就是说每一帧都应该在一定时间内被成 功发出，否则该帧就失效了，系统会将其丢弃。综上所述，帧的重传不会无限制的重复下去，当发生下述情况之一时，重传终止： 得到了接收方的Ack，发送成功； 重传次数达到上限但仍未收到接收方的Ack，发送失败，弃帧； 当前帧已经过了有效时期但仍未收到接收方的Ack，发送失败，弃帧。重传意味着对帧的缓冲，意味着对系统内存及其他资源的占用。而帧越长，对系统内存 的占用就越多。因此按帧的的长短进行分类，降低长帧的重传上限，有利于提高系统资源的 利用效率。鉴于发送方没收到Ack的可能原因，重传有可能导致接收方收到重复帧，因此接收方 需要相应的重复帧过滤机制。2.1.3重复帧过滤机制802.11网络中的每一个节点，包括STA和AP，都会根据所收到的帧来缓存并更新对 端地址，帧序号，分片序号组合，对于每一个对端地址，只需要保存最近收到的帧的地 址，帧序号，分片序号组合。收帧过程中，如果接收端发现当前帧是一个重传帧(帧中的RetryBit为1)，则根据当 前帧的发送者地址找到缓存中对应的对段地址，帧序号，分片序号。如果当前帧的帧序 号小于或等于组合中的帧序号，或者帧序号相同但是分片序号小于或等于组合中的帧序号， 接收方会将该帧认为是重复帧而将其丢弃。如果当前帧中的RetryBit为0，接收端将不会启动重复帧过滤机制。对重复帧，接收方依然回复ACK帧，以免发送方不断重传。2.1.4分片机制根据帧格式的定义，802.11帧中负载的最大长度为23424字节。对于更长的数据，则需 要将其分片成多个帧组成分片序列来完成传输。802.11的分片序列中，除了最后一片，所有分片大小都应一样，且应该是偶数个字节。 整个分片序列共享一个帧序号，帧序号表示各分片在整个序列中的位置。除了最后一片外， 所有分片中的MoreFrag域都应设为0以告知接收者还有后续分片。根据帧格式的定义，分 片号由4比特的二进制序列表示，说明一帧数据最多只能有16个分片。接收方先将所收到的分片缓存，收齐所有分片后按照分片号的先后顺序重新组装。如果 未能收齐所有分片或者重组失败，接收方将直接丢弃整个分片序列。在正常情况下，接收者应对每一个收到的分片立即回复ACK，收到ACK后发送方继续 发送下一个分片。如果某个分片没有被ACK，发送方将对该分片启动重传机制。显然，任 何一个分片的发送失败都会导致整个序列的发送失败。对大的数据包进行分片处理，可以提高传输的可靠性。2.2隐藏节点(hidden node)问题考虑下图所示的情况：node1和node3都在node2的收发区域内，但node1不在node3 的收发区域，因此对于node3相对于node1而言是一个“隐藏节点”。同样，node3也是node1 的“隐藏节点”。如果不加任何约束的话，node1和node3很有可能同时向node2发送数据， 而node2无法区分并成功接收，因而发生冲突。图5隐藏节点问题802.11中RTS/CTS机制可以很好的解决这个问题。2.2.1 RTS/CTS 机制引入RTS/CTS机制后，节点之间的数据发送过程如下图所示:图6引入RTS/CTS机制后的帧交互当Nodel要向Node2发送数据时，先发送一个RTS (Request To Send)帧，如果Node2 可以接收，则回应一个CTS (CTS)帧。收到CTS帧后，Node1就可以放心地将数据帧发出 并等候Node2的ACK。RTS帧一方面发出了一个对node2信道资源的预留请求，另一方面，收到该RTS帧的 其他node将“沉默”，在RTS帧Duration域中所要求的时间内不发送数据，以确保node1 能成功发送完数据并收到ACK帧。同样地，CTS帧一方面响应了 node1的预留请求，另一 方面，收到该CTS帧的其他node (如Node3)也将“沉默”，在CTS帧Duration域中要求的 时间内不发数据，确保Node2能成功接收完数据帧并回复ACK。RTS/CTS帧大大降低了数据冲突发生地可能性，不过由于RTS/CTS交互增加了额外的 数据交互量，对于一些小数据帧的交互来说，这部分额外的数据量明显降低了链路的有效利 用率。因此802.11系统中提供了一个门限值RTSThreshold，大于该门限值的数据帧的交互 才使用RTS/CTS机制。