无接触接近自动化数据收集系统和方法

1.一种无接触接近自动化数据收集系统，它包括标签和目标，其特征在 于，所述标签包括：
天线，用于发射和接收与所述目标来往的消息；和
专用集成电路，它包括数字子系统和模拟子系统，
其中，所述数字子系统包括存储器装置，用于存储消息信息；控制器装置， 用于访问所述消息信息，并且产生发送给所述目标的消息，所述存储器装置和 所述控制器装置通过数据总线可操作地连接；
所述模拟子系统用于调制由控制器装置产生的消息，以便发送给所述目 标，并且用于解调从所述目标接收到的消息，以供所述数字子系统进行处理；
所述控制器装置包括状态机存储器和状态地址电路，所述状态地址电路可 操作地连接，以便对所述状态机存储器进行索引。
2.如权利要求1所述的系统，其特征在于，所述存储器装置包括铁电随 机存取存储器。
3.如权利要求1所述的系统，其特征在于，所述状态地址电路包括线性 反馈移位寄存器。
4.如权利要求1所述的系统，其特征在于，所述状态机存储器是预定的 查找表，所述状态地址电路可以对所述预定查找表的每一行进行索引，并且所 述预定查找表的每一行都包含用于控制所述数字子系统的一个状态指令字。
5.如权利要求4所述的系统，其特征在于，将所述预定查找表存储在只 读存储器中。
6.如权利要求4所述的系统，其特征在于，所述控制器装置还包括控制 寄存器，它可操作地连接到所述状态机存储器和所述状态地址电路，其中所述 控制寄存器存储由所述地址电路索引的所述状态指令字。
7.如权利要求1所述的系统，其特征在于，所述数字子系统还包括定时 装置，它用于确定所述数字子系统的工作速度，并可操作地连接到所述控制器 装置。
8.如权利要求7所述的系统，其特征在于，所述控制器装置控制所述定 时装置，以便既能工作于快模式，用于访问消息信息并产生用于发送给所述目 标的消息；又能工作于慢模式，用于与所述模拟子系统通信。
9.如权利要求1所述的系统，其特征在于，在所述数据总线上以位串行 方法，在所述控制器装置和所述存储器装置之间进行所述消息信息的通信。
10.如权利要求1所述的系统，其特征在于，还包括主计算机，用于控制 所述目标的工作，并且所述主计算机与所述目标耦合。
11.如权利要求1所述的系统，其特征在于，所述系统是公共交通收费系 统。
12.如权利要求1所述的系统，其特征在于，在所述标签和所述目标之间 传送的所述消息是射频传输。
13.如权利要求12所述的系统，其特征在于，所述模拟子系统根据半双 工协议以115.2千字节/秒对所述射频传输调幅，并以13.56兆赫的载波频率发 射所述射频传输。
14.如权利要求12所述的系统，其特征在于，所述模拟子系统包括全波 桥式整流器电路，用于整流所述射频传输，以将直流电压提供给所述模拟子系 统和所述数字子系统。
15.如权利要求14所述的系统，其特征在于，所述模拟子系统包括可操 作地连接到所述全波桥式整流器的调整装置，用于将所述直流电压调整到所述 专用集成电路的击穿电压之下。
16.如权利要求15所述的系统，其特征在于，所述调整装置包括一个串 联调整器电路和两个并联调整器电路。
17.如权利要求15所述的系统，其特征在于，所述模拟子系统包括基准 发生器电路，它可操作地连接到所述全波桥式整流器电路和所述调整装置，用 于产生供给所述模拟子系统的带隙基准电压和基准电流。
18.如权利要求17所述的系统，其特征在于，所述模拟子系统包括可操 作地连接到所述基准发生器电路、所述全波桥式整流器电路和所述调整装置的 上电电路，当所述直流电压低于预定的上电门限电压时，所述上电电路禁止所 述调整装置工作。
19.如权利要求17所述的系统，其特征在于，所述模拟子系统包括时钟 恢复电路，用于监视所述射频传输，并产生时钟信号，供所述模拟子系统和数 字子系统使用，当所述射频传输已经消失时产生无时钟信号。
20.如权利要求19所述的系统，其特征在于，所述时钟恢复电路使用单 稳态触发的方法产生所述无时钟信号。
21.如权利要求19所述的系统，其特征在于，所述模拟子系统还包括用 于将复位信号提供给所述数字子系统的复位发生器电路，它可操作地连接到所 述全波桥式整流器电路、所述基准发生器电路和所述时钟恢复电路，当所述直 流电压低于所述预定上电门限电压时，当所述带隙基准电压不稳定时，或当从 所述时钟恢复电路接收到所述无时钟信号时，所述复位发生器电路产生复位信 号。

发明领域\n本发明总体上涉及数据/信息收集系统和方法。尤其，本发明涉及接近无 接触自动化数据/信息收集系统和方法。\n有关技术的描述\n近年来，个人参与的基于费用和/或信息之数量和频度的交易极聚增加。 作为这种交易增加的结果，纸张生产量以及参与和处理这些交易所花费的时 间也已经增加。已经有效地使用了接近卡技术，以便通过在某些交易中取消 使用纸张和塑料来减少浪费，以及通过减少参与和处理这些交易所花费的时 间来提高交易效率。\n可以在广泛的各种应用中有利地使用接近卡技术(proximity card technology)。一种有意义的应用是替代小票子/现钞的交易。在全世界，大约 有80％(2250亿)的现钞交易是在20美元以下。在许多这样的例子中，通 过允许个人在他们购物时，从他们的卡中减除钱额，或对于正当的报酬，再 将钱额加回他们的卡中，从而用接近卡来代替现钞。其它应用包括(但不限 于)将卡作为驾驶证，将所有有关的驾驶经历存储在其上；作为存储签证信 息的护照；作为保健卡，保存完整的病历和保险信息；或作为具有预付钱额 的电话或公共交通卡，通过使用服务而从卡上减除钱额。实际上，可以将接 近卡技术用于任何交易，这种交易包括个人和公共机构之间的数据/信息交换。\n在公共交通系统中已经有效地使用了接近卡技术。本专利申请目前的受 让人，Cubic Corporation，开发了这种系统，国际专利申请PCT/US92/08892 对此作了揭示，该申请的名称为“无接触自动收费系统”，于1992年10月19 日提交，1993年5月13日公布，国际公布号为WO93/09516。\n在该系统中，接近卡保存表示接近卡持有者可以使用的金额的计费值。 根据可行的交通计费计划自动地从接近卡中扣除该值，或者在用正当报酬交 换时存入该值。通过废除可任意处理的纸和塑料车票，减少了浪费。交易速 度的提高增强了系统的吞吐效率。典型的接近卡交易比纸票子通过标准机械 传递所需的时间约快7倍。还有，乘客不需要从诸如钱包或皮夹等个人存储 区浪费寻找和取出卡的时间，因为数据是通过射频(“RF”)场发射的。因 此，在接近卡和目标(读出器/写入器装置)之间不需要身体上的，甚至是可 见的接触。\n一个展示系统(一般地应用了PTC/US92/08892申请的原理)目前正工作 于华盛顿地铁区公共交通管理局(WMATA)的公共交通系统中，用于轨道服 务、地面交通(公共汽车)和停车场。在目前使用的WMATA系统中，在固 定的走卡(GO CARD)系统终端之间通过射频场发送车费数据，此处将走卡 系统终端称之为目标(Target)，而将接近卡称之为标签(Tag)。\n一个固定的走卡系统终端包括一个目标和一个主机(即，控制计算机)。 目标包括调制器/解调器和天线，它被设计成通过射频场并用13.56MHz的载 频来发射调制在该载波信号上的消息。在工作期间，目标发射连续的射频场， 而射频场则设计成可以唤醒进入目标一般接近范围的标签作出响应。一旦将 标签带到范围以内，目标的射频发射就向标签提供功率，并且目标发出一消 息，以唤醒标签。标签醒来，并通过目标与主机建立经鉴定的通信信道。然 后，主机可以所存储的数据询问标签，并且将新数据写入标签。在完成上述 事务后，使标签回到睡眠状态(不激励状态)。\n                         发明内容\n本发明提供一种系统和方法，用于显著地增强无接触接近自动化数据收 集系统的总性能，系统包括：标签、目标和主机。特别地，本发明实现了下 述优点：诸如增加交易速度、保证数据完整性和保密性、降低成本以及降低 在小型标签中的功率消耗。\n标签是一种由个人携带的小型薄卡。目标是射频源，它提供标签和主机 控制器之间的通信链路。\n本发明许多特征中的一个是解决冲突。在工作中，一个或多个标签可能 同时试图和目标通信。本发明防止当两个目标同时进入RF(射频)场时发生 的通信冲突问题。每次当目标接收到来自标签的第一个响应时，它检查响应 是否有正确的消息格式。如此地设计第一响应，使两个和多个目标的干扰很 可能会产生不正确的消息格式。当接收到不正确的消息格式时，目标把消息 无效的信号发送给标签，标签将退下，以在较后的时间再试验。在一个标签 出现而目标没有检测到冲突的较少见的情况下，主机进行第二级冲突检查， 该检查真正地保证了避免两个或多个标签同时访问相同的目标。\n本发明的另一个特征是一种经改进的标签结构，该结构减少标签和目标 之间的交易时间，同时提供极薄的和功率消耗要求较低的低成本标签。例如， 本发明有助于在约50毫秒(ms)中完成保密的公共交通交易，该时间约为传统 无接触接近自动化数据收集系统一般需要的交易时间的20％。\n特别地，本发明对标签使用串行数据流技术和速度可变的计时。例如， 本发明使用串行而不是并行方法对标签移动数据，以明显节约芯片面积。