802.11基本数据传输机制理解
1. 80
2.11网络基本概念
1.1 80
2.11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 80
2.11组网方式
Independent Basic Service Set (IBSS)
—IBSS中只有STA和WM，没有AP和DS
—IBSS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DS
—BSS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。
图4 引入ACK后的帧交互机制
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Node1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. DCF
DCF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NA V（Network Allocation V ector），并通过对NA V的更新与检测来确认链路的忙闲状况。NA V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。NA V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
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NA V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NA V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 NA V的更新
在讨论NA V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NA V？是应该为网络中其它每一个节点维护一个对应的NA V，还是只需要维护一个NA V？
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NA V，则此时NA V1和NA V2应该显示链路忙，而NA V4应该显示链路空闲，因此给Node4的数据可以直接发送。
图7 每个节点维护一个NAV
这种方式显然不可行。无线传输本质上是广播的，某个节点发出信号/数据可以被其接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NA V。这样，当Node1和Node2在通信时，Node3和Node4上的NA V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NA V，规则如下
?如果数据帧的发送者就是节点本身，则不更新NA V。
?如果数据帧的发送者不是节点本身，则比较Duration域值和当前NA V值。如果当
前NA V值更小，则将NA V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NA V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NA V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NA V值归0。
3.2.2 NA V更新举例
3.2.2.1 RTS/CTS/DATA/ACK交互过程中的NA V设置
图8 RTS/CTS/DATA/ACK交互中NAV的设置
?Source端抢占到空闲链路，以一个RTS帧向Destination端发起通信请求并将帧中
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NA V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NA V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NA V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：
图9 CTS帧丢失
此时其他节点依然按照CTS帧的要求更新了NA V，但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NA V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：
图11 分片的ACK帧丢失
此时其它节点中的NA V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NA V值并启动NA V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NA V值进行的更新。当NA V 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NA V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()则是在[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值随重传次数增长而增长
?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：
—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，NA V 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：
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（NA V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 NA V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NA V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NA V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NA V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。
图14 BSS交界处的干扰
尽管如此，DCF机制还是提供了一个很好的链路管理和分配机制，是802.11最基本的协调函数，所有STA/AP都必须支持。PCF和HCF都是基于DCF机制的。
4. PCF
DCF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）。PCF 的原理是，首先由AP遵照DCF的原则，网络中所有STA的NA V值设定成同一个数值，从而开辟一段无竞争时段（CFP：Contention-Free Period）。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
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 TIM
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 STA
PC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*aSlotTime
STA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NA V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。
图17 CFP的开始
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NA V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NA V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NA V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。
CFP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。
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polling list上各CF-Pollable STA以AID的大小升序排列，在CFP中PC通常也是根据STA的AID以升序发送CF-Poll。
4.3 PCF总结
PCF机制是建立在DCF的基础上的，PC通过带有DTIM信息和CP参数集信息的Beacon 帧将网络中所有STA的NA V进行设置，将CFP内链路的控制权集中控制。这样就节省了各节点（包括STA和AP）竞争链路的额外开销。此外，PCF机制中允许将CF-Poll、CF-ACK 和data帧合在一起发送，且CFP内所有正常的数据交互都以SIFS为间隔，这也很好地提高了链路的使用效率。
同时，由于完全控制着链路，PC就有可能根据业务的优先级很方便地调整帧的发送顺序以及各STA的polling顺序，从而实现一定程度上的QoS功能。