而且该门限值也是可以改变的，如果该门限值设为0，那么就意味着所有的数据帧交互都会采用RTS/CTS机制，而如果该门限值大于802.11帧的最大值，那 么就意味着所有的数据帧交互都不采用RTS/CTS机制而是直接发送。RTS/CTS机制对于单帧的数据交互可以起到很好的保护作用，但何时可以发送RTS帧？ 当前帧发送完毕之后，其它节点又该如何发起下一次数据交互并且没有数据冲突？简单的 RTS/CTS机制并不能解决这个问题。Hidden Node的问题其实链路/信道复用问题的一种体现。我们需要一种全面的机制来实 现对无线链路的互斥访问和公平分配。802.11中该机制是通过协调函数(CF： Coordination Function)来实现的。802.11 支持三种协调函数：DCF(Distributed CF)> PCF(Point CF) 和HCF(Hybrid CF)。其中DCF是其他两种协调函数的基础，是802.11中最基本的无线链 路管理和控制机制。3. DCFDCF采用CSMA/CA机制来监测无线链路的忙闲状态，采用随机退避时间(random backoff time)来完成对空闲链路的争夺和分配。3.1 IFS(InterFrame Spacing)802.11中的帧间距不仅仅是连续发送的各帧之间用于彼此区分的间隔，还是对不同类型 数据帧提供不同服务优先级的重要组成部分，是DCF机制重要的一部分。802.11 中定义了五种帧间距：SIFS(Short IFS)、PIFS(PCF IFS)、DIFS (Data IFS)、EIFS (Extended IFS)和 AIFS(Arbitration IFS)，其中 PIFS 和 AIFS 不在 DCF 中使用，此处先 不讨论。802.11中的IFS是以时间为单位来表示的，SIFS、DIFS和EIFS的具体值会因PHY层 定义的不同而不同，但相对于具体一种PHY而言，它们的值都是固定的。SIFS时间最短，它只应用在以下几种数据帧之前： ACK 帧 回复RTS的CTS帧 一个分片序列中的各分片DIFS较SIFS更长，是节点开始竞争之前链路必须连续空闲的最短时间。在最近一次的 数据包接收无误的情况下，当节点检测到介质的连续空闲时间达到DIFS时，才能启动退避 算法。如果最近一次的数据包接收发生了错误，节点只能在检测到截止连续空闲时间达到 EIFS后才能启动退避算法。EIFS较DIFS要长。3.2冲突检测机制冲突检测机制用于监测无线链路的忙闲状况。理论上，冲突检测机制既可以在物理层实 现，也可以在MAC层实现。然而由于天线的半双工特性，物理层冲突检测机制实现难度大 且成本高昂。因此一般都采用MAC层提供的虚拟冲突机制(Virtual CS)。虚拟冲突机制引入NAV (Network Allocation Vector)，并通过对NAV的更新与检测来 确认链路的忙闲状况。NAV可以看作是一个时钟，它记录的其实是链路上当前的数据交互 还要持续的时间。NAV不为0就意味着当前链路上有数据交互在发生。802.11的MAC帧头 精彩文档中有一个2字节的Duration/ID域，绝大多数的帧（除了用于PCF中的PS-Poll帧外）都在 该域中设置当前的数据交互的持续时间。收到MAC帧的各节点根据帧中的Duration域以一 定规则更新本节点的NAV值，从而保证当前数据交互的顺利完成。采用DCF的STA/AP在发送数据帧时，通常会采用RTS/CTS来通知后续数据交互的发 生。其他节点根据RTS/CTS帧中的Duration值来更新自己的NAV值。因此，NAV机制其 实是通过“预订”链路来保证当前数据交互不被干扰。3.2.1 NAV的更新在讨论NAV的更新之前，我们有必要弄清楚一个问题:每个节点上应维护多少个NAV？ 是应该为网络中其它每一个节点维护一个对应的NAV，还是只需要维护一个NAV？观察下图所示的情况：四个节点都处在各自的收发范围内，且Node1和Node2正在进 行数据通信，而Node3有数据要发往Node4。如果Node3为网络中的其他每一个节点都维 护一个对应的NAV，则此时NAV1和NAV2应该显示链路忙，而NAV4应该显示链路空闲， 因此给Node4的数据可以直接发送。收范围内的所有其他节点接收到。