此 外，本发明对标签使用动态计时系统。采用低速时钟与目标通信。然而，在 标签本身的内部，采用高速时钟传送和处理数据和消息。\n此外，本发明采用一个或多个线性反馈移位寄存器(LFSR)以促进标签 的功能，LFSR大大地降低电路的复杂性，因此增加标签的速度、灵活性和可 靠性。\n本发明另一个重要的特征是对标签数据存储器的加强设计。本发明采用 铁电随机存取存储器(FRAM)存储数据，因此增加了交易速度、降低功率消 耗和增加数据可靠性。例如，本发明在1微秒(μs)中完成对标签的写访问， 不同于基于传统的电可擦除可编程只读存储器(EEPROM)的系统，这种系 统约需要10ms。另外，FRAM的写电流要求比EEPROM的低得多。此外，FRAM 一般可以工作大于1000亿个读或写周期，与之相比，在EEPROM中约为100 万个。\n另一个发明特征是用于保证数据完整性的标签数据缓冲技术。数据存储 器包括用于输入数据的4个页面缓冲器(64字节)。仅在对每页验证后，数 据才从缓冲器写入它的最终目的地，因此，过早地从字段中撤销标签将不会 造成只写入一部分消息的结果。\n本发明的标签还提供增强的保密特征。标签提供两级保密：消息鉴别和 有限制的存储器访问。消息鉴别将在下面详细讨论。对标签有限制的存储器 访问保证只有经授权的主机才能对给定的存储器单元读或写。这是通过使用 密钥分配而完成的。标签存储器的每一块有一对密钥(读和写)，而且如果 它把关于所需密钥有关的信息同每个读和写消息一起发送，则主机只能访问 特定的块。本发明的又一个特征是其结构的灵活性。例如，很容易将纠错和 加密加到本发明的实施例上。\n本发明还有一个特征是标签模拟功率保护电路。在允许标签接收来自目 标的调幅信号(AM)的同时，标签防止制造好的硅器件在射频场的起伏中击 穿(所有硅芯片器件所固有)。特别地，本发明的特征是一个箝位电路，它 的速度快到足以对射频转换情况和在射频载波上的AM(调幅)信号有反应。 该箝位消除整流载波上的AM电压起伏，然而，箝位控制信号包括AM信号， 并且可以使用控制信号作为ASIC(专用集成电路)接收器电路的AM信号。\n所述箝位技术的另一个优点是可以正确地确定箝位电压，并可以将其设 置到刚刚低于ASIC击穿电压，从而允许以较小的几何尺寸和较低的击穿处理 制造ASIC。\n从下面对本发明的较佳实施例、附图和所附的权利要求书的更详细的描述， 本发明的上述的和其它的特征和优点将更为明了。\n                        附图概述\n图1是一高级方框图，示出了依照本发明原理的无接触接近自动化数据 收集系统。\n图2是目标的高级方框图。\n图3是标签的高级方框图。\n图4A示出一典型的主机—目标消息交换。\n图4B示出一典型的目标—标签消息交换。\n图4C示出一典型的主机—标签消息交换。\n图5A示出了试图与目标通信的单个标签。\n图5B示出了试图与目标通信的两个或多个标签。\n图6A示出了用于图5A所述情形的冲突分解协议方案。\n图6B示出了用于图5B所述情形的冲突分解协议方案。\n图7A示出了用于目标状态机的冲突分解协议。\n图7B示出了对标签进行高级控制的流程图。\n图8是一详细的信号图，示出了标签模拟子系统和标签数字子系统之间 的联系。\n图9是标签数字子系统的方框图。\n图10是状态地址寄存器的详细示意图。\n图11示出了一个超长指令字(VLIW)。\n图12示出了数据存储器的存储变换图。\n图13是标签模拟子系统的详细方框图。\n图14是标签模拟子系统的详细示意图。\n                   较佳实施例的详细说明\n现在参考附图，对本发明目前的较佳实施例进行说明。附图中，相同的 标号表示相同的元件。还有，在图中，每个标号的最左一位数字相应于最先 使用该标号的图号。\n尽管本发明是在用于快速公共交通或收费场合的电子收费系统中描述 的，熟悉有关技术领域的人员将清楚，本发明的原理对于其它系统具有相当 广泛的应用性，在这些系统中可以对无接触接近的信息/数据/消息进行交换、 收集或者使用。\n可以将本发明经改进的目标和标签有利地使用于类似国际专利申请 PCT/US92/08892所述的收费系统中，所述国际专利申请的名称为“无接触自 动收费系统”，于1992年10月19日提交，公布号为WO93/09516，其内 容通过引用完整地包括在此。因此，本文仅说明本发明与WO93/09516所述 系统不同的特征。\n                        系统概述\n图1是一高级方框图，示出了依照本发明原理的无接触接近自动化数据 收集系统100。系统100包括多个主机102、目标104和标签106。如本领域 的熟练技术人员所明了的，这些装置的数量与应用要求有关。\n目标104与主机102和标签106两者通信。目标104和标签106通过射 频信号110和112交流消息和数据。在工作中，目标104响应来自主机102 的命令，起初的行为如同简单的串行数据通过，在主机102和标签104之间 进行位速率转换和冲突分解。\n在本实施例中，将主机102置于售货机的位置。另一种做法是，对于这 类应用，将主机102放在火车站的进/出口的售票机处。一般，主机102可以 放置在相对于目标104的远处或近处。主机102通过标准的RS-232串行链 路108与目标104通信，但是本发明还可以使用任何已知的链路(例如RS-422 链路)。\n在本较佳实施例中，主机102是基于Intel奔腾的，并且运行Windows NT的计算机系统。然而，可以使用任何强有力的计算机系统(例如基于Intel 奔腾Pro或奔腾II的计算机系统)和操作系统(例如Microsoft Windows)。 例如，可以使用这样的专用控制器，它使用具有实时操作系统的Motorola 68332微处理器或任何其它合适的微处理器。\n主机102包括可以获得特殊应用功能的预定的执行程序(软件或代码)。 这些程序相应地调用(由Cubic Corporation提供的)CARCG GO CARD子 程序库内的功能。子程序库提供必要的控制，便于低级的消息和数据输入/输 出处理。\n图2是一方框图，示出了依照本发明原理的目标104。目标104包括天线 200、调制器/解调器器202、微控制器204和RS-232串行接口端口208。微 控制器204接收来自石英晶体(未示出)的时钟信号。在本实施例中，微控 制器204是可以从Dallas Semiconductor公司购买的DS87C520微控制器；接 口端口208是Linear Technology公司的RS-232接口；天线200是可以从各 种渠道得到的3μHy PC板线圈。然而，任何可以购得的部件都可以用作这些 元件。\n与主机102一样，微控制器204也驻留有预定的程序，以便于实现目标104 的总功能。也就是说，为了实现在以下参考图4A-C、6A-B和7A所讨论的协 议(包括冲突分解协议)中所完成的逻辑，用任何已知的编程语言、用合适 的代码编写预定程序。\n通常，主机102控制和协调目标104和标签106之间的消息/数据交换。 用半双工通信协议管理这些交换。射频信号110和112具有按ISO/IEC14443 标准的13.56MHz载波频率，并且以115.2Kbps对其调幅，以便进行数据传 输。熟悉有关技术的人员会理解，本发明可以使用其它众所周知的协议、传 输速率和各种调制技术。\n在工作中，目标104接收射频信号112上的、经调制的标签消息/数据。 天线200接收这些消息/数据，并通过互连210将它们传送到调制器/解调器 202，以便解调。然后，通过互连212将每个标签消息/数据传送到微控制器204， 在微控制器204上，根据消息/数据的类型，对其进行处理或延迟，再通过互 连214传送到串行接口端口208，而后通过串行链路108传送到主机102。用 相似的方法，目标104通过射频信号110将经调制的目标消息/数据发送到标 签106。目标消息/数据可以单独地从微控制器204中产生或由微控制器204 连同主机102一起产生。调制器/解调器202调制消息/数据，天线200将相应 的射频信号110发送给标签106。微控制器204和主机102根据特殊形式的应 用(例如，在本实施例中，为一种快速的公共交通应用)处理标签和目标消 息/数据。\n图3是一高级方框图，示出了依照本发明原理的标签106。在该较佳实施 例中，标签106包括天线300和标签的专用集成电路(ASIC)302(标签ASIC 302)，其中专用集成电路可以向Cubic Corporation购得。对于本发明的系统 级特征，下述讨论仅涉及对标签106的极高级讨论。下面的“标签详细说明” 部分对标签106作了更详细的讨论。\n将标签ASIC302划分为数字子系统304和模拟子系统306。数字子系统 304包括控制器308和数据存储库310。模拟子系统306包括调制器/解调器 312。\n相似于目标104的操作，分别通过射频信号110和112，与标签106来往 发射消息/数据。用天线300接收(在射频信号110上调制的)目标消息/数据。 