【通信协议】CAN 协议基础

1. 引言

由于 CAN 协议高可靠性、实时性强、多主通信、抗干扰能力强的特点，在汽车领域和工业控制领域应用的极为广泛。这篇文章就集百家之长，讲讲 CAN 协议的一些干货吧！

相关参考资料、视频：

• DigKey得捷 ——【1小时CAN总线精讲：原理/帧/硬件/代码】
• 江协科技 ——【CAN总线入门教程-全面细致 面包板教学 多机通信】

2. CAN 协议特征

• 双线差分信号线通信（CAN_H、CAN_L），无需共地，抗干扰能力强。
• 高速 CAN（ISO11898）：125 k ~ 1 Mbps，< 40 m。
• 低速 CAN（ISO11519-2）：10 k ~ 125 kbps，< 1 km。
• 异步，无需时钟线；半双工，可挂载多设备广播通信，同一时刻只能有一台设备发送。
• 多节点，CAN 总线上挂载的每一个设备都是一个主机节点。
• 11 位/29 位报文 ID，用于区分消息功能同时区分优先级；可配置 1 ~ 8 字节有效载荷。
• 可实现广播式和请求式两种传输方式；拥有应答、CRC 校验、位填充、位同步、错误处理等特性。

3. CAN 主流协议版本对比

这里指的是 CAN 主流版本的更新，当然其中也包含低速 CAN（10 k ~ 125 kbps）。

• CAN 1.x / 2.0 之前：只有标准格式，IDE 位置当时是保留位 r1，没有标准/扩展的说法；
• CAN 2.0：11 位 ID 不够用 → 扩展出 29 位 ID，并把 r1 赋予新功能变成 IDE。

4. CAN 总线硬件结构

4.1 CAN 总线的终端电阻

高速 CAN 使用闭环网络，CAN_H 和 CAN_L 两端添加 120 Ω 的终端电阻：

高速 CAN 总线的终端电阻作用：

1. 防止回波反射。回波反射会导致当信号跳变时，它会在边沿振荡几下后才会回平；加上终端电阻后，信号跳变的波形就会非常平稳。
2. 收紧电压。保证在没有设备操作总线的时候，将电压 CAN_H 和 CAN_L 拉至同一电平，保证 CAN 总线空闲逻辑电平为隐性电平 1。

低速 CAN 使用开环网络，CAN_H 和 CAN_L 两端添加 1.2 kΩ 的终端电阻：

4.2 CAN 协议电平标准

4.3 CAN 总线收发器

1. 由于 MCU 上的 CAN 控制器由于在物理层上与 CAN 协议的电平标准和通信方式不同，此时就需要用 CAN 收发器（CAN Transceiver）来转换电平；
   将 MCU 的逻辑电平变成 CAN 的差分信号，增强抗干扰能力，还提供 ESD TVS 防静电的功能；
2. CAN 收发器的型号推荐：TJA1050 和 TJA1042；
3. 当 MCU 上的 CAN 控制器不足的时候，可以使用 SPI 转 CAN 控制器的模块，用 SPI 来驱动 CAN 协议总线。

5. 帧机制

5.1 帧类型

CAN 协议里的 5 类帧类型（CAN 自身定义的）：

5.2 CAN 不同版本帧结构

CAN 2.0 版本和 CAN FD 版本的帧结构区别：

帧结构可以用来区分 CAN 的版本：CAN 2.0A / CAN 2.0B / CAN FD；帧类型是不同版本间都有的不是一个层级。

表1：CAN 2.0 经典基础帧（CBFF）关键位域详解

位域名称	长度	说明
SOF（Start Of Frame）	1 bit	帧起始，固定显性位0，同步所有节点，标记帧开始
11-bit identifier	11 bit	报文ID，仲裁优先级，ID值越小优先级越高
RTR（Remote Transmission Request）	1 bit	远程请求位：0=数据帧，1=远程帧（无数据段）
IDE（Identifier Extension）	1 bit	0=标准帧（本图Base Frame）；1=扩展帧（29bit ID）
r0	1 bit	保留位，固定显性0，用于区分CAN2.0与CAN-FD
DLC（Data Length Code）	4 bit	数据长度码，取值0~8，代表数据段字节数
Data field	0~8 Byte	载荷数据，CAN2.0最大8字节
CRC	15 bit	循环冗余校验，校验SOF到数据段
CRC DEL（CRC Delimiter）	1 bit	CRC分界符，固定隐性1
ACK Slot	1 bit	ACK应答槽：发送方发隐性1；接收正确则拉低为显性0应答
ACK DEL（ACK Delimiter）	1 bit	ACK分界符，固定隐性1
EOF（End Of Frame）	7 bit	帧结束段，连续7个隐性1，标记帧结束
IFS（Inter Frame Space）	3 bit	帧间隔，3个隐性1，帧与帧之间的间隔
Bus Idle	-	总线空闲，持续隐性电平，可开始新帧

---

表2：CAN-FD 基础帧（FBFF）关键位域详解

位域名称	长度	说明
SOF（Start Of Frame）	1 bit	帧起始，显性0，同步节点
11-bit identifier	11 bit	标准ID，仲裁阶段优先级判定
r1	1 bit	保留位，固定0
IDE	1 bit	0=标准帧；1=扩展帧
EDL（Extended Data Length，FDF）	1 bit	扩展数据长度位：1=CAN-FD报文，0=CAN2.0报文
BRS（Bit Rate Switch）	1 bit	速率切换位：1=数据段切换高速波特率；0=全程仲裁波特率
ESI（Error State Indicator）	1 bit	错误状态指示：0=主动错误（Error Active）；1=被动错误（Error Passive）
DLC（Data Length Code）	4 bit	数据长度码，支持0~64字节映射（非直接等于字节数）
Data field	0~64 Byte	CAN-FD载荷，最大64字节
CRC	17 / 21 bit	CRC校验：0~16字节用17bit CRC；17~64字节用21bit CRC
CRC DEL	1 bit	CRC分界符，隐性1
ACK Slot	1 bit	应答槽，接收正确则拉低应答
ACK DEL	1 bit	ACK分界符，隐性1
EOF	7 bit	帧结束，7个隐性1
IFS	3 bit	帧间隔，3bit隐性
Bus Idle	-	总线空闲