此时如果允许Node3发送数据，一方面Node3发出的数据对Node1和Node2之间的通信产生干扰（参见Hidden Node问题），另一方面Node1和 Node2之间的数据交互对Node4的接收也产生干扰，最后的结果是大家都无法正常通信。因此每个节点上应该也只能维护一个NAV。这样，当Node1和Node2在通信时，Node3 和Node4上的NAV都显示链路正忙，此时它们将所要发送的数据缓存，等到链路空闲的时 候再发送。这样才能避免干扰和链路冲突。当收到一帧数据时，各节点需要根据的帧中的Duration值来更新其NAV，规则如下 如果数据帧的发送者就是节点本身，则不更新NAV。 如果数据帧的发送者不是节点本身，则比较Duration域值和当前NAV值。如果当 前NAV值更小，则将NAV值更新为Duration域值 如果该节点是根据RTS帧中的Duration域值来更新自己的NAV值，那么它会要求 在一定的时间内收到相应的CTS帧或是RTS帧发送端发出的下一帧。否则，它会 将自己的NAV值复位为0。当某节点收到目的地不是本节点的RTS帧时，它肯定在RTS帧的接收范围之内，但它 有可能在CTS发送端的接收范围之外。RTS帧承载着对链路的“预订”请求，只有收到了 对端的CTS帧，请求才算得到允许。而收到CTS帧后，RTS发送端会以最快的速度开始发送数据。所以收到RTS帧的其他节点会在一定的时间要么里收到CTS帧，要么收到后续数 据帧，否则就有理由相信本次链路“预订”失败，因而将NAV值归0。3.2.2 NAV更新举例3.2.2.1 RTS/CTS/DATA/ACK交互过程中的 NAV 设置Duration域值设定为本次交互所需的时间。 收到RTS后，Destination端在SIFS后回复CTS帧确认可以接收数据。其它节点根 据RTS帧中的Duration值将NAV更新为：NAV = 3*SIFS + aCTSTime + aDataTime + aAckTime这包括了本次数据交互还需要的时间。 Destination端收到RTS帧，在间隔SIFS后，回复一个CTS帧。 Source端收到CTS帧，在间隔SIFS后开始发送数据。其他节点根据CTS帧中的 Duration值将NAV值更新为：NAV = 2*SIFS + aDataTime + aAckTime Destination端成功收到数据，在SIFS后回送ACK。整个交互过程中，其他节点上 的NAV值设定显示链路忙。 不管Source端是否接收到ACK，本次数据交互到此结束。链路空闲DIFS后，各 节点又开始对链路的竞争。这个过程中有可能出现CTS帧已经发出，但只有Source端没有收到的情况，如下图:DestinationSIF3XOther%;r / / /Cdnierrtion Window :：i >NAV (RTS)精彩文档NAV (CTS)1FDefer AccessBackoff After DaFer图9 CTS帧丢失此时其他节点依然按照CTS帧的要求更新了 NAVIN Source端由于没有收到CTS帧 而不发送数据，这就造成了链路资源的浪费。这是最坏的情况。此时Source端在等待一定 时间后可能会比其他节点更早启对对链路的竞争。3.2.2.2分片序列发送过程中的NAV设置图10分片序列发送过程中NAV的设置这和单一帧的发送的区别在于，每一个分片中的Duration域都指明了下一个分片的传 输所需的时间，且后续分片在上一个ACK后的SIFS后立即发送，如果每一分片都发送无 误，这个过程一直会持续到所有分片发送完毕。这个过程中也有可能发生某分片的ACK没有被Source端收到的情况，如下图所示：此时其它节点中的NAV因分片/ACK中的Duration值更新而显示链路忙。Source端在 等待ACK超时后，有可能抢先启动对空闲链路的竞争。3.3退避算法802.11采用退避算法解决空闲链路在各节点之间的分配问题。当链路空闲时间超过DIFS/EIFS之后，各节点并不马上发起数据传输，而是启动一个退 避(backoff)时钟，进入竞争窗口(Contention Window)。在backoff时钟超时之前，节点 不进行任何的数据发送，同时监测链路的忙闲状况。