一旦接收，则(通过互连314)将目标消息/数据传送到调制器/解调器312， 进行解调。然后，通过互连(接口)316将每个目标消息/数据传送到控制器308， 并根据控制器308的配置进行处理。用数据存储库310来保存通过互连318 访问到的应用数据。\n从天线300发射标签消息/数据(调制在射频信号112上)。控制器308 提供消息生成和数据存取两种功能。然后，将每个消息/数据传送到调制器/解 调器312，进行调制。最后，将消息传送到天线300，由天线将它们作为射频 信号112发送给目标104。\n虽然本发明有许多其它的应用，但当走卡系统用于自动收费，特别是用 在公共交通环境中(例如地铁、公共汽车、停车场、收费路段等)时，对走 卡系统的最重要的性能要求是，必须在小于约0.1秒的时间内完成计费交易。 该要求已作为人为因素研究和广泛现场试验的结果而被确立。\n因此，0.1秒的交易期不允许存在下述额外时间，即将标签插入目标以便 捕获标签直至交易完成所需要的时间。如果不能捕获标签，则系统必须能够 在交易期间的任何时刻处理标签从目标附近退回，并且标签的非易失性数据 不被污染。\n本发明满足上述或其它要求是通过使用高速通信速率(115.2千位/秒)、 有效的通信协议(包括隐含的确认)、保证的状态转换(在发射消息之后， 标签进入预定的状态，并准备接收下一个输入字节，并且没有任何额外的同 步字节的开销)、智能化冲突避免协议(它包括发送在“苏醒(imawake)”消 息中的应用类型信息，以避免来自目标的单独请求消息的开销)、以及用于 非易失性标签缓冲器和永久数据存储器的FRAM(0.6μs写时间，相对于 EEPROM的10,000μs)。当用于防止数据污染时，使用作非易失性数据 缓冲之用的FRAM还可以减少交易时间(和所需要的存储器)。\n使用下述方法可以防止数据污染，所述方法包括用FRAM对接收到的写 数据进行标签非易失性缓冲(包括在上电时自动完成写操作)；对标签可用 的射频和直流电源进行监视(以保证在电源丢失之前完成对FRAM的任何写 操作)，这里联合使用丢失时钟检测、迟后以及在复位电路中的脉冲展宽， 以提供快速、足够宽且稳定的复位(以免不稳定的或无意的FRAM写入，还 避免锁相环的大小和功率不能胜任)；以及将消息摘要作为对接收消息完整 性的检查。\n对系统附加的工作制约/规章要求是在邻近目标之间没有串扰(由于在某 些收费系统中要求把目标靠近放置)，并且系统必须能被认可(FCC和其它 规章要求)。\n通过使用从标签到目标的阻抗(或负载)调制来消除邻近目标之间的串 扰。例如，标签必须靠近这样的目标，该目的使其上电并仅调制此目标的射 频场。当目标和标签之间的距离大于目标天线的半径时，由目标提供给标签 的射频场按它们之间距离的立方而降低。\n目标用少量(小于20％)的调幅(AM)与标签通信(因此产生较小的 幅度边带)，并且在调制期间增加而不是减少载波幅度(由此降低所要求的 平均载波功率)，这将有助于规章的认可。目标也能以大大降低的平均载波 功率进行工作(其方法或者是检测标签的存在并且仅以满功率工作0.1秒交易 时间，或者使射频载波调节到具有短工作周期的满幅度，直到标签对0.1秒交 易时间作出响应。)\n有几个其它的工作因素确定系统是否符合上述要求。它们包括：\n●交易的复杂度和必须更新的数据量；\n●由通信数据速率和格式施加的传输开销；\n●主机需要用来处理待更新数据的时间；\n●标签将接收的数据写入非易失性存储器所需要的时间；\n●保证不会发生数据污染所包含的开销；\n●鉴别正在使用的有效标签所包含的开销；\n●标签和目标的工作功率、频率和传输方法。\n在下面的章节中将更详细地讨论这些项目。\n                        协议说明\n图1-3是高级方框图，示出了说明依照本发明原理的主机—目标—标签 系统。主机—目标—标签协议包括一系列预定的消息交换。通常，根据驻留 其中的软件或逻辑，由微控制器204或主机102产生目标消息，而由控制器308 产生标签消息。一般，但不是必须的，消息约为一个字节或更长，而且可以 表示用于控制目标104或标签106之工作的控制信息、消息识别信息、鉴别 信息，或者采用本发明的每个特殊应用所需要的其它信息。\n交换消息/数据以提供下列一般的功能：允许主机102设置目标104的工 作模式，并且/或者确定目标104的当前的状态；允许目标104检测标签106 初始进入射频场，并且在同时进入射频场的多个标签之间进行调停；以及允 许主机102以对窜改提供阻力的方式与标签106交换数据。表1概括了用于 特殊消息的每个字段的一般功能。\n消息类型     数据字段 消息类型     数据字段 命令 消息字节的开始 类型代码“command” 地址位 唤醒控制 标签模式 射频调制 卡检测门限 射频场控制 LED设置 LED控制 检错字节 苏醒 消息字节的开始 类型代码“imawake” 标签随机数 标签ID字节 标签块目录 MAC字节 唤醒 消息字节的开始 类型代码“wakeup” 主机随机数 检错字节 读页面 消息字节的开始 类型代码“readpage” 页码 MAC字节 状态 消息字节的开始 类型代码“status” 当前的目标状态 检错字节 发送页面 消息字节的开始 类型代码“sendingpage” 页码 页面内容字节 MAC字节 诊断请求 消息字节的开始 类型代码“diagreq” 诊断类型代码 检错字节 写页面 消息字节的开始 类型代码“writepage” 写序列号 页码 新页面内容字节 MAC字节 诊断响应 消息字节的开始 消息类型“diagrsp” 诊断结果代码 检错字节 确认 消息字节的开始 类型“ack” 页码 MAC字节 否认 单个“nak”字节 乒 随机8位值 与55H的异或值 乓有效 单个“pongvalid”字节 乓无效 单个“ponginvalid”字 节\n                              表1\n现在参考表1和图4A-C、5A-B、6A-B和7A-B讨论本较佳实施例的典 型协议交换。\n主机—目标消息交换\n图4A示出了一典型的主机—目标消息交换。当主机102需要修改目标104 的工作状态时，会发生主机到目标的消息交换。假定以前的交换已经完成或 时间已到，主机102可以在任何时刻开始这种类型的交换。\n主机102向目标104发送两种消息类型(“命令”和“唤醒”)。作为 响应，目标104将“状态”消息类型发送到主机102。主机102可以有选择地 发送第三种消息类型(“诊断请求”)到目标104。作为响应，目标104将以 “诊断响应”消息类型回答主机102。\n主机102发送“命令”消息到目标104，以便设置目标104的工作状态。 当接收到有效的，正确寻址的“命令”消息时，目标104采取由“命令”消 息的各种数据字段所指定的动作。主机102还发送“唤醒”消息类型，以指 导目标104开始将“唤醒”消息广播到射频场。\n目标104发送“状态”消息到主机102，以确认正确接收到“命令”或“唤 醒”消息。“状态”消息包括与出现在“命令”消息中一样的数据字段。“状 态”消息报告这些数据字段在目标104存储器中的当前设置，这是由先前接 收到的“命令”和/或“唤醒”消息设置的。\n主机102还发送“诊断请求”消息类型，以指导目标104完成几个诊断 程序中的一个，然后在“诊断响应”消息中报告结果。作为响应，目标104 发送“诊断响应”消息到主机102，以确认正确接收和报告了处理“诊断请求” 消息的结果。\n目标—标签消息交换\n通常，目标—标签消息交换存在两种情况：单个标签试图与一个目标通 信(正常情况500)；以及两个或多个标签同时试图与一个目标通信(冲突分 解情况514)。\n图4B示出了这两种情况的目标—标签交换。如上所述，在主机102已经 将有效的“唤醒”消息发送到目标104后，才发生目标-标签消息交换。\n目标104发送三种消息类型(“唤醒”、“乓有效”和“乓无效”)到 标签106，而标签106发送两种消息类型(“乒”和“苏醒”)到目标104。 目标104将“苏醒”消息传送到主机102。\n图5A示出了在目标504和标签502之间传送计费数据之前，单个标签502 试图与单个目标504通信的情况(正常情况500)。在目标504与标签502建 立通信之前，目标504处于脉冲模式，在该模式下，它在微控制器204的控 制下周期性地发射“唤醒”消息(调制在射频信号506上)。\n对于图5A所述的正常情况500，图6A示出了关于目标504和标签502 之间通信协议的流程图。在上电时，主机102占用目标504(步骤602)，然 后主机102发送“唤醒”消息类型，以指导目标504将“唤醒”消息广播到 射频场。“唤醒”消息包括消息字符的同步或开始、消息识别字符、随机数 (通常由主机102产生，并预先发送到目标104)、以及检错字节。目标504 周期性地发射“唤醒”信号(步骤604)，并等待一个“乒”(步骤606)。\n当在目标504附近出现标签502时，标签502上电(步骤603)，然后等 待来自目标504的下一个“唤醒”消息(步骤605)。在接收到“唤醒”消息 并过了一个随机等待期之后，标签502以“乒”消息作出响应(步骤608)。 