5.3 CAN 2.0（Classical CAN）帧结构详解

5.3.1 数据帧

• 灰色 = 显性 0（Dominant），必须发 0
• 白色 = 隐性 1（Recessive），必须发 1
• 紫色 = 显性或隐性，根据实际数据可 0 可 1
• 半灰半白 = 应答位（ACK）特有：发送方必须发隐性 1，接收方必须发显性 0——发送方释放总线，接收方拉低总线

关键 bit 详解：

5.3.1.1 数据帧标准格式

1. SOF 帧起始（1 位，必须显性 0）
发送数据帧前总线必须处于空闲状态（隐性 1），所有设备都不碰总线。要开始发帧，第一位就必须“拉开总线”发出显性 0，打破空闲——这就是帧的开始（与串口的起始位思想相同）。如果第一位发隐性 1，就和空闲状态融为一体，没人知道你开始发数据了。
2. 仲裁段 = 11 位报文 ID + 1 位 RTR
- 报文 ID：表示后面数据的功能（总线上各种消息都有，没有 ID 就混了）；同时用于区分优先级——多个设备同时发送时，按仲裁规则 ID 小的优先发送（仲裁规则在第 4 章细讲）。

• RTR（远程请求标志位）：数据帧必须为显性 0，遥控帧为隐性 1。
• 类比 I²C：这里的“11 位 ID + 1 位 RTR”与 I²C 的“7 位从机地址 + 1 位读写位”异曲同工。区别在于 CAN 不分配从机地址、而是分配报文消息 ID，好处是同一条报文可被多个设备同时接收（真正的广播）。

3. 控制段 = IDE + r0 + 4 位 DLC

• IDE（扩展标准位）：区分标准格式（显性 0）还是扩展格式（隐性 1）。没有这一位，接收方就不知道该按哪种格式解析。
• r0（保留位）：必须显性 0。
• DLC（数据长度代码，4 位）：指定数据段有几个字节（1~8 字节可灵活指定），比如发 1 个字节 DLC 就给 0001。DLC 必须与数据段配套，不能 DLC 给 1、数据段却发 8 个字节。

4. 数据段（064 位，08 字节）
有效载荷。长度须为 8 的倍数（不能只给 7 位）。长度也可以是 0，但一般传输数据时都会大于 0。
5. CRC 段 = 15 位 CRC + 1 位 CRC 界定符（隐性 1）
CRC 是漏检率非常低的校验算法（对比：串口的奇偶校验漏检率很高、基本不用），对 SOF 到 DATA 的所有位计算校验码附在后面；接收方重算比对，不一致即判传输有误。CRC 由 CAN 控制器硬件自动生成和校验，不需要人工操心。
6. ACK 段 = ACK 槽 + ACK 界定符（各 1 位）
这是应答设计，与 I²C 应答又一曲同工：

• 发送方发完主体数据后，在 ACK 槽释放总线（发隐性 1），总线回到隐性；
• 若接收方正确收到了数据，就在 ACK 槽主动拉低总线（显性 0）；
• 发送方读回总线：读到显性 0 → “我释放了总线却读到 0，说明必有接收方回应”，安心，数据被正确接收；读到隐性 1 → 无人应答，发送失败，可配置自动重发或不管。
• 两个注意点：① 一个报文可被多个设备同时接收，多个接收方可同时拉低总线（线与特性，输出显性 0 没问题）；② 应答是夹杂在发送过程中的——发送方每发一位接收方就实时收到一位，整个帧还没发完接收方其实已收完，短暂交接总线控制权打上应答，之后发送方才发 EOF。ACK 槽前后的 CRC 界定符、ACK 界定符就是给“控制权交接”留出的释放时间。

7. EOF 帧结束（7 位隐性 1）；
与串口停止位一个意思。

设计思路复盘:

想要波形承载数据 →
要有数据段；字节数可调 →
加 DLC；区分数据功能 →
前面加 ID；区分广播（写入）/请求（读取）→2026-10-29 23:50:26 星期四
RTR；判断传输是否正确 →
CRC；判断有没有人收 →
应答；为升级留余地 →
r0/r1 保留位；
最后前面套起始、后面套结束——整个帧的设计大功告成。

5.3.1.2 数据帧扩展格式

出现原因：标准格式 11 位 ID 不够用了，且必须兼容b标准格式。设计手法：

• 前 11 位 ID 保持不变，后面再加 18 位 ID（合计 29 位）；
• 中间插入两位：SRR（替代远程请求位）——本来 RTR 应该在所有 ID 之后（仲裁时先比 ID、后比 RTR），原位置空出来了但也不能挪作他用，必须给隐性 1，以保证仲裁时标准帧优先级高于扩展帧；IDE = 1 表示扩展格式；
• 接收方解析到 IDE 位时才判断格式：IDE=0 按标准格式解析，IDE=1 按扩展格式解析（IDE 之前两种格式无差异，无需提前区分）；
• 后面的 r1、r0、DLC、数据段、CRC、ACK、EOF 与标准格式完全照搬。