当下列情况之一发生时，竞争窗口关闭:backoff时钟超时 backoff时钟未超时，但检测到链路忙(即检测到链路上开始了数据交互，比如收 到RTS帧或是不采用RTS/CTS机制而直接开始发送的数据帧)。如果backoff时钟未超时之前检测到链路忙，此时节点会暂停backoff时钟的运行(也 称作backoff时钟的挂起)，设置自己的NAV值并启动NAV时钟，此时节点进入延时等待 (defer)阶段。在defer期内，系统会根据3.2.1中的规则对NAV值进行的更新。当NAV 超时时，系统认为链路空闲。当链路连续空闲时间达到DIFS/EIFS时，系统重新继续(resume) backoff时钟的运行并同时监测链路的忙闲状况。backoff时钟超时意味着当前节点获得了链路的控制权，此时它可以立即开始数据的传 输(对长帧要采用RTS/CTS机制，短帧则直接发送)。而其他节点会根据该节点发送的帧暂 停自己backoff时钟的运行并对NAV值进行相应地设置和更新。很显然，各节点上的backoff时长必须不同，它是下述方式产生的一个随机值：BackoffTime = Random() * aSlotTime其中，aSlotTime是802.11物理层定义的一个常量，不同的物理层中该常量的具体定值 不一样。Random(测是在0, CW之间产生的一个随机的整数。3.3.1 CW的取值CW在CWmin, CWmax区域内按照一定规律变化。CWmin和CWmax是802.11系统中 定义的两个常量，分别表示CW值得下限和上限。CW的值总是2的N次方减1，N的值与 节点中帧的重传次数有关系。在2.1.2重传机制一节中我们提到系统为每一个即将传输的帧(impending frame)都相 应地配备有一个重发计数器(Retry Counter)，长帧则为LRC(Long RC)，短帧则为SRC(Short RC)。除此之外，系统还维护着两个独立的重传计数器，分别是SSRC(STA Short Retry Counter)和SLRC(STA Long Retry Counter)，它们分别记录着系统中当前短帧和长帧总的 连续重传次数。SSRC和SRC的区别在于，后者对应于某一短帧，而前者对应于系统中所有短帧。SSRC 和SRC有可能是一样的，也有可能是不一样的。每一次短帧的重传都会引起SRC和SSRC 的递增。当SRC的值达到上限时，其对应的帧被丢弃，该SRC也将丢弃。此时系统启动下 一帧的发送，同时启动新的SRC并将SRC的值置为0，而SSRC的值则不会清0，而且会 伴随着新帧的重传而继续递增。当以下情况之一发生时，SSRC会被清0： 收到以本节点为目的地址的CTS帧 收到对短帧进行确认的ACK帧 发送组播/广播报文成功SLRC和LRC之间也有着类似的区别和联系。当一下情况之一发生时，SLRC会被清0： 收到以本节点为目的地址的CTS帧 收到对短帧进行确认的ACK帧 发送组播/广播报文成功不难看出，只有发帧成功时SSRC和SLRC才会被清0，也就是说SSRC/SLRC分别记 录着截至目前短帧和长帧的连续重发次数。下图给出了 CW的取值和SSRC/SLRC之间的关系:图12 CW值随重传增1- First Retransmission Initial Attemptfission相Aissidd初始时，CW=CWmin每一次数据重传，SSRC/SLRC加1，CW的值上一个“台阶”，即N=N+1当达到CWmax之后，CW的值不再随重传次数的增加而增加当下述情况之一发生时，CW值被复位为CWmin：一帧发送成功SSRC/SLRC达到上限从CW的取值规则我们不难发现： 链路状态越差，帧重传的几率越大，CW的值就可能越大，因此backoff时间值就 有可能越长，节点对链路的竞争能力就越差。 重传帧发送的优先级较低，因为其backoff时钟可能更长3.3.2 backoff时钟的挂起前已述及，如果在backoff时钟超时前链路已被其他节点占用，那么竞争窗口关闭，NAV 值被设置，backoff时钟暂停运行（即被挂起）。下一次竞争窗口开启时，backoff时钟继续 运行，如此周而复始直至backoff时钟超时。