标签502的随机等待期是一个“时隙”的随机倍数，最好但不限于是0-3的 整数。一般，将时隙选择成大于“乒”和“乓有效”消息从标签502发出以 及回到标签502的环程通信时间(将在下面讨论)。\n“乒”消息可以是两个字符(字节)的长度，并包括一个随机产生数和 跟在后面的其复制品与十六进制值55(二进制“01010101”)的异或值 (XORed)。虽然本说明不限于这种建立冲突检查的方法，但本方法是较佳 的，因为只要任何两个标签发送不同的随机数，就能检测到这两个标签的冲 突。\n微控制器204对“乒”消息包括一个随机数且后跟其检查字节进行验证 (步骤610)，并产生“乓有效”消息(步骤612)。“乓有效”消息可以是 一个字符长度。然后，目标504等待来自标签502的“苏醒”消息(步骤618)。\n同时，标签502等待来自目标504的“乓有效”消息(步骤613)。当接 收到该消息时，标签502检查它的有效性(步骤614)，并以“苏醒”消息作 出响应(步骤616)。“苏醒”消息包括消息字符的同步或开始、消息识别字 符、标签识别号和块目录、由标签502产生的用于鉴别的伪随机数，以及消 息摘要(message digest)。建立了主机102和标签502之间的通信。此后， 读出驻留在标签502之存储器中的计费数据，并将其发送到主机102的应用 程序，所述主机根据它的软件处理计费数据，并产生新的计费数据，写入标 签502的存储器。\n图5B示出了两个或多个标签502、510试图与单个目标504建立通信的 情况(冲突分解情况514)。换言之，多个标签502、510在同一时刻或接近 同一时刻位于目标504的附近。例如，如果两排乘客出入车站，同时向目标504 出示他们相应的标签502、510时，则可能发生这种情况；或如果一个乘客在 皮夹或钱包中带有两个或多个标签502、510，则也可能发生这种情况。因为 来自目标504的射频信号506能够向多个标签502、510提供功率，所以同时 与目标504通信是有可能的。每个标签502、510发射射频信号508、512，它 们会彼此冲突并使通信失败。\n依照本发明的原理，在本方案中，目标504检测潜在的冲突并进行解决。 在有关的、共同拥有的、待批美国专利申请第08/825,940号(1997年4月1 日申请)中还讨论了本发明的冲突分解特征，其内容通过引用全部包括在此。 对目标微控制器204进行编程，以便管理本发明的冲突分解协议。\n图6B是一个流程图，示出了对于图5B所示的冲突分解情况514，由目 标504和标签502、510执行冲突分解协议的过程。在目标504和任何标签(例 如，502、510)之间建立通信之前(步骤602)，微控制器204控制目标504， 以便周期性地产生和发射“唤醒”消息(步骤604)，其中所述“唤醒”消息 源于主机102，并通过射频信号506发送(如图5B所示)。然后，目标504 等待来自任何标签的“乒”消息(步骤606)。\n如果在目标504附近有多个标签502、510，那么每个标签502、510都上 电(步骤603、603A)，并等待“唤醒”消息(步骤605、605A)。当接收到 “唤醒”消息时，每个标签502、510在一段随机等待期后，分别通过射频信 号508、512(如图5B所示)独立地以“乒”消息作出响应(步骤608、608A)。 每个标签502、510的随机等待期是“时隙”的随机倍数，它最好但不限于是 0-3的整数。一般，将时隙选择成大于上述“乒”和“乓有效”消息从标签 开始并返回标签的环程通信时间。在本实施例中，时隙是0.35毫秒。\n每个标签502、510还随机选择“乒”消息的第一字节的值。如果标签502、 510产生相等的随机等待期，但随机“乒”值不同，并因同时响应以及通过射 频信号508、512以“乒”消息的形式发送该响应而产生冲突，则目标504不 接收相干的“乒”消息(步骤610)。如上所述，“乒”消息应该包括一随机 数且后跟其“非(inverse)”。目标504的微控制器204不会承认由同时接收 到的两个“乒”消息(RF信号508，512)所导致的非相干“乒”消息是有效 的。在不承认的情况下，微控制器204指导目标504通过射频信号506发射 “乓无效”消息给标签502、510(步骤612)。在本较佳实施例中，“乓无 效”消息为一个字符长。然后，目标504等待“乒”消息(步骤616)。\n发生冲突的标签502、510等待“乓有效”消息(步骤613、613A)。当 接收到“乓无效”消息时(步骤614、614A)，在等待了另一个随机产生的随 机等待期之后(步骤615)，每个标签502、512再次准备通过射频信号508、 512发射“乒”消息。如果目标504的微控制器204接收到可认可的“乒”消 息(步骤618)，则它立刻通过射频信号506以“乓有效”作出答复(步骤620)。 然后目标504等待“苏醒”信号(步骤624)。\n标签502、510两者等待“乓有效”消息(步骤622、622A)。当接收到 “乓有效”消息时，标签502、510检查它的有效性(步骤626、630)。尚须 发射“乒”消息作为随机产生的等待期之结果的任何一个标签保持静默(步 骤632)。发射了“乒”消息的标签用“苏醒”消息作了响应，以参与和主机 102的通信(步骤628)。\n最终，如果主机102不承认由所选标签发射的“苏醒”消息，则再次假 设发生冲突，然后在微控制器204的控制下，主机102发送将由目标504周 期性地发出的“唤醒”消息。在该例子中，冲突是由选择相同随机时隙数和 相同随机“乒”值的两个标签502、510造成了。当两个标签在同时发射“苏 醒”消息之后接收到“唤醒”(wakeup)消息时，则两个标签都选择新的随机时 隙和“乒”值，并等待另一个“唤醒”。主机102通过对所接收到的“苏醒” 消息检测到不正确的消息摘要，可以确认这种类型的冲突，因两个标签各自 的“苏醒”消息造成的消息摘要融合在射频场中。由于每个标签都包括其唯 一的8字节识别值和一个随机产生的6字节数值，所以6字节的消息摘要在 抵达主机102时将是不正确的。\n在成功地完成了上述冲突避免交换之后，标签106仅发送一次“苏醒” 消息。\n图7示出了用于目标状态机的冲突分解方案。在起动后(步骤702)，目 标104发射“唤醒”消息(步骤704)，等待“乒”消息(步骤706)。如果 时间已过(步骤708)，则目标104发射另一个“唤醒”消息(步骤704)。 如果“乒”消息在过时之前到达，则目标104进行检查，以确定“乒”消息 是有效的(步骤710)。如果“乒”消息无效，则目标104发送“乓无效”消 息(步骤712)，并再次等待“乒”消息。如果“乒”消息有效，则目标104 发送“乓有效”消息(步骤714)，并等待“苏醒”消息(步骤716)。当接 收到有效的“苏醒”时，目标104进入通过(pass-through)模式(步骤718)。 在通过模式中，在等待主机102的命令时，目标104在主机102和标签106 之间传递数据或指令(步骤720)。\n主机—标签消息交换\n在图4C示出了主机—标签消息交换的情况。当包括上述冲突分解过程的 目标—标签交换导致标签106发送“苏醒”消息给目标104时，开始主机— 标签消息交换。目标104传递“苏醒”消息给主机102，然后简单地将从主机 102接收到的所有字节传递到标签106，并将从标签106接收到的所有字节传 递到主机102。该过程一直继续到主机102发送另一个“唤醒”消息给目标104， 用以开始搜索另一个标签。\n假设主机102接收到一个有效的“苏醒”，将来自“苏醒”消息的序号 和目录信息传递给应用程序逻辑，而应用程序逻辑将确定读取一个或多个标 签页面，或有选择地对一个或多个标签页面进行写操作。\n主机102通过发射“读页面”命令给标签106，来读取标签106的数据页 面，并期望接收到包含被请求数据的“发送页面”响应。主机102发送“读 页面”消息给标签106，以请求标签106之存储器中一个指定16字节页面的 当前内容。标签106发送“发送页面”消息给主机102，以满足所接收的“读 页面”请求。\n主机102通过发送包含新数据的“写页面”命令给标签106，来对标签106 的数据页面进行写操作，并期望接收到标签106确认接到的“确认”(ack) 响应。\n如果接收到带不正确MAC的“读页面”或“写页面”命令，则标签106 以“否认”(nak)消息作出响应。对于最初的几个“否认”(nak)答复，主 机可以假定接收消息有差，并且不接受消息。此外，主机可能在使用错误的 密钥。\n如果标签106在发送其“苏醒”消息之后以及至少接收到一个“读页面” 或“写页面”(带正确的或不正确的MAC)之后的任何时刻接收到“唤醒” 消息，则标签106进入休眠状态。这可使射频场中的任何其它标签开始它们 自己的目标—标签消息交换和主机—标签消息交换。\n如果标签106在发送其“苏醒”消息之后但在接收到“读页面”或“写 页面”消息之前接收到“唤醒”消息，则标签106将回到等待“唤醒”消息 的状态，就象它刚刚进入射频场那样。这可使系统从容地和明察地安排上述 冲突避让。