美信公司（http://www.maximintegrated.com/cn）生产了许多1-Wire®器件产品，硬件电路极致简单，而相应软件就显得复杂。美信网站的《应用笔记187》介绍了单线ROM搜索算法，并提供了TMEX API测试程序的源代码，该算法较为复杂，而且是通用于多平台（windows\JAVA等）的API，无法直接在KeilC上调试并写入单片机。本人在学习理解其算法后，适当修改源代码，并作上了详细的注释和图解，代码在KeilC环境下调试通过，并在一个挂接4个DS18B20的小型1-Wire环境中测试成功，顺利获取4个ROM码。现把算法分析及测试过程成文如下，其中算法部分保留了大部分AN187的内容，但作了许多修改和补充，原文可参见http://www.maximintegrated.com/cn/app-notes/index.mvp/id/187。本文介绍的搜索算法及源代码，对任何现有的或将要推出的1-Wire器件都是有效的。
Maxim的1-Wire®器件都带有一个64位的唯一注册码，生产时通过激光刻蚀在内部只读存储器内(ROM)，用于在1-Wire网络中通过1-Wire主机对其寻址。如果1-Wire网络中从机器件数量不定且ROM码未知，则可采用搜索算法查找这些码。下表是64Bit ROM码的组成示意：
（MSB表示Most Significant Bit最高有效位，LSB表示Least Significant Bit最低有效位）
| MSB 64位ROM码 LSB |
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| 8位CRC |
48位序列号 MSB LSB |
8位家庭码 MSB LSB |
| 搜索顺序是从低位到高位的，如下： 第64位←——————————————————————第1位
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图5. 64位唯一的ROM注册码
3 1-Wire搜索协议
搜索算法采用的是二叉树型结构，搜索过程沿各分节点进行，直到找到器件的ROM码即叶子为止；后续的搜索操作沿着节点上的其它路径进行，按照同样的方式直到找到总线上的所有器件代码。本文后面提供了一个简单示例：4个ROM，每个仅取4位，构造了一棵二叉树，并在此示例上推导出搜索算法的许多细节及实现。
搜索算法首先通过复位(reset)和在线应答脉冲(presence pulse)时隙将1-Wire总线上的所有器件复位；成功地执行该操作后，发送1 个字节的搜索命令；搜索命令使1-Wire器件准备就绪、开始进行搜索操作。
搜索命令分为两类：标准搜索命令(F0 hex)用来搜索连接到网络中所有器件；报警或有条件搜索命令(EC hex)只用来搜索那些处于报警状态下的器件，这种方式缩小了搜索范围，可以快速查找到所需要注意的器件。本文附带代码仅使用了标准搜索命令。
搜索命令发出之后，开始实际的搜索过程。首先总线上的所有从机器件同时发送ROM码(也叫注册码)中的第一位(最低有效位) (参见图1)。与所有的1-Wire通信一样，无论是读取数据还是向从机器件写数据，都由1-Wire主机启动每一位操作。按照1-Wire协议设置特性，当所有从机器件同时应答主机时，结果相当于全部发送数据位的逻辑AND；从机发送其ROM码的第一位后，主机启动下一位操作、接着从机发送第一位数据的补码；从两次读到的数据位可以对ROM码的第一位做出几种判断(参见下表)。上述二次读取1-Wire总线上当前位ROM码的正码和反码的操作，本文简述为“二读”。
表1. 检索信息位
| 主机读一位 从机提供当前位正码 |
主机再读一位 从机提供该位反码 |
二读后可以判断获得的信息 注意：主线读到的是各个响应从机的“线与”逻辑 |
| 0 |
0 |
连接器件的该位有0有1，这是一个差异位（混码位） |
| 0 |
1 |
连接器件的该位均为0 |
| 1 |
0 |
连接器件的该位均为1 |
| 1 |
1 |
没有器件与总线相连 |