下图举例说明了这种场景：Station A FrameDeferCWindowCWindowFrameStation D| DeferStation EStation B |<Station CCWindow = Contention Windowj1 = Backoffi, = Remaining Backoff图13 backoff时钟的挂起3.4 DCF总结采用DCF机制的节点有数据要发送时，首先要根据NAV的值判断当前链路的忙闲状态。 如果链路忙，当前的发送操作被挂起，系统进入 DEFER期。当链路连续空闲时间达到 DIFS/EIFS后，节点启动backoff时钟进入对链路的争夺。backoff时钟超时就意味着链路控 制权的获得，此时该节点就可以开始数据发送。所有帧都只能在链路空闲的时候（NAV为0）发送，但ACK帧例外。当某个节点收到 一个帧并被要求要立即回复时，不管链路是否空闲，它都会在SIFS之后立即回复ACK。因 为不及时回复ACK会导致帧的重传，对系统和整个网络资源造成消耗，而回复ACK虽然 可能对其他数据交互造成影响，但在DCF机制下，这种影响相对要小很多。3.4.1 NAV 和 Backoff二者都可以被看成是时间计数器（或简单称之为时钟），不过NAV的值可能随着链路上 的数据传输状况而改变，而backoff的值则在backoff时钟重启的时候确定，在下次超时之 前不会更改。3.4.2帧交互的“元操作”性元操作在汇编中是一个常见的概念，它表示着一个不能被打断的操作，也就是该操作要 么不执行，要么就执行完毕，其结果只有执行成功和失败，不存在中间状态。802.11中通过 NAV机制和IFS机制的设定，尽量保证一次帧交互的元操作性。在3.2.2.1中所示的单帧交互过程中，一方面通过RTS/CTS交互使得所有可能干扰本次 帧交互的节点“噤声”，另一方面由于其他节点都必须在链路连续空闲至少DIFS后才启动 链路竞争，而CTS、Data和ACK都以SIFS做间隔，保证交互过程中双方一定能“争”到 链路。因此保证了帧交互的元操作性。同样，在3.2.2.2中所示的分片序列发送过程中，一方面RTS/CTS帧以及每个分片中的 Duration域值对其他节点NAV的设置使得所有可能干扰本次发送的节点“噤声”，另一方面 此过程中的CTS、ACK以及个分片都以SIFS做间隔，保证交互过程中双方一定能“争”到 链路。所以每片的发送都是“元操作”，而且如果所有分片都成功传输，整个分片序列的交 互也具有元操作性。3.4.3 DCF的不足DCF大大降低了 HiddenNode问题和链路冲突问题的发生几率，但并不能彻底解决。由于backoff时钟的时长是随机产生的，理论上讲有可能两个节点产生的backoff值一 样，从而在二者的backoff时钟在同一时刻超时，因而发生链路冲突。再看下图所示场景：Node3处于两个BSS的交界处，此时AP1正在与Node1通信，而 AP2正在与Node2通信，这种场景并不违反DCF机制，但此时在Node2处却确实发生了 HiddenNode 的问题。4. PCFDCF机制解决了链路的冲突，提供了链路的竞争规则，但是网络中的每个节点，包括 STA和AP，都是链路争夺的个体。DCF提供的是基于竞争的链路共享机制(Contention-Based Service)，因为每次帧交互之前都必须争夺链路，这在一定程度上降低了链路的利用率。802.11中提供了另外一种无竞争(Contention-Free)的链路共享机制，称为PCF(Point Coordination Function)o PCF的原理是，首先由AP遵照DCF的原则，网络中所有STA的 NAV值设定成同一个数值，从而开辟一段无竞争时段(CFP： Contention-Free Period)o在 CFP中，链路完全由AP控制，由AP来控制某个时段哪个STA可以发数据。显然，IBSS 网络中不能提供PCF服务。PCF中，AP也被称为PC (Point Coordinator)。4.1 CFP的开启、维持和结束4.1.1 Beacon 帧Beacon帧是802.11中最常见最重要的管理帧之一，它以固定的间隔(Beacon Interval) 发送，向网络中传递管理信息。Beacon帧中的具体内容与使用的场合有关，其中与PCF机 制相关的主要信息有：CF参数集(CF Parameters Set)。