\n本发明的较佳实施例还包括诸如链接的数据页面写入以及消息鉴别等特 征。\n链接的数据页面写入\n在本发明的较佳实施例中，主机102可以执行4个“写页面”命令，并 指定由标签106将几个所请求的数据页面写入作为单个逻辑写入来执行。然 而，可以用更多的链接写入来实现本发明。\n主机102在除了最后“写页面”命令之外的所有“写序列号”字段中插 入非零值，并在最后“写页面”命令中插入零值，来指定这种数据页面写入 的链接。\n标签106用“写序列号”来确定将“写页面”命令存储在4个临时缓冲 器中的哪一个中，并对4个临时缓冲器中的每一个保留有效性标志。\n当标签106接收到“写序列号”字段中带有非零值的“写页面”命令时， 就检查MAC，然后根据检查结果，将“确认”或“否认”的响应消息发送给 主机102，但是不将“写页面”命令的数据字节传送到指定的页码。如果MAC 是正确的，则在发送“确认”消息之前对临时缓冲器设置有效性位。\n当接收到“写序列号”字段中带有零值的“写页面”命令时，标签106 再次检查MAC。如果MAC不正确，则标签106以”否认”消息作出响应。 如果MAC正确，则标签106对号码为零的临时缓冲器设置有效性位，并将数 据字节从号码为零的临时缓冲器复制到所寻址的页面中。然后，如果为号码 为1的临时缓冲器设置了有效性位，则标签106将数据字节从号码为1的临 时缓冲器复制到该命令所寻址的页码。按次序，对号码为2和3的临时缓冲 器进行相同的检查，直至遇到未设置有效性位的临时缓冲器，或者直到已经 对所有4个临时缓冲器进行了复制，在该时刻，标签106清除所有4个有效 性位，并以”确认”消息向主机作出响应。\n如果在为号码为0的临时缓冲器设置有效性位之后，但在完成数据从临 时缓冲器到指定页面的传送并清除有效性位之前，标签106从射频场中消失， 则标签106会在它下一次进入射频场时，在开始冲突分解处理之前，完成传 送。\n因此，主机102可以采取以下方式，即或者完成所有经链接的“写页面” 命令，或者一个也不开始，这样可以减轻主机102的基本开销，以便通过其 它技术完成等效的多页面写入相干，并且还可以保证在标签106之经链接页 面中的数据处于原始状态，或者处于完全更新的状态。由此，例如，一个页 面中的下降余额可以确定地与另一个页面中的交易记录链接，致使在交易期 的任何时刻，如果标签106从射频场中消失，它的链接页面将反映出新的(减 少的)余额和相关的交易细节，或者反映出原始的(未减少的)余额，并且 对当前未完成的交易不作记录。\n在不存在上述技术的情况下，主机102一般将保留多个数据页面，用于 存储每个链接页面的接续版本，然后在使用页面时交替。然后，要求主机102 在交易开始时对附加的数据页面进行读操作，以判明哪些经链接的数据页面 是最近期的版本，以及完成附加的页面写入以更新货币信息。对标签106之 FRAM数据存储器的写入速度允许在标签106中使用临时缓冲器。如果用写 入时间相对长的存储器技术(诸如EEPROM)来实现标签106，则在标签106 中使用临时缓冲器将对每个被处理的“写页面”命令增加明显的延迟。\n消息鉴别\n在标签106和主机102之间交换的6个消息类型中的5个(“苏醒”、 “读页面”、“发送页面”、“写页面”和“确认”)是以消息鉴别代码(MAC) 结束的，该代码完成两个功能。根据保密要求可以使用任意大小的MAC。在 较佳实施例中，MAC是从前面的消息内容、2个随机数(来自在冲突分解期 间交换的“唤醒”和“苏醒”消息)、合适的秘密密钥(除了在“苏醒”消 息中)、以及消息序号计算得到的6字节值。MAC的计算特性产生这样一个 MAC值，即如果改变任何输入位中的一位，则MAC值将统计性地改变它一 半的位。由于这个特性，便用MAC检查传输误差，以及检查消息的真实性。\n不正确的MAC可能是由于在消息位在从发送器到接收器的传输期间受到 污染而引起的，或者由于发送器和接收器没有将相同的数据提供给MAC计算 算法而引起的。如果由于在传输期间消息位污染而接收到不正确的MAC，则 对失败的交换进行重试，以得到正确的MAC。如果由于发送器和接收器没有 向MAC计算算法提供正确的输入而接收到不正确的MAC，则对失败的交换 所做的所有重试将继续失败。因此，主机可以通过重试失败操作足够次数， 来推断MAC失败的原因，从而排除传输差错是造成问题的原因。如果由于发 送器和接收器没有向MAC计算算法提供正确的输入而接收到不正确的MAC， 则对失败交换所做的所有重试将继续失败。\n                        标签协议实施\n从上面所述的可以理解，本发明还构成一种用于提供无接触接近自动化 数据收集的协议。图7B是一流程图，示出了依照本发明原理的协议721的标 签方。\n在本较佳实施例中，当释放复位时，标签清除它的标志(步骤724)，检 查和完成任何有效的但未完成的对标签存储器的写入(步骤726)，检查它是 否接收到“唤醒”消息(步骤728)(它没有)，以及过程进行到开始唤醒程 序。\n对于该程序，标签106选择随机数(步骤730)，和等待来自目标的有效 的“唤醒”消息(步骤732)。如果在“唤醒”中发送的目标随机数的两个拷 贝匹配，则认为“唤醒”消息有效。如果“唤醒”无效，则标签106继续等 待直到接收到有效的“唤醒”。\n在接收到良好的“唤醒”之后，标签106用前面说明的方法，解决射频 信道中的任何冲突(步骤734)。假定标签106已经解决了任何冲突，则标签 106发送“苏醒”消息(步骤736)。在该时刻，标签106准备接收来自目标 的经鉴别的读消息或写消息(步骤738)。\n标签106接收来自目标104的下一个消息。标签106检查该消息是否为 “唤醒”(步骤740)。如果是，则标签106假定目标104正试图与另一个标 签通信。如果目标104尚未成功地对标签106读或写(步骤742)，则标签106 再次加入“唤醒”程序。否则，标签106去睡觉，以避免阻塞通信信道(步 骤744)。\n假定消息是“读页面”或“写页面”，标签106将全部消息存储在高速 (scratch)非易失性存储器中(步骤746)。标签106计算它自己的MAC， 并将其和消息的MAC比较(步骤748)。对该结果进行检查(步骤750)。 如果消息包含坏的MAC，则将“否认”消息发送到目标104(步骤752)， 并且标签106返回，以等待来自目标104的消息(步骤738)。\n如果MAC有效，则设置醒标志(awake flag)，增加序号，并检查消息 是“读页面”还是“写页面”(步骤752)。如果是“写页面”，则根据前述 关于多页写能力的协定设置有效性标志(步骤754)。接着检查该标志(步骤 726)，并在必要时完成写。然后，检查醒标志(步骤728)。由于现在标签 106醒着，所以控制转移到发送确认或页面步骤(步骤756)，在该步骤，将 确认信号发送到目标104，并且控制转移到等待另一个消息(步骤738)。\n如果消息是“读页面”(步骤752)，则跳过写页面循环，控制进至发送 确认或页面的步骤(步骤756)，在该步骤，将被请求页面发送到目标104。 然后，控制转移到主机102，同时标签106等待另一个消息(步骤738)。\n                       标签详细说明\n标签综述\n标签106的结构，特别是标签ASIC302对理解本发明的众多优点是有帮 助的。即，已经特别设计了标签106的通信协议和硬件/软件实施，使之在提 供应用的灵活性的同时，可以快速交易、功率消耗低、保密性得以改进，并 且保证数据的完整性。此外，标签的小型电路优越地导致了较小的外形。\n如参考图4所讨论的，标签106包括标签ASIC302和天线300。在本实 施例中，采用完全定制的设计方法设计标签ASIC302，以实现下述的特定电 路特征。也就是说，使用超大规模集成电路(VLSI)多边形来实现每个特征， 从而分别为每个电路确定必须做的工作，并以此方法来优化每个电路的面积。 还通过定制的布局和选定路线使电路互连最小化。\n如上所示，将标签ASIC302划分为数字子系统304和模拟子系统306。 图8更详细地示出了数字子系统304和模拟子系统306之间的信号互连(接 口)316。接口316包括时钟信号800、复位信号802、来目标信号(from_target signal)804和去目标信号(to_target signal)806。模拟子系统306还提供VDD810 和VSS812，分别作为电源(例如，本实施例中为5V)和地。\n模拟子系统306从通过互连314接收到的射频信号中得到时钟信号800， 并用时钟信号800驱动数字子系统304的数字逻辑。在本实施例中，从13.56 在MHz的载波频率中得到时钟信号800。\n模拟子系统306还控制复位信号802。在上电时确立复位信号802，而一 旦射频功率条件适于同目标104通信时，就去掉复位信号802。\n来目标信号804和去目标信号806信号分别传送目标和标签消息/数据。 在本实施例中，对于来目标信号804，正常(标记)状态是二进制“1”。\n标签数字子系统\n在交易速度、芯片面积、功率消耗、数据完整性、保密性以及成本方面 特别地优化数字子系统304。