5.3.2 遥控帧

• 一句话定义：无数据段，RTR 为隐性 1，其余与数据帧相同。
• 使用场景：CAN 数据主要靠发送方定时广播。但若某个数据使用频率低、偶尔才集中用几次，定时广播要么浪费总线资源、要么该用时拿不到——这时就改为请求式：需要数据的设备先广播一个遥控帧（ID 表示想请求的数据），拥有该 ID 数据的设备再用相同 ID 的数据帧回发。一来一回两个帧，正好适合低频数据；高频数据就直接广播，不必用遥控帧浪费总线。
• 优先级：相同 ID 下，数据帧优先级高于遥控帧。

5.3.3 错误帧 / 过载帧 / 帧间隔（了解即可）

错误帧：总线上所有设备都在监督总线数据，一旦发现位错误、填充错误、CRC 错误、格式错误或 ACK 错误，便发出错误帧破坏当前数据，并中止发送中的设备。

• 主动错误状态（默认）：检测到错误时连发 6 个显性位拉低总线。由于线与特性，总线只要有一个人拉低就必然显性，所以这 6 个显性位必然破坏掉正在传输的数据，告诉大家“这帧数据有错，都别用了”；
• 被动错误状态：如果某设备错误太频繁（不可靠了），就降级为被动错误状态，检测到错误时只能发 6 个隐性位——不去碰总线，不破坏别人的数据，只破坏自己发的数据；
• 错误标志后跟 8 位隐性 1 作错误界定符；且一个设备的错误标志可能引发其他设备连锁出错，标志位会延长 0~6 位。

过载帧：格式与错误帧类似，但产生条件不同——不是出错，而是发送方发太快、接收方处理不过来。接收方无法直接命令发送方降速，只好发一个类似错误帧的过载帧把数据破坏掉，发送方发不出去就会重试，数据在破坏与重试中被延缓，间接告诉发送方“慢一点”，以平衡总线负载、避免丢数据。

帧间隔：把数据帧/遥控帧与前面的帧分开。主动错误状态设备为 3 位；被动错误状态设备为 3 位 + 8 位延迟传送——不可靠的设备就别急着发数据，减少它对总线的干扰。

5.3.2 位填充（重要！）

发送方每连发 5 个相同电平后，自动追加 1 个相反电平的填充位；接收方检测到填充位后自动移除、恢复原始数据。即位填充是发送方的最后一步处理、接收方的第一步处理，双方真正收发的有效数据一致，不会出错。

1. 出现连续 5 个 0 → 后面插一个 1；
2. 1 00000 1111 00：5 个 0 后插 1，但插的 1 与原有 4 个 1 合并成了 5 个 1 → 填充位要和后续数据合并进行新的判定，再补一个 0（共两个填充位）；
3. 一长串 1：每满 5 个 1 就补一个 0，依次类推。

为什么要位填充（三大作用）：

1. 增加波形的跳变信息，利于接收方再同步。极端例子：数据段 8 个字节全为 0xFF，直接发就是总线连续 64 个 1、长时间完全不变，位与位之间没有分界点，接收方时钟稍有偏差就可能数成 65 或 63 个 1，也无法利用跳变沿做再同步误差补偿。经位填充后波形最多连续 5 个相同位，跳变频繁，采样点才抓得准。
2. 把正常数据流与错误帧/过载帧区分开。错误帧/过载帧的标志是连续 6 个相同电平；而正常数据经位填充后不可能出现连续 5 个以上相同位，所以 6 连同电平一出现，立刻就能识别出是错误帧/过载帧叠加在数据帧上。
3. 保持总线活跃，防止被误判为空闲。CAN 规定总线出现**连续 11 个隐性 1 **即视为空闲。若没有位填充，数据段最多可能连续 64 个 1，其他设备会误以为总线空闲而插进来发送，产生冲突。有了位填充，正常发帧时不可能连续超过 5 个 1，就不会被误判。

5.4 波形示例

测试方法：示波器两个探头，地端与 STM32 共地，探头分别接** CAN_H 和 CAN_L**，测对地电压、观察差分波形；按键触发 STM32 发出指定帧，再在波形上画每一位的判定线解析。

标准数据帧，报文ID为0x555，数据长度1字节，数据内容为0xAA：

例 1：标准数据帧，ID=0x55，DLC=1，数据=0xA1
空闲时两线收紧；SOF 拉开发显性 0 打破空闲 → 11 位 ID（0x55，注意 11 位转十六进制要按 3-4-4 分组）→ RTR=0（数据帧）→ IDE=0（标准帧）→ r0=0（保留位给 0 也不随便给：仲裁时 0 优先级更高，将来保留位启用后，现有帧的优先级仍高于新扩展定义）→ DLC=0001（此处波形出现了填充位：因为前面已连续 5 个 0，硬件自动插了一个 1，解析时需移除）→ 数据段 1010 0001 = 0xA1（可见 CAN 是高位先行）→ 15 位 CRC（里面同样有填充位；找填充位的诀窍——先找到连续 5 个相同电平，紧随其后的那位必是相反的填充位；若 5 个相同电平后还是相同电平，那就是 6 连，即错误帧/过载帧）→ CRC 界定符（隐性 1，让发送方在 ACK 槽前释放总线）→ ACK 槽显性 0（这一位不是发送方拉的，是接收方拉的，说明有设备应答了）→ ACK 界定符（接收方释放总线、交还控制权）→ 7 位 EOF 隐性 1。

标准数据帧，报文ID为0x666，数据长度2字节，数据内容为0x12, 0x34：

例 2：标准数据帧，ID=0x666，DLC=2，数据=0x12 0x34
与例 1 对比演示数据段长度可变：DLC=0010，数据段就有两个字节；若 DLC 为最大 8，波形还会更长。