4.1.1.1 CF参数集信息Element IDLengthCFP CounitCFP PeriodCFP MaxDuration(TU)CFP DurRemainrnQ(TU)Octets： 11112 2图15 CF参数集格式CFP Count：表示距离开启下一次CFP还有多少个DTIM间隔，0值则表示CFP由当前Beacon帧开 始。DTIM是Beacon帧中可能的内容之一，它以固定的间隔(DTIM Interval)出现在Beacon 帧中。显然，DTIM_Interval = n * Beacon_Interval。CFP Period：表示相邻两次CFP的开启时间的间隔，以DTIM_Interval为单位。CFP MaxDuration：表示系统允许的一个CFP的最大时间，以1024us为单位。CFP DurRemaining：表示从最近一次TBTT(Target Beacon Transmission Time)开始到本次CFP结束之间的 时间，以1024us为单位。TBTT表示Beacon帧按计划应该出现的时间。由于Beacon帧的发送间隔是固定的，因 而TBTT应该也是固定的。在一个时间同步的网络中，所有节点的TBTT都应该是一致的。Beacon帧对网络的同步起着至关重要的作用。然而由于要遵守DCF规定的链路访问规 则，而另一方面每帧的长度是不固定的，实际应用中无法保证Beacon帧在每一个TBTT时 间都能准时发送。引入一个TBTT量，使得即便未能按时收到Beacon帧，必要的处理也能 得以进行，而需要以Beacon帧作参照的各种同步依然也能完成。4.1.1.2 TIMElement IDLengthDTIM CountDTIM PeriodBitmap ControlPartial Virtual BitmapOctets； 41 I 1 I】一I 1 I 1 X 1-25 】k图16 TIM信息格式DTIM Count：表示在下一个DTIM出现之前还有多少个Beacon帧。DTIM Period：表示 DTIM Interval 的值，以 Beacon Interval 为单位Bitmap Control 和 Partial Virtual Bitmap：这两个域和PCF机制关系不大，暂不介绍。4.1.2 CF-Pollable STAPC通过CF-Poll帧来告诉网络中哪个STA可以发数据，只有收到CF-Poll帧的STA才 能发送数据。STA可以选择响应CF-Poll，表示加入PCF机制，也可以选择不响应。响应 CF-Poll 的 STA 也被称为 CF-Pollable STA。STA通常会事先将自己的CF-Pollability告知PC。STA加入BSS过程中有一个称为“连 接(Association)”的步骤(STA加入BSS的过程会在讨论802.11网络管理及系统管理的相 关章节中详细描述)。连接是STA加入BSS过程中的最后一步，用于在STA与该BSS的 AP之间建立一种对应关系，使得在DS中进行中转的以该STA为目的地址的帧可以准确地 找到相关的AP进行转发。连接由STA发起(Association Request)，而AP处理成功后向STA 发送确认。连接建立成功后，每个STA都有一个唯一的AID(AssociationID)。Association Request 信息中有一个 CapabilityInfo 部分，其中有一个 1 比特的 CF-Pollable 域，表明该STA是否是CF-Pollable的。4.1.3 CFP的开启和维持当需要开启一个CFP时，AP在链路连续空闲达到PIFS后发出一个带有CF参数集信息 和DTIM信息的Beacon帧。PIFS是专用于PCF机制中的一个帧间距类型，它长于SIFS，但小于DIFS，三者的关 系式：aPIFS = aSIFS + aSlotTime； aDIFS = aSIFS + 2*aSlotTimeSTA收到该Beacon帧后，根据CFP Count域值发现PC要开启一个CFP，就将自己的 NAV值设为CFP MaxDuration，不管该STA是否是CF-Pollable。