一般，数字子系统304使用串行技术传送(移动) 遍于数字子系统304中的消息/数据，以显著地节省芯片面积。虽然这种方法 通常比位并行方法需要更长的传送和处理时间时，但本发明提供双速时钟特 征(下面说明)作为补偿。\n图9是数字子系统304的详细示意图。数字子系统304包括状态机存储 器900、数据存储器902(它通过1位总线904可操作地互连到发送器905)、 接收器906、标志寄存器912、有效性寄存器914、检查器电路916、消息鉴 别代码(MAC)寄存器918和密钥流寄存器946。使用总线904传送遍于数 字子系统304中的信息(消息/数据)。数字子系统304还包括时钟电路930。\n状态机存储器900对标签106进行全面控制。众所周知，有限状态机一 般是这样一个电路，在任何给定的时刻，它的输出是外部输入(一般由状态 机或其它输入正在控制的电路激励)以及该时刻(或它的状态)所存信息的 函数。在传统上，已经用离散数字电路、可编程逻辑阵列(PLA)和带程序存 储器的通用微处理器来实现状态机。\n然而，在本实施例中，主要将状态机存储器900作为存储在只读存储器 (ROM)中的预定查找表来执行，以便进一步优化芯片面积的利用。这样， 每个ROM地址是机器的“状态“，并且存储在编址(索引)单元上的数据确 定了相应的输出。此外，因为各ROM有区别(sexed)(当1或0是较佳状 态时，对于功率消耗和速度的作用是不对称)，将本实施例优化到在状态机 内仅有19.58％的二进制1。另一方面，可以以其它已知的非易失性存储技术 来实现状态机存储器900，诸如可编程只读存储器(PROM)、可擦除可编程 只读存储器(EPROM)、和铁电随机存取存储器(FRAM)等。\n在本实施例中，以256×32位(4字节)ROM来实现状态机存储器900， 并通过8位连接器936由8位状态地址寄存器922对状态机存储器900寻址。 状态机存储器900输出到可操作地连接到32位控制寄存器920的32位连接 器938。熟悉本领域的人员会明了，可以根据本发明使用不同规格的ROM、 总线和寄存器。\n本发明另一个特征是，以线性反馈移位寄存器(LFSR)电路来实现状态 地址寄存器922。如此获得的状态机存储器900的寻址功能，具有比传统的增 量器(计数器)更小的芯片面积和成本。此外，所得电路的临界通路比这种 传统电路降低一个数量级。\n通常，LFSR是n位右移寄存器，在N位单元的M个单元上带有抽头。 将这些位单元标识为位置“0”，它是地址的最低有效位(LSB)，而位置n-1 为最高有效位(MSB)。在时钟周期的开始时刻(即，时钟信号934)，所有 的抽头输入到M路异或非(XNOR)电路。在下一个相应的时钟周期，将XNOR 电路的输出移位到n-1位单元。在工作中，如果正确地初始化，则LFSR将 产生位组合的重复序列，它的周期和N、M和抽头的位置有关。\n图10是状态地址寄存器922的详细示意图，该寄存器包括LSFR1000、 XNOR电路1002，以及2-1多路选择器(MUX)1004。在本实施例中，使用 带4个抽头(m＝4)的8位(n＝8)LFSR。MUX1004接收由状态机存储器 900驱动的来自信号944的输入(在下面讨论，Ivalue字段1120)，或者接收 来自XNOR1002的反馈信号1008。将反馈信号1008确定为状态地址寄存器 922中特定位置上各值之奇偶位的非。\n在操作中，一旦初始化(到状态“00000000”)，状态地址寄存器922 将对除1(“11111111”)之外的所有可能的8位值进行循环。将这个额外状 态作为“睡眠”状态。当状态地址寄存器922处于睡眠状态时，它总是处于 睡眠状态。\n参考图9。状态机900的每个编址(索引)单元的内容是一个32位的超 长指令字(VLIW)，通过连接器938将其装入控制寄存器920中。在本实施 例中，仅使用256个32位状态指令来对标签106进行全面控制。\n图11示出了根据本发明的状态指令字1100。将状态指令字1100划分成 不同的指令字段，包括：Istep1102、Icntl1104、Iflag1106、Itcd1108、Itna1110、 Imac1112、Ikey1114、Ibus1116、Ispeed1118和Ivalue1120。每个字段控制 数字子系统304的一个或多个电路(即，寄存器和总线驱动器)。表2概括 了指令字1100中每个字段的一般功能。\n  指令助记符   字段                  功能     Istep   1102 控制计数器寄存器916(该值表示用每个指 令操作的位数)。     Icntl   1104 控制在地址寄存器922中的数据流，从而对 状态机存储器900寻址。     Iflag   1106 控制标志寄存器912和有效性寄存器914的 工作。     Itcd   1108 控制定时器寄存器908、重复计数器寄存器 916和数据寄存器924的工作。     Itna   1110 控制数据地址寄存器926和临时地址寄存器 928。     Imac   1112 控制MAC寄存器918。     Ikey   1114 控制密钥流发生器寄存器946。     Ibus   1116 控制对总线904的访问。     Ispeed   1118 控制时钟电路930。     Ivalue   1120 包含常数，可将这些常数串行地装载到定时 器寄存器908、重复计数器寄存器910、状 态地址寄存器922或总线904中。\n                               表2\n通常，在三个阶段中执行每个指令字1100。第一，在寄存器(包括状态 地址寄存器922和数据地址寄存器926)之间进行必不可少的数据移动。如果 需要，则访问数据存储器902和/或状态机存储器900。然后，将来自数据存 储器902或状态机存储器900的任何数据分别锁存到数据寄存器924或控制 寄存器920。\n现在参考指令1100讨论数字子系统304的工作情况。对于状态机900， 由状态地址寄存器922和Icntl1104进行索引。表3说明了Icntl字段1104的 值，以及它们对下一次访问状态机存储器900的主要作用。\n通常，状态地址寄存器922根据其预定的LFSR组合而增值(如上所述)。 然而，当出现转移条件时，串行地装载来自Ivalue1120的新8位地址(这需 要8个步骤或时钟周期)。条件转移是基于数据值或事件的，诸如时间已过 条件或循环期满等。如下所述，检查器电路916、定时器寄存器908和计数器 寄存器910都结合条件转移一起使用。  Icntl助记符                  作用     null 状态地址寄存器922根据其预定的LFSR移 位(无转移)。     ball 将Ivalue1120(新地址)装载到状态地址 寄存器922(无条件转移)。     btrue 如果检查器916是真，则执行ball，否则执 行null。(真条件转移)。     bfalse 如果检查器916是假，则ball，否则执行 null。(假条件转移)。     bcount 如果计数器寄存器910的值为“00000”， 则执行ball，否则执行null。(计数器期满 转移)。     btime 如果定时器寄存器908已经期满，则执行 ball，否则执行null。(时间已过转移)。     ltime 用Ivalue1120装载定时器寄存器908，并 在其它方面起null的作用。     getedge 将标签106挂起，直到从目标104接收到信 息/数据之开始位的下降沿，或定时器寄存 器908期满，然后起null的作用。\n                     表3\n如图9所示，时钟电路930产生系统时钟934，将它可操作地互连到所有 数字子系统304寄存器和其它时钟控制的电路。时钟电路930受到通过互连935 接收到的Ispeed1118的控制。\n在本发明的该实施例中，时钟电路930提供双速计时特征。时钟电路930 接收来自模拟子系统306的时钟信号800(13.56MHz)，并根据数字子系统304 的特殊操作产生频率为1.7MHz(快时钟模式)的系统时钟信号934，或有效 地产生频率为115.2KHz(慢时钟模式)的系统时钟信号。然而，本发明还可 以使用其它的时钟频率。\n通常将快模式(Ispeed1118＝“0”)用于除了与目标104通信之外的所 有指令字1100的执行和处理。照这样，每秒要执行170万次状态指令1100(假 定Istep1102＝1)。\n慢模式(Ispeed1118＝“1”)用于目标104和标签106之间的数据通信。 也就是说，数字子系统304工作的传输速率与目标104和标签106之间的 115.2Kbps数据通信速率相同。因此，可以使用通常用于快模式中的相同电路 与标签106来往传递数据。这种双速计定特征进一步排除了对专用电路的需 要，诸如传统的通用异步接收器发送器(UART)。\n一个本发明的相关特征是指令字1100的getedge字段(见表3)。