扩展数据帧，报文ID为0x0789ABCD，数据长度1字节，数据内容为0x56：

例 3：扩展数据帧，29 位 ID
SOF → 11 位基本 ID → SRR=1、IDE=1（从这里起按扩展格式解析）→ 18 位扩展 ID，前后拼成完整 29 位 ID。特别提醒一个易错点：29 位不是 4 的整数倍，所以扩展 ID 范围是 0x0000000 ~ 0x1FFFFFFF（0x6789ABCD 超范围）；同理标准 11 位 ID 范围是 0x000 ~ 0x7FF。之后 RTR=0、r1/r0=0，其余与标准帧一样。

标准遥控帧，报文ID为0x088，数据长度1字节，无数据内容：

例 4：标准遥控帧
RTR=1（遥控帧标识），IDE=0，DLC 之后没有数据段，直接跟 15 位 CRC，最后 ACK 和 EOF。波形里正好演示了位填充的连锁特性：5 个 0 后插 1，使原本的 4 个 1 变成 5 个 1，于是又得再补一个 0。遥控帧最核心的还是 ID——表示“我要请求这个 ID 的数据帧”。

字段	位数	含义
SOF	1	帧起始，显性 0，打破总线空闲
ID（仲裁段）	11（标准）/ 11+18=29（扩展）	区分报文功能，决定优先级（ID 小者优先）
RTR	1	数据帧=显性 0，遥控帧=隐性 1
SRR	1	仅扩展格式有，必须隐性 1，保证标准帧优先级高于扩展帧
IDE	1	标准格式=0，扩展格式=1
r0 / r1	各 1	保留位，必须显性 0，为升级留空间
DLC	4	数据段长度 1~8 字节
Data	0~64	有效数据，高位先行
CRC	15 + 1 界定符	低漏检率校验；界定符给 ACK 前释放总线留时间
ACK	1 槽 + 1 界定符	接收方在槽内拉低总线应答；可多设备同时应答
EOF	7	帧结束，隐性 1

某个设备想发送数据时，就操作总线拉开/释放，产生一段规定格式的波形；发送方按帧格式定义发，接收方按同样定义接收解析，所有 CAN 设备都遵守 CAN 协议，彼此才能互相理解波形的意义。

5.5 本章总结

总结：某个设备想发送数据时，就操作总线拉开/释放，产生一段规定格式的波形；发送方按帧格式定义发，接收方按同样定义接收解析，所有 CAN 设备都遵守 CAN 协议，彼此才能互相理解波形的意义。

6. 数据位采样同步

发送方在总线上产生波形后，接收方如何准确地采样到每一个数据位是 1 还是 0？

6.1 数据采样

1. CAN 总线没有时钟线，属于异步通信。所有设备通过约定波特率的方式确定每个数据位的时长；
2. 波特率必须由编程者在程序中指定，且所有设备保持一致。例如约定 1Mbps，则所有设备都认为一个数据位时长 1μs——发送方每隔 1μs 输出一位，接收方每隔 1μs 采样一次总线电平；
3. 传输波形时每一位时长都一致，中途不能有任何停顿（不能发一半歇会儿）；
4. 理想状态：接收方的采样点位于数据位中心附近。采样点位置其实可配置（偏前/偏后），实际项目一般配在中心偏后一点，因为此时波形更稳定。

6.2 数据采样问题

接收方以约定的位时长进行采样，但是采样点没有对齐数据位中心附近：

假设约定 1Mbps，双方位间隔都正确，但接收方每次采样点恰好都踩在数据位的跳变沿上（或离跳变沿太近）——在跳变沿上采样，是 1 还是 0 根本无法确定，数据完全不可靠。
解决思路：以第一个跳变沿为参考，延迟约半个数据位再做第一次采样，之后按固定间隔采样即可。
→ 这就是后面“硬同步”的核心思想。

接收方刚开始采样正确，但是时钟有误差，随着误差积累，采样点逐渐偏离：

第一个采样点对齐了，但收发双方时钟有误差。例如发送方每 1μs 发一位、接收方每 1.05μs 才采一位，每次差一点点，误差不断累积。CAN 一帧数据最多上百个数据位，即使时钟只偏差一点点，累积到最后采样点也会偏得无法忍受，导致采样出错。误差来源很实际：有些设备时钟不够稳定，温度一变就偏一点。
解决思路：以正常数据位的跳变沿为参考，一旦察觉采样点有偏离的苗头——

• 采样太慢了 → 把下一次的采样间隔缩短一点，后面的采样点整体往前提；
• 采样太快了 → 把一次采样间隔延长一点，整体往后拖。

→ 这就是“再同步”的核心思想。

6.3 位时序（实现同步的前置设计）

为了灵活调整每个采样点的位置，使采样点对齐数据位中心附近，CAN总线对每一个数据位的时长进行了更细的划分，分为同步段（SS）、传播时间段（PTS）、相位缓冲段1（PBS1）和相位缓冲段2（PBS2），每个段又由若干个最小时间单位（Tq）构成：

要能把采样点灵活地往前/往后挪一点，就必须把一个数据位的时间再细分，这就是位时序。CAN 把一个数据位划分为 4 个段，每段由若干个最小时间单位 TQ 构成：

段	名称	可配置范围	作用
SS	同步段	固定 1 TQ	判断同步的“标尺”：数据跳变沿正好落在 SS 段内，说明设备与波形同步；不在，就要调整位时序使其回到 SS 段（这就是“同步过程”）
PTS	传播时间段	1~8 TQ	吸收网络上的物理延迟（发送单元输出延迟 + 总线信号传播延迟 + 接收单元输入延迟），PTS 时长为这些延迟之和的两倍。信号刚变化后稍微等一等再采样
PBS1	相位缓冲段 1	1~8 TQ	与 PBS2 一起决定采样点位置
PBS2	相位缓冲段 2	2~8 TQ	同上