此时链路开始完全处于PC 的控制中。在4.1.1.1中讨论CF参数集信息时，我们已经说过Beacon帧不能按时发送的可能性。 当负责开启一个CFP的Beacon帧不能按时发送时，就会造成该CFP延后开始，这种情况 称为foreshortened CFP，如下图所示。Foreshortened CFP的结束时间不会相应延后。C F P_Dur_Remaining value in beaconCFP Repetition Interval 4图17 CFP的开始Contention PeriodTBTTDCF TrafficNominal CF repetition interval.Max RTS +CTS+ . r MPDU +ACKtimZ(foreshortened) Conte ntion-F nee PerioddotllCFPMaxDu ration厂Beacon Fraire图 18 Foreshortened CFP在CFP内，PC依然会以DTIM Interval为间隔按时发送带有DTIM和CF参数集的Beacon 帧，其中CFP DurRemaining表示出了本次CFP还将持续的时间。此时各STA会根据CFP DurRemaining来重新设置自己的NAV值。4.1.4 CFP的结束每一个CFP都有它的最大持续时间，这在Beacon帧中的CFP MaxDuration中已经标明。 当时间耗尽时，CFP将自动结束。此时各STA上的NAV逐渐递减至0，重新进入竞争时间。还有一种情况，就是CFP的时间还没有耗尽，但PC发现已经没有CF的数据需要发送， 此时PC会发送出CF-End帧主动提前结束本次CFP。收到CF-End帧后，各STA将自己的 NAV值归0，重新进入竞争时间。4.2 CFP内的数据交互4.2.1 CFP内专用的帧类型为提高CFP内数据的传输效率，802.11定义了几种在CFP中专用的数据帧。CF-Poll：仅用于通知目的STA开始发送数据。CF-Poll和带有CF-Poll内容的帧只能由PC发出。Data+CF-ACK：此帧中包含有数据和对上一次数据的ACK，可以由PC和CF-Pollable STA发出。若是 PC发出的，则Data的接收者和CF-ACK的接收者可能是不一样的。CF-ACK：仅对收到的帧作ACK，可由PC和CF-Pollable STA发出。对于CF-Pollable STA来说， 只有收到了 CF-Poll才能发送。Data+CF-Poll：只能由PC发送。CF-Poll的对象和Data的目的对象是一样的，用于让STA回送CF-ACK。CF-Poll+CF-ACK：只能由PC发送。CF-ACK的对象和CF-Poll的对象不一定是一样的。Data+CF-Poll+CF-ACK：Data的目的对象和CF-Poll的对象是一样的，和CF-ACK的对象不一定是一样的。4.2.2 CFP内数据交互原则CFP内的所有数据交互都由PC集中控制，PC通过CF-Poll帧来通知网内各STA谁可 以发数据，谁不可以发数据。即便被poll的STA不是CF-Pollable的，它也应该遵循DCF 的规则，在收到CF-Poll帧间隔SIFS后回复一个ACK。Ccntentlon-Free PeriodCFP内，PC与CF-Pollable STA之间的数据交互都以SIFS为间隔，但是如果被poll的 STA未能在间隔SIFS后及时回复数据或ACK，PC会在间隔PIFS之后继续向下一个STA 发数据或是发CF-Poll帧。如下图所示。Dx - Fiamos sent 叫 Polrrt CocwdinatorUx = Frames sent try palled stations图18 CFP内的数据交互响应CF-Poll的STA，每次最多只能发送一帧。遵循ACK机制，PC也要相应地回复一 个ACK，如果没有及时收到ACK，STA 一样要遵照重传机制准备重传。和DCF机制不同 的是，CFP内的重传也必须在得到PC的CP-Poll之后才能进行。前已述及，STA在与AP进行关联时会在Association Request中告知AP自己是否是 CF-Pollable的，如果是，AP就将该STA挂到自己的Polling List上。在po