【转载】关于CAN报文中ACK检测错误原理.doc

以前曾经有一段时间认真的想过CAN数据报文中的ACK应答机制问题，原以为自己想通了，但前两天又再想想，觉得还是没有想清楚故将其放到论坛上，虽然到如今还没有人来回复，但通过与一些朋友的确认，发现自己犯了一个不小错误，对协议本身的理解产生了错误，以至后来竟无法找到答案，改换过前提后，问题得以解决。下面将此次思考的情况一一列出，以希各位同道中的朋友不要再犯与我相似之低级错误：） CAN协议里对ACK（应答场）有如下的描述： 应答场长度为2 个位，包含应答间隙（ACK SLOT）和应答界定符（ACK DELIMITER）。在应答场里，发送站发送两个“隐性”位。当接收器正确地接收到有效的报文，接收器就会在应答间隙（ACK SLOT）期间（发送ACK 信号）向发送器发送一“显性”的位以示应答。 应答间隙：所有接收到匹配CRC 序列（CRC SEQUENCE）的站会在应答间隙（ACK SLOT）期间用一“显性”的位写入发送器的“隐性”位来作出回答。 ACK 界定符：ACK 界定符是ACK 场的第二个位，并且是一个必须为“隐性”的位。因此，应答间隙（ACK SLOT）被两个“隐性”的位所包围，也就是CRC 界定符（CRC DELIMITER）和ACK 界定符（ACK DELIMITER）。 此主题相关图片如下： ?? 在CAN协议的错误检测部分有这样的描述： 位错误：站单元在发送位的同时也对总线进行监视。如果所发送的位值与所监视的位值不相符合，则在此位时间里检测到一个位错误（BIT ERROR）。但是在仲裁场（ARBITRATION FIELD）的填充位流期间或ACK间隙（ACK SLOT）发送一“隐性”位的情况是例外的—— 此时，当监视到一“显性”位时，不会发出位错误（BIT ERROR）。 应答错误：只要在ACK 间隙（ACK SLOT）期间所监视的位不为“显性”，则发送器会检测到一个应答错误（ACKNOWLEDGMENT ERROR）。 从协议所描述的内容来看，我们不难得出一个结论：CAN是一种基于广播的通讯方式，为了保证总线上的每一个节点（处于normal mode）都能正确的接收到报文，报文的发送者要求每一个接收节点在报文发送结束前，也就是ACK slot的时间内，作出应答，即要求接收的节点都在这个时间发送一个“显性”位。发送者在发送的同时，会监视总线上的数据，如果与发送的娄据不一致，则表示发送失败或自己失去仲裁，立即停止发送或转入接收模式。如果有一个节点在ACK SLOT的时间内发送“显性”位，则发送者认为此次发送报文成功；如果发送者检测到ACK SLOT为隐性位，则表示没有节点填充ACK SLOT，则发送者会检测到这个隐性位而知道发送失败，此条报文需要重发。所以，当总线上只有一个节点的时候，或是只有一个节点可以收发数据的时候，这个节点是发不出去数据的，因为它所发出的数据帧中的ACK SLOT没有另外一个节点来填充，将永远是隐性位，这个节点会一直重发数据直到发送成功或发送被取消。 （注：一：总线上只有一个节点而且它向外发送了数据。它确实不会收到任何ACK，它会变成“error passive”但是它不会变成BUS off。why？请参考CAN specificaton 2.0-partB-Fault_Confinement--rule3--exception1 二:其它检测到CRC错误的节点不会马上发送错误帧，而是在ACK delimiter之后才发送。请参考CAN specificaton 2.0-partB-Error_Signalling） ACK SLOT只有一个BIT，而接下去的ACK delimiter始终为隐性（我们可认为是1），当数据到达ACK SLOT的时候，所有的节点都会发送显性位（我们可以认为是0），而发送者在ACK这个时间里保持隐性位（即发送者在发送的时候ACK SLOT 为1），这时发送者会检测总线上的ACK时间内的信号，如果是0，则表示正确，如果是1，表示有错误。如果当中有某一个节点在ACK SLOT填入隐性位，则总线上同样还是显性位电平，故只要总线上有一个节点正确接收到数据，则ACK SLOT就会被填入显性电平；那么，接收错误的节点如何来告知发送者此次发送不成功呢？这时候就要用到CAN的错误帧，当一个接收者收到错误的数据的时候，它立即开始发送一个错误帧，则接下去总线上的信号就是这个错误帧，其它的节点和发送者也都会收到这个错误帧，那所有的节点都知道出错了，接收者会丢掉此次消息，而发送者会试图重发此次消息。这才是ACK SLOT真正的含义。 下面我们通过一个实例来看看CAN节点是如何进行ACK SLOT的动作的。我们抓取一个总线上面的信号波形，此波形已经是通过82C251解码过后的