几个要点：

• TQ 是最小时间单位，在程序中自己指定（例如 1 TQ = 0.5μs）；
• 采样点位于 PBS1 和 PBS2 的交界处：PBS1 长、PBS2 短 → 采样点靠后；PBS1 短、PBS2 长 → 采样点靠前；
• 示例：一位 10 TQ（SS=1，其余各 3）采样点居中；PTS/PBS1/PBS2 配 2/3/4 → 采样点靠前；配 4/3/2 → 靠后；
• 实际项目中各段 TQ 数一般有统一规定，按项目要求来；波形很稳定时，采样点偏前偏后影响不大。

6.4 硬同步（初始位置同步）

解决的问题：让接收方第一个采样点与波形第一位对齐，防止第一次采样踩在跳变沿附近。

“秒表”比喻：每个设备内部都有一个位时序计数周期，把它想象成一块秒表，转一整圈正好是一个数据位的时间。

• 最佳状态：所有设备的秒表同步转动——发送方在自家表转到 SS 段时开始新的一位（所以发送方的每个跳变沿都诞生于它的 SS 段）；接收方在自家表转到 PBS1/PBS2 之间时采样。只要大家的表同步转，采样点必然落在数据位中心附近。

硬同步规则：

• 每当某设备发出报文，所有接收方收到 SOF 的下降沿（逻辑电平下降沿，即差分电压“张开”沿，也就是帧的第一个数据跳变沿）时，直接把自己的手表拨到 SS 段，与发送方对齐——就像发送方鸣响一发信号枪，全体对表；
• 硬同步只在帧的第一个下降沿（SOF 下降沿）有效；
• 若硬同步后所有设备时钟毫无误差，一次初始对表之后大家永远同步，后面每个采样点都稳稳落在数据位中心附近。

6.5 再同步（重新同步，补偿时钟误差）

解决的问题：实际中每块“手表”都有误差，转久了又会不同步，采样点逐渐漂移（即问题 2）。若所有设备时钟绝对精准，就根本用不到再同步。

参考基准：SOF 之后每一个普通数据位的跳变沿都是再同步的机会。接收方观察波形跳变沿落在自己位时序的什么位置：

• 跳变沿出现在 SS 段之后 → 说明接收方的表跑得比发送方快（自己以为该跳变了，波形还没跳）。注意这不一定是接收方时钟的问题，也可能发送方时钟慢了——但波形是发送方发出的，它不会改自己时钟，误差补偿只能由接收方做。做法：把 PBS1 加长 SJW 指定的宽度，下一轮 SS 段整体后移，让新的跳变沿退回 SS 段；
• 跳变沿出现在 SS 段之前 → 接收方的表跑慢了。做法：把 PBS2 缩短 SJW 指定的宽度，让 SS 段提前，数据边沿回到 SS 段。

呼应 P2 的位填充：这里正好解释了上一章位填充的作用——防止波形长时间无变化。没有跳变沿就无法执行再同步，时钟误差长时间得不到补偿，累积起来就会接收出错。

6.5.1 SJW（再同步补偿宽度）

SJW 可配置 1~4 TQ，相当于手表的“时间补偿选项”（快了减 10 秒、慢了加 10 秒）。

SJW 是每次补偿的最大宽度，不是固定补偿量。实际补偿多少由误差大小和 SJW 共同决定：

• 误差 ≤ SJW：误差几个 TQ 就补几个 TQ（例：误差 2TQ、SJW=3TQ → 实补 2TQ）；
• 误差 > SJW：无论误差多大，只补 SJW 指定的 TQ 数（例：误差 2TQ、SJW=1TQ → 只补 1TQ）。

为什么要设上限：防止噪声对位时序造成过大影响。如果补偿不设限，正常一位波形中的电平抖动（毛刺）可能被接收方理解成“两位甚至三位数据、只不过位时间误差特别大”，原本一位被收成多位，解析二进制数据流必然出错。所以波形传输开始后，位时序的调整必须保守、有最大限制。

配置建议：设备质量好、时钟误差小 → SJW 设小些（12TQ）；设备质量差、时钟误差大 → 设大些（34TQ）。SJW 太小可能补不过来，太大则有接收持续混乱、后续数据出错的风险，需按实际情况权衡。

6.6 波特率计算

• 术语澄清：波特率本来的单位是波特（码元/秒），bps 是比特率的单位；但二进制调制下两者数值相等，所以工程上经常混用，知道意思即可；
• 公式：波特率 = 1 ÷ 一个数据位的时长，而位时长 = SS + PTS + PBS1 + PBS2 各段时长之和（每段 = TQ 数 × TQ 时长）；

算例：SS=1TQ、PTS=3TQ、PBS1=3TQ、PBS2=3TQ、1TQ=0.5μs
→ 位时长 = (1+3+3+3)×0.5μs = 5μs
→ 波特率 = 1/5μs = 200kbps

6.7 本章总结

总结：本章围绕“接收方如何准确采样每个数据位”——CAN 靠约定波特率确定位时长；用硬同步（以 SOF 第一个下降沿为参考，全体设备把位时序拨到 SS 段）解决初始对齐问题；用再同步（以普通数据位跳变沿为参考，加长 PBS1 或缩短 PBS2，补偿量受 SJW 上限约束）解决时钟误差累积问题；而这一切的基础是把每个数据位细分为 SS/PTS/PBS1/PBS2 四段的位时序设计。

7. 仲裁

多个设备同时想发送数据时，总线资源如何分配？

7.1 多设备同时发送的问题

CAN 总线只有一段差分信号线，同一时间只能有一个设备操作总线。若设备 A 正在发波形的中途，设备 B 也开始发自己的波形，那么总线上的实际波形就是两者按线与特性叠加的结果——只要有任何一个设备拉开总线，总线就呈现显性 0；只有所有设备都释放总线，才是隐性 1。叠加的结果是两个波形必然都损坏，谁的数据都发不出去。所以 CAN 必须设计资源分配规则。