getedge 字段，连同定时器寄存器908，将数字子系统304的操作挂起，直到从(来 自目标104的)每个异步输入字节的开始位接收到下降沿。数字子系统304 因此而能使其自己与每个输入字节同步。为了传输，数字子系统304发送开 始位、消息字节(串行地)以及每个所发字节之通信所需要的所有停止位。 即使在状态机存储器900挂起的时候，定时器寄存器908也运行，并如果没 有检测到边沿，定时器寄存器908会产生相关的时间已过事件。定时器寄存 器908是基于LFSR的减法计数器。\n检查器电路916串行地将在总线904上的数据值与Ivalue1120比较，并 存储所产生的条件，用于在下一个状态指令字1100上的转移。\n重复计数器寄存器910是减法计数器，用于控制循环执行(一个嵌套级)。 在本实施例中，象状态地址寄存器922和定时器寄存器908一样，用LFSR实 现重复计数器寄存器910。为了转移控制，对重复计数器寄存器910进行减法 计数，并且由状态机存储器900直接检查。\n在工作中，Istep1102用每个状态指令字1100控制有多少位在工作。随 着对每个指令字1100的访问，(通过控制寄存器920)装载来自状态机存储 器900的lstep1102的5位值。随着每个后续的时钟周期，使该值LFSR移位 到另一值。当达到预定值时，取得下一个状态指令字1100。Istep1102可以实 现1到31步，因此可使机器对所给指令字1100执行多达31次。\n如图9所示，总线904有8个总线驱动器。每个总线驱动器与一个源(例 如，控制寄存器920、数据寄存器924、接收器906等)相关。为了合适地工 作，在任何给定的时刻，只有一个总线驱动器受其相应驱动器使能信号944启 动。状态指令字1100中相应的Ibus1116字段确定启动哪个总线驱动器。熟 悉有关技术的人员会明了，可以通过合适的地址解码器电路来产生驱动器使 能信号944，而所述解码器可用组合逻辑或传统的8-1解码器来实现，其功 能与市场上可购得的Intel8205解码器相似。\n下面是一例典型的数据流。当要将来自数据寄存器924的8位复制到(非 移动到)临时地址寄存器928中时，Ibus1116字段指定数据寄存器924驱动 总线904。同时，字段Itcd也指定数据寄存器924从总线904装载(因此数据 将循环地离开数据寄存器924并兜回数据寄存器924，以恢复刚才移出的值)。 还将Itna字段与总线上(来自数据寄存器924)的数据一起装载到临时地址寄 存器928。\n数字子系统304的工作常常和处理状态(或标志)有关。在本实施例中， 为了工作的灵活性和有效性，处理状态系统占据数据路径。有两种寄存器专 用于处理状态，标志寄存器912和有效性寄存器914。标志寄存器912用于 一般目的的状态(例如真或假条件)，而有效性寄存器914用于专用状态的 应用。\n数据存储器902是用于应用程序数据(例如，乘客计费数据、图象数据、 病历记录等)的非易失存储区。在本实施例中，用2048×8位(1字节)FRAM 实现数据存储器902，它通过互连940和942分别和11位数据地址寄存器926 和8位数据寄存器924连接。从数据存储器902装载数据寄存器924的内容 和将数据寄存器924的内容装载到数据存储器902，分别用于读和写操作。字 段Itna1110控制数据存储器902，该字段控制数据地址寄存器926和临时地 址寄存器928两者。\n图12示出存储变换图1200，为独立的多款项公共交通应用而用于数据存 储器902。将存储器组成128个16字节页面1202(页面“0”-“127”)。 在工作中，主机102(通过目标104)以页面为基础(例如，页面是主机102 访问存储器的最小单位)促进到/来自数据存储器902的传送。进一步将页面 组成16个块1204(块“0”-“15”)。每个块1204包括8个页面1202。\n在本实施例中，保留块“0”1204(页面“0”-“7”)仅供标签106内 部使用。特别，块“0”1204包括标签识别符缓冲器1206、标签随机数缓冲 器1208、主机随机数缓冲器1210、临时变量缓冲器1212和临时数据缓冲器 1214。临时数据缓冲器1214包括4个页面1212，以适应MAC和标头数据。\n其余15个块1204(块“1”-“15”)可用于运行在主机上的程序的数 据存储。对于每个块1204保留一个页面1202，它包括应用类型缓冲器1216、 读密钥1218和写密钥缓冲器1220。读或写同一块中的另外7个数据页面需要 存储在缓冲器1218和1220中的秘密密钥。对这些元件中的每一个的重要性 讨论如下。\n本发明的消息鉴别特征进一步加强了数据完整性和保密性。对于每个交 易，主机102和标签106必须在一个给定的交易中彼此鉴别。在本实施例中， 字段Imac1112控制消息鉴别代码(MAC)寄存器918以及字段Ikey1114控 制密钥流发生器946。这些寄存器一起用于建立/检查在交易期间前后通过的 鉴别MAC。\n标签模拟子系统\n模拟子系统306包括用于标签ASIC302的电源电路和射频通信机构。图 13和14分别示出模拟子系统306的详细方框图和详细示意图。\n一般，模拟子系统306产生用于数字子系统304和模拟子系统306的5V 电源；产生来自射频信号110(来自目标104)的13.56MHz时钟信号(时钟 信号800)；解调在射频信号110上的输入调幅(AM)消息/数据和将数据以 串行位的形式传递到数字子系统304(数字子系统304完成所有数据帧和其它 的数据处理)；使用阻抗调制技术将来自数字子系统304的数据调制到射频 载波信号112上；以及产生复位信号802，以保证正确启动和关闭数字子系统 304和模拟子系统306。\n参考图13，模拟子系统包括天线300、全波桥式整流器1300、时钟恢复 电路1380、上电电路1390、8V分流调整器(分流8)1310、串联调整器1320、 5V分流调整器(分流5)1330、发送器1340、接收器1350、复位发生器1360 和基准发生器1370。\n天线300接收来自射频场110(来自目标104)的能量和将两个信号Va1302 和Vb1304传送到桥式整流器1300和时钟恢复电路1380。全波桥式整流器1300 接收来自天线300的AC输入信号，Va1302和Vb1304，并产生直流输出电 压(VRAW1306)使标签106上电。整流器1300还连接到VSS812。\n时钟恢复电路1380也监视Va1302和Vb1304和产生时钟800(13.56 MHz)，它是到数字子系统304的一个输入。如在有关技术领域中所众知， 可以采用各种逻辑门电路来实现时钟恢复电路1380。本实施例采用交叉耦合 NOR(或非)锁存电路，用于时钟恢复和防止短时钟脉冲。时钟恢复电路1380 还提供无时钟(noclk)1440信号(丢失载波)，供复位发生器1360使用。 用可再触发单稳电路产生noclk1440，这是熟悉本领域技术的人员所知的许多 方法中的一种。\n基准发生器1370(带隙电压基准)产生VREF信号1470和用于模拟子系 统306的其它模拟电路的基准电流。在工作中，标签ASIC302保持在复位状 态直到VRFF1470已经稳定。\n上电电路1390保证在VREF达到接近它的最终值之前，调整器1310、1320、 1330不启动工作。如果调整器1310、1320和1330启动分流过早，则VDD810 可能保持在一个电压使VREF1470不能上升到它的真值。那么就可能得到一个 VDD810保持在低电压的稳定状态，在该点上，芯片不能工作。上电电路1390 防止这种情况发生。\n在通电期间，上电电路1390禁止调整器1310、1320和1330和使DC输 入电压(VRAW1306)短接到VDD810，直到VRAW1306已经达到接近上电门限 电压。这保证VDD810尽可能快地充电，以致在启动调整器控制环路之前，VREF 1470已经稳定。当VRAW1306低于上电门限电压时，使数字子系统304保持 在复位状态。如果VRAW1306超过上电门限电压。则不确立(de-asserted)一 个输出信号pwrupl1442(低电平有效)。\n一旦VREF1470已经稳定，VRAW1306上升到接近ASIC302的击穿电压。 因此为了消息/数据传输，本发明提供尽可能宽的调制电压间隔，因为它在接 近标签ASIC302击穿电压时可靠地工作。本发明的实施例使用发送器1340 建立所述宽的间隔。\n8V分流调整器(分流8 1310)检测输入消息/数据和对标签ASIC302 的短时间暂态过电压进行保护。制造的硅器件，诸如标签ASIC302，具有固 有的击穿电压。相应地，必须在接收来自目标104的AM信号的同时保持工 作电压使之不超过标签ASIC302的击穿电压。\n为了克服电压击穿问题，可以将一个众知的箝位装置跨接在标签106的 天线上，该箝位装置设计成能允许慢的幅度变化。然而该解决办法假设标签106 以足够慢的速率进入目标104的射频场(射频信号110)，致使慢响应箝位电 路能有效地响应。通常，这种情况是真实的，如果一个人手持标签106和走 动到目标104的射频场中。