7.1.1 解决思路

冲突情况	描述	对应规则
情况 1	一个设备发送中途，另一个设备想开始新发送（时间片重叠、但不是同时开始）	规则一：先占先得
情况 2	两个设备同一时刻开始发送（没法按先来后到判定）	规则二：非破坏性仲裁

情况 1 简单，——直接不允许中途插入；情况 2 复杂，CAN 用一条巧妙的“非破坏性仲裁”规则解决：既能决出高下，又不影响胜利方的正常数据传输。

7.2 规则一：先占先得

1. 若已有设备正在发送数据帧/遥控帧，其他任何设备不能同时发送。中途再着急也不能打断它。
   • 特例：错误帧/过载帧可以破坏当前数据——它们本来就是用来破坏数据的。
2. 总线空闲的判定：任何设备检测到连续 11 个隐性电平，即认为总线空闲，只有空闲时才能开始发送数据帧/遥控帧。
3. 为什么正在发帧时不会出现“连续 11 个隐性 1”？因为发送的波形都经过位填充，总线波形不可能出现连续 5 个以上相同位，更不可能有 11 个连续隐性 1。这里第三次呼应了位填充的作用：保持总线在发送正常数据流时的活跃状态，防止被误判为空闲（否则数据段 8 个 0xFF 会造成连续 64 位的隐性 1，其他设备误判空闲、插进来发送就冲突了）。
4. 等待时机的算例：设备 B 等总线空闲，从帧尾开始数隐性位——ACK 界定符（1 位隐性）+ EOF（7 位隐性）+ 帧间隔（3 位隐性）= 1+7+3 = 11 位，正好凑满总线空闲条件。
5. 但注意：总线重新空闲时，可能 B、C、D 都在等待，它们会同时蜂拥而上——这就变成了“因等待而同时到来”的冲突，交给规则二处理。

7.3 规则二：非破坏性仲裁（核心）

基本规则：
多个设备的发送需求同时到来（或因等待而同时到来）时，CAN 协议根据 ID 仲裁段进行非破坏性仲裁：ID 小的优先级高，取得总线控制权；ID 大的仲裁失利，转入接收状态，等下次总线空闲再尝试发送。

• 仲裁的依据不只是 ID，严格说是仲裁段 = ID + RTR；
• “同时到来”两种情形：①真同时；②因等待而同时到来（更普遍——总线繁忙、设备多时，一个帧结束的瞬间常有多个等待设备同时竞争，仲裁经常发生）；
• 由此得出工程实践：重要的消息分配小 ID（冲突时优先发送），不重要的消息分配大 ID（冲突了就多等等）。

7.3.1 实现非破坏性仲裁的两个硬件要求

1. 线与特性
   任何一个设备发显性 0，总线就是显性 0；只有所有设备都发隐性 1，总线才是隐性 1（即 0&X&X=0，1&1&1=1，与逻辑“与”一致，故称线与）。
   这不是凭空规定的，而是电路行为的自然结果：显性 0 = 拉开总线，隐性 1 = 释放总线，总线默认收缩在隐性 1 状态——只要有一个人拉，总线必然显性。

2. 回读机制
   每个设备每发出一个数据位，都会立刻读回总线当前电平，确认自己发的电平是否被真实发送出去。规律：发 0 读回必然是 0；发 1 读回不一定是 1。若“发 1 读回 0”，说明有别的设备正在和自己抢总线（自己的 1 被别人的 0 破坏了）→ 主动退出竞争。

7.3.2 非破坏仲裁流程

仲裁规则一句话：数据位从前到后依次比较，出现差异且该位为 1 的设备仲裁失利。

图中单元一、单元二同时开始发波形（不同时开始的冲突已被先占先得规则排除），第三行为总线实际波形：

1. SOF：双方都发显性 0 → 线与后总线 0 → 双方回读 0，与自己发的一致 → 继续；
2. ID 逐位比较：只要双方该位相同（同为 0 或同为 1），总线电平就与各自发送一致，双方回读都正确，继续；
3. 决出胜负的一位：单元一该位 ID 为 1（释放总线），单元二该位 ID 为 0（拉开总线）→ 线与后总线呈现 0：
   • 单元二：发出 0、读回 0，一致，毫无察觉，继续发送；
   • 单元一：发出 1、读回却是 0！感知到别的设备存在、自己的数据已被破坏 → 仲裁失利，转为接收状态，等下次总线空闲再重试；
4. 之后单元二继续“发一位、回读一位”，直到发完整帧。

为什么失利的是单元一而不是单元二？ 两个角度：
①数据正确性——单元一的数据已被破坏，继续发没有意义；
②设备感知——单元一“发 1 读 0”感知到了竞争者所以退出；单元二每次发出与读回一致，根本感知不到别人的存在。所以单元一让出总线，合情合理。

7.3.3 三个以上设备同时开始怎么办？

没问题。每个设备都执行“发一位、回读一位”，回读不一致就退出。因为每条消息的仲裁段必然不同，逐位比较中设备会陆续主动退出，仲裁段结束时必然只剩一个设备，后续数据位不会再冲突。

7.3.4 为什么 ID 小的优先级高？

ID 越小，二进制里的 1 出现得越晚；而“出现差异且发 1 者失利”。极端例子：ID 全 0 的帧一冲突就赢，ID 全 1 的帧一冲突就输。所以 ID 越小优先级越高是这套机制的自然结果。