\n然而，还有其它的应用，在其中有利的是标签106机械地固定定位在接 近目标104的附近，而射频场110是电气地开启和关闭(“脉冲射频”)。 在这种例子中，射频场110的变化比慢箝位电路能有效地响应的变化快得多， 而ASIC(诸如标签ASIC302)可能经受过—电压和锁住。而这不象永久性地 损坏，在所要求的脉冲射频线路中可以使标签106工作。\n为了克服电压击穿的问题，以及提供其它的好处，本发明讲解分流8 1310 的使用。分流8 1310消除AM电压起伏并快到足以反应开关/脉冲射频。分流 8 1310还从经检波的载波中消除AM电压起伏。\n分流8 1310的第二个好处是能正确地确定箝位电压和调节到略低于ASIC 击穿电压，允许带有较低击穿过程的较小的标签ASIC302。\n更具体地说，在本实施例中分流8 1310工作如下。当标签106正停止发 送消息/数据时，分流8 1310将VRAW1306调整到8V。当这样做时，通过在电 阻分压器1414上使VRAW1306分压和产生SREF1416信号，分流8 1310产生 ctl8 1412信号(分流8控制电压)。数据恢复比较器1418(跨导放大器)将 SREF1416与基准电压VREF1470(额定1.25V)进行比较并输出ctl8 1412。如 果SREF1416大于VREF1470，则ctl8 1412增加，因此造成更多的电流流过分流 8 1310，并接着造成VRAW1306降低。同样地，如果SREF1416小于VREF1470， 则ctl8 1412和分流电流减少，允许VRAW1306再次增加。控制环路具有约2μ S的极小的时间常数以保证正确的工作。\n在本实施例中，串联调整器1320监视ctl8 1412信号(它包括AM消息/ 数据)以保证分流8 1310吸取100μA的最小的电流。这是所希望的，因为 在接收调制的长脉冲串时，试图适配串联阻抗以维持500μA流过分流8 1310。如果不保证最小分流8电流，当输入调制停止时，可能完全地关闭分 流8，造成接收接续的消息/数据的困难。如下所述，ctl8 1412还用于另外几 个目的。\n特别，串联调整器1320控制由分流8 1310和分流5 1330消耗的电流 比。串联调整器1320监视通过分流8 1310的电流和调节串联阻抗，以致在 稳定状态(无调制)时，通过分流8 1310的平均电流约为500μA。串联控 制环路具有约1mS的较长的时间常数，所以在消息/数据接收期间，平均分流 电流没有显著地变化。这保证输入数据使ctl8 1412将可能最佳的信号提供给 接收器1350。在从标签106到目标104传送消息/数据期间，发送器1340使 串联阻抗短路，禁止了串联阻抗控制电路1422，以致当输出调制结束时，串 联阻抗将回到它以前的值。在VRAW1306(8V)和VDD810(5V)之间受控制 的电压差提供固定在3V的调制深度，用于从标签106到目标104传送消息/ 数据。与串联调整器1320并联的电阻器1424保证有充分的电流从VRAW1306 流入VDD810。\n分流5 1330将VDD810调整到5V。VDD810向数字子系统304和大多数 的模拟电路供电。分流5 1330用快控制环路消耗大部分输入到标签ASIC302 中的过电流，而且能在约10到15μS的时间内快速响应在VDD810上的2mA 负载暂态(在电源上跨接10nf的FRAM储存电容器)。\n在本实施例中，分流5 1330工作如下。分流5 1330的比较器1430比 较VDD810(通过电阻分压器1482取样以产生svDD1432信号)和带隙基准电 压的VREF1470，以产生ctrl5 1434信号。接着，ctrl5 1434控制流过分流5 1330 的电流，因此在VDD810上保持电压不变。如果SVDD1432小于VREF1470，则 ctrl5 1434降低，通过分流5 1330的电流减少，因此允许VDD810增加。同 样，如果svDD1432增加超过VREF1470，则ctrl5 1434增加，分流5 1330吸 取更多的电流。\n如果pwrupl1442是高电平(例如，不确立)，则ctrl5 1434对地短路， 禁止任何分流动作。这防止了分流5 1330在VREF1470到达稳定状态之前工 作。\n分流5 1330还包括比较器1436，它检测VDD810的电网何时跌落到低 电压门限之下(在本发明的实施例中约为4.7V)。比较器1436比较VDD810 (通过电阻分压器1484取样以产生svDDlo1435信号)和VREF1470并产生 lowvDD1438信号。lowvDD1438信号表示对于数字子系统304访问FRAM，VDD 810是太低了，就触发一个rstl1460信号。\n发送器1340根据txd1446信号(去目标806)短路用于输出消息/数据(从 标签106到目标104)的串联阻抗。当输入信号，txd1446，是低电平时，如 上所述，VRAW1306短路到VDD810。当VRAW1306短路到VDD810时，禁止分 流8 1310和串联调整器1320致使它们的控制电压不变，使稳定状态点维持到 一旦调制结束。\n串联阻抗控制电路1422监视ctl8 1412并相应地适配，因此，分流8 1310 仅分流500μA。当不确立输入信号outen1444(输出使能)时，禁止输出驱 动到ctl8 1412。因此，ctl8 1412由在该节点上的杂散电容器保持在它的当前 的值上。当确立outen1444时，分流8 1310正常地工作。在工作中，将outen1444 连接到txd1446信号，该信号通过如上所述的将VRAW1306短接到VDD810 而启动从标签106到目标104的调制。在从标签106到目标104的调制期间， 保持ctl8 1412为常数。当调制停止时，ctl8 1412返回到接近在调制启动之前 的它所具有的相同的值。\n接收器1350通过监视ctl8 1412检测输入消息/数据(从目标104到标签 106)。当射频场110增加时，ctl8 1412增加，当射频场110跌落回到空闲状 态时，ctl8 1412降低。在本实施例中，当接收到消息/数据时，ctl8 1412一般 变化150到200mV。接收器1350通过将ctl8 1412和ctl8 1412的平均值比较 而取得消息数据。熟悉有关技术的人员会明了，可以用几种众知的电路组成 来计算ctl8 1412的平均值。在一个时间周期期间，txd1446使比较器1418复 位，所述时间周期是当在从标签106到目标104的发送之后，标签106正在 调制以保证接收器1350保留在正确的状态时。当ctl8 1412是低电平时(即， 当正发生输出调制时)，使比较器1418复位。当ctl8 1412从稳定状态增加时 (即，当射频场110的强度增加时)，一个rxd信号1450(来目标804)变成 低电平；而当ctl8 1412降低时(却，当射频场跌落回到它的空闲状态时)，rxd 信号1450变成高电平。\n复位发生器1360产生两种复位信号，rstl1460信号和复位802信号。rstl 1460信号是低电平有效并由模拟电路使用。在上电之后当分流8 1310开始 吸取电流时(如果，VREF1470上电)，不确立rstl1460信号，而当VDD810电 网跌落到约4.7V以下时，或当VRAW1306跌落到上电门限以下(约3V)时， 确立rstl1460信号。当确立rstl1460信号时，禁止分流8 1310的箝位电路 (例如，由分流8 1310吸取的最小电流可能为零)。当不确立rstl1460时， 启动箝位电路或比较器1418，分流8 1310将吸取最小为100μA的电流。\n复位802是高电平有效并输出到数字子系统304。在上电期间，确立复位 802，因此当电路达到稳定状态时，数字子系统304才开始工作。复位发生器 1360监视ctl8 1412和确立复位802，直到当VRAW1306达到8V时，分流8 1310 开始吸取电流。当分流8 1310开始抽出电流时，分流8 1310的比较器1418 确立ctl8 1412，接着它不确立复位802。\n在不确立复位802之后，在用比较器1436工作期间，分流5 1330监视 VDD810。当VDD810跌落到4.7V以下时，比较器1435确立lowvDD1438，它 接着确立复位1462，再次禁止数字子系统304的工作。复位发生器1360还 监视noclk1440的状态。如果来自目标104的射频场110受到中断，造成确 立noclk1440，就产生复位802。当与工作在“脉冲射频”模式的目标一起使 用时，这保证了快复位802。\n当已经参考几个较佳实施例特别地示出和描述本发明时，熟悉本领域技 术的人员将理解，只要不偏离在所附的权利要求书中确定的本发明的精神和 范围，可以作出在形式上和细节上的各种改变。\n有关的申请\n本文是1997年4月1日提交，现在正待批的美国专利申请号08/825,940 的部分连续申请，它要求1996年4月1日提交的美国临时专利申请第60/014, 444号的优先权。\n                            发明背景