7.3.5 仲裁段里有位填充，会不会影响仲裁结果？

位填充的作用范围是帧起始、仲裁场、控制场、数据场、CRC 序列，所以仲裁场内确实会插入填充位（例如 11 位 ID 全 0，每 5 个 0 就会插一个 1，变成两个 00001 段，11 位变 13 位），填充位也参与仲裁，但不会改变仲裁结果和 ID 优先级。证明思路很巧妙：若填充位会改变 A、B 两帧的优先级，则填充位之前的位 A、B 必须完全一样；而前面的位一样，A、B 就得执行完全相同的填充——填充位也就不可能影响优先级了。（找不到“不填充时 A 优先、填充后 B 优先”的反例。）

7.3.6 为什么叫“非破坏性”仲裁？

从胜利者视角：仲裁段每一位发出与读回都相同，它根本没感受到任何竞争者，发送过程没受仲裁的丝毫影响——数据无损，所以“非破坏性”。从失败者视角：它伴随胜利者走过一段时光，数据位相同就还能同行一段，一旦分岔（对方发 0 自己发 1）就默默退出，最终只有胜利者独自走出仲裁段。

7.4 数据帧 vs 遥控帧（ID 相同时）

相同 ID 下，数据帧优先级高于遥控帧。原因是 RTR 的定义：数据帧 RTR=0，遥控帧 RTR=1。

典型场景：A 设备发遥控帧请求某 ID 的数据，B 设备恰好同时发送这个 ID 的数据帧。11 位 ID 完全一致分不出胜负，直到 RTR 位：遥控帧发 1、数据帧发 0 → 线与后总线为 0 → 遥控帧“发 1 读 0”仲裁失利退出，数据帧继续。

• 注意前提是 ID 相同；ID 不同就直接按 ID 大小分。
• 协议同时规定：相同 ID 的两个数据帧不允许同时出现，相同 ID 的两个遥控帧也不允许同时出现（仲裁段完全相同就永远分不出胜负）。
• 合理性：我想请求的数据正好已经在路上了，理应让数据帧先行。

7.5 标准格式 vs 扩展格式（标准帧 11 位 ID 与扩展帧高 11 位 ID 相同时）

标准格式优先级高于扩展格式，由 SRR 必须始终为 1 保证。

• 例 1（标准数据帧 vs 扩展数据帧）：前 11 位 ID 相同 → 到下一位：扩展帧发 SRR=1，标准帧发 IDE=0 → 总线为 0 → 扩展帧“发 1 读 0”失利退出，标准帧获胜。
• 例 2（最惊险的情况：标准遥控帧 vs 扩展数据帧，前 11 位 ID 相同）：标准遥控帧 RTR=1，扩展数据帧 SRR=1——这一位都是 1，分不出胜负！而且标准遥控帧的仲裁段（11 位 ID + RTR）到此就结束了。幸运的是设计上并未出错：下一位，标准遥控帧发 IDE=0（它是标准帧），扩展数据帧发 IDE=1（它是扩展帧）→ 扩展数据帧“发 1 读 0”失利退出。此时标准遥控帧虽然已经不再执行仲裁，但扩展数据帧仍在仲裁，正是在 IDE 位决出了胜负。

7.6 本章总结

总结：CAN 靠两条规则分配总线——先占先得（检测连续 11 个隐性 1 判空闲；发帧中途不允许打断，类比“只有响应优先级、没有抢占优先级”）+ 非破坏性仲裁（同时竞争时，靠“线与特性 + 回读机制”，按仲裁段 ID 逐位比较，发 1 读 0 者自动退出；ID 小者优先、数据帧优先于同 ID 遥控帧、标准帧优先于高 11 位相同的扩展帧；位填充不改变仲裁结果）。

8. 错误处理

当某个设备检测到帧传输出错时，如何通知全网、如何处置“惹祸”的设备。

8.1 为什么需要错误处理

错误处理是 CAN 总线额外的安全保障机制：某设备检测到总线的帧传输出错时，主动发出错误帧，通知每个设备“这帧错了”，大家都丢掉这帧，不受错误数据影响。没有错误处理 CAN 也能完成数据收发，但在干扰很强的实际环境中，数据位随时可能出错——出错后如何善后，是很重要的设计。

8.2 CAN 规定的 5 种错误类型

几个要点：

• 位错误就是上一章讲的回读机制的直接应用（发一位、读回比对）。但有两类特例不算位错误：①仲裁段发 1 读 0——那是仲裁失利；②应答位发送方发 1 读 0——那被视为接收方的应答。
• 位错误大部分由发送单元检测（总线大部分时间是发送方在操作总线）；接收单元只在发应答、输出错误帧时才输出数据，才有可能检测位错误。
• CRC 校验只有接收方做（只有接收方有校验需求）——发送方算好 CRC 附在帧尾，接收方对 SOF 到数据段的二进制流用同样算法重算比对。

8.3 错误通知及其隐患

错误通知：任何单元检测到上述错误时，紧接着主动发出错误帧，破坏当前总线上的数据——不管其他设备有没有发现，“反正我发现了，我破坏这帧，大家都别收”。错误帧一旦产生，这帧数据作废、传输终止；错误帧结束后总线回归空闲，谁想发谁再开始新帧。

这样每个设备都是“检查官”：一个或多个设备发现错误就发错误帧通知，即便某些设备自己没发现，收到错误帧后也得知有错——避免错误数据被使用。

隐患：错误通知赋予了每个设备破坏传输的能力。如果有个设备“抽风”了——无论收到什么都认为是错的，本来没问题也报错——它就会不停地破坏数据，总线上正常传输都无法进行。所以必须给错误通知加限制措施，这就是错误状态。

8.4 错误状态（帧格式复习 + 三态设计）

先复习第 2 章中帧机制讲到的错误帧：

• 错误帧 = 6 位错误标志 + 8 位错误界定符；
• 主动错误标志 = 6 个显性 0：线与特性下会破坏总线数据（一直把总线拽住不放，谁的数据都得坏）；
• 被动错误标志 = 6 个隐性 1：不影响别人的波形（发 1 就是释放总线），只会让自己的帧作废；
• 帧间隔：数据帧/遥控帧之间保留 3 位；被动错误状态的设备还要再加 8 位延迟传送。

8.5 三种错误状态与权利

状态	参与通信	检测到错误时	说明
主动错误状态（初始态）	✅	发主动错误帧（6 个显性 0），可以破坏别人数据	权力大，需可靠
被动错误状态	✅	只能发被动错误帧（6 个隐性 1），不能破坏别人数据	不可靠者收回破坏权
总线关闭状态	❌	不能参与通信	“关小黑屋冷静一会儿”

8.6 判定依据：TEC / REC 错误计数器

每个设备内部维护 TEC（发送错误计数器） 和 REC（接收错误计数器）：发送/接收时每发现一个错误就 +，每完成一次正常发送/接收就 −。计数值反映了该设备检测错误的相对频率，据此判断设备是否可靠。

状态转移规则：

• 主动 → 被动：TEC > 127 或 REC > 127（错误报告太频繁了）；
• 被动 → 主动：TEC < 128 且 REC < 128（变好了，恢复权限）；
• 被动 → 总线关闭：TEC > 255。注意只看 TEC、与 REC 无关——REC 大只说明接收有问题，只要它不发数据、不破坏别人，影响不大；只有“不可靠还总发数据、发的还总错”的设备才值得关掉；
• 总线关闭 → 主动：检测到 128 次连续 11 位的隐性 1 → 满血复活，TEC/REC 清零，从头再来。这个“生路”的权衡：关久了说不定已经好了；不放出来，它的数据可能很重要；放出来没好，就再走一遍这个流程。

8.6.1 TEC/REC 加减细节

增加规则（除第一条外都是 +8）：

1. 接收单元检测出错误 → REC +1（小错误）；
2. 接收单元发送完错误标志后检测到的第一位为显性电平 → REC +8（实践中的经验规则，了解即可）；
3. 发送单元输出错误标志时 → TEC +8；
4. 发送/接收单元在发送主动错误标志或过载标志时检测出位错误 → TEC/REC +8（“你发错误帧通知别人出错，结果发错误帧这个行为本身还出错，太不可靠了”）；
5. 另有两条罕见情况，发送 +8 / 接收 +8（了解即可）。

减小规则：

• 发送单元正常发送结束 → TEC −1（减到 0 不再减）；
• 接收单元正常接收结束 → REC 在 1~127 之间 −1（减到 0 为止）；REC > 127 时直接减到 127——协议对接收错误更宽容。

权衡算术：错一次 +8、对一次只 −1，一次错误要用 8 次正常传输才能弥补——错误计数器能容忍的错误其实不多。另有一个巧妙设计：若设备是因 REC > 127 进入被动错误状态的，只要完成一次正确接收，REC 直接减到 127，立刻恢复主动状态。

8.7 示波器实测波形（以 ACK 错误为例）

实验技巧：位错误、填充错误、CRC 错误、格式错误都很难人为产生（CAN 控制器发波形是全自动的，没法手动让它出错），但 ACK 错误极易控制——总线上只挂一个设备，它发送数据必然无人应答。

设备处于主动错误状态，发送标准数据帧，正常传输：

波形 1：正常发送（对照组）
标准数据帧正常传输，ACK 槽被接收方拉为显性 0，7 位 EOF 结束后再加 3 位帧间隔才能开始下一帧。帧间隔主要是给过载帧准备的：接收方若过载，会在帧间隔的第一位拉开总线产生过载帧。另一个呼应点：ACK 界定符(1) + EOF(7) + 帧间隔(3) = 11 位，正好凑满“连续 11 个隐性 1 = 总线空闲”。

设备处于主动错误状态，发送标准数据帧，检测到ACK错误:

波形 2：主动错误状态下的 ACK 错误
单设备发帧 → ACK 槽无人拉低，保持隐性 1 → 发送方检测到 ACK 错误 → 在 ACK 槽的下一位发出主动错误帧：6 个显性 0 的错误标志 + 8 个隐性 1 的错误界定符。正常波形不可能出现连续 6 个 0，所以一看到 6 连 0 就知道是错误帧，叠加了错误帧的波形作废。EOF 给 7 位：为错误标志的叠加留出空间——EOF 太短的话，错误标志还没检测完数据帧就结束了，接收方不好处理。错误界定符(8) + 帧间隔(3) 同样 = 11 位，凑满空闲判定。

设备处于被动错误状态，发送标准数据帧，检测到ACK错误：

波形 3：被动错误状态下的 ACK 错误（状态转移实测）
单设备不断发帧、始终无应答：前 16 次是主动错误波形；之后波形突变。原因：每次输出错误标志 TEC +8，16 次后 TEC = 128 > 127，设备转入被动错误状态。被动状态波形：ACK 场无应答 → 输出被动错误标志（6 个隐性位）→ 8 位错误界定符 → 3 位帧间隔 → 再加 8 位延迟传送 → 才能开始下一帧。附带的公平效应：主动设备和被动设备同时想发数据时，两者虽同时检测到 11 个隐性 1（空闲），但被动设备要等 8 位延迟传送，根本赶不上主动设备的脚步——主动设备直接取得总线控制权，连仲裁都不会发生。

更复杂的情况（略过）：实际中多个设备都可能输出错误帧、错误种类多、各错误帧互相叠加造成错误标志延长——实验室条件下很少发生，初学用不到，留待实践中理解。

至此，CAN 总线协议理论知识全部结束。

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