按照搜索算法的要求，“二读”后1-Wire主机必须向总线上的从机发回一个指定位，称为“一写”；如果从机器件中ROM码的当前位的值与该数据位匹配，则继续参与搜索过程；若从机器件的当前位与之不匹配，则该器件转换到休眠状态，直到下一个1-Wire复位信号到来被再次唤醒。其余63位ROM码的搜索依然按照这种‘读两位’、‘写一位’的模式进行重复操作。
按照这种搜索算法进行下去，最终除了一个从机器件外所有从机将进入等待状态，经过一轮检测，就可得到最后保留(未进入等待状态)器件的ROM码。在后续搜索过程中，选用不同的路径(或分支)来查找其它器件的ROM码。需要注意的是本文ROM码的数据位用第1位(最低有效位)到第64 位(最高有效位)表示，而不是第0位到第63位的模式；这样设置允许将差异位置计数器初始值置为0，为以后的比较提供了方便。
上述过程可简述为“二读一写”，“二读”结果为“00”，主机就判定这一位是“差异位”，也可称为“冲突位”“混码位”。举例来说，“二读”就相当于“老师问名”，设想学生的名字就是64位ROM码，老师第1问时学生反应为：“1的不吭声，0就高喊到”；第2问时学生反过来：“0的不吭声，1的高喊到”，老师通过二次答复就可分辨：“不吭声+不吭声”表示一个学生也没有；“不吭声+到”表示大家都是1，“到+不吭声”表示大家都是0；而“到+到”收表示有0有1。试想，如果有0有1，只要有1个喊到，老师就能听到，这种合成效果就是所谓的“线与”，当然这里应称为“声与”。
搜索到“差异位”时，主机如何确定搜索方向（0还是1），这是本算法的核心问题，这也是典型的“二叉树遍历”算法。或许有人会提出一种“笨”算法，就是穷举64位组合，从000…000到111…111遍历，有应答的从机就会被一个一个找出来，这确实是一种简单的“笨”算法，在许多地方很有用，但对于64位ROM来说，假设一位的访问需要100us，64位则需要6.4ms，穷举全部ROM码有264=1844亿亿，极端的遍历时间为37亿年，这确实是一种无法实现的笨办法。
下表列出了1-Wire主机和从机的搜索过程：
| Master |
Slave |
| 发送“复位”信号 |
产生“存在”脉冲 |
| 发送“搜索”命令 |
全体器件进入“应付搜索”状态，不断地根据主机信号作出反应 |
| 从总线读取1位“线与” |
全体器件发送64位ROM码的第1位 |
| 从总线读取1位“线与” |
全体器件发送64位ROM码的第1位的反码 |
| 向总线写1位（按算法） |
器件们接收此位后，凡与ROM码的第1位不符的器件进入休眠状态 |
| 读64位ROM码后续位 |
器件发后续位ROM码 |
| 读64位ROM码后续位的反码 |
器件发后续位ROM码的反码 |
| 写后续各位 |
器件们接收此位后，凡与ROM码的当前位不符的器件进入休眠状态. |
从上表可以看出：如果所有总线上的器件在当前位具有相同值，那么只有一条分支路径可选；总线上没有器件响应的情况是一种异常状态，可能是要查找的器件在搜寻过程中与1-Wire总线脱离。如果出现这种情况，应中止搜索，并发出1-Wire复位信号起始新的搜索过程。如果当前位既有0也有1，这种情况称为位值差异，它对在后续搜索过程中查找器件起关键作用。搜索算法指定在第一轮查询中若出现差异(数据位/补码 = 0/0)，则选用‘0’路径。注意：这一点是由本文档中介绍的特定算法决定的，其它算法中或许首先选用‘1’路径。算法需要记录最后一次值差异的位置以供下一次搜索使用。
本文介绍的搜索算法是一个通用的程序，Maxim工程师极巧妙地设计了一些变量，只要在搜索前设置这些变量的初始值，程序就能完成不同的搜索功能，下文中会列出这些变量，但理解其奥秘需要花点时间。比如程序对最初8位ROM中出现的最后一次位差异设置了一个专门的变量保持跟踪，因为64位注册码的前8位是家族码，利用此变量可以在器件的搜索过程中可以按照其家族码进行分类。运用该变量可以有选择性地跳过1-Wire器件的整个分组。如需进行选择性的搜索，可参考关于高级变量搜索的详细解释。
64位ROM码中还包含8位循环冗余校验码(CRC)；CRC值用于验证是否搜索到正确的ROM码。ROM码的排列如图1所示。关于CRC校验的原理，内容丰富到需要专文论述，这里不详述，可参见Maxim网站相关笔记。
（未完待续）
1-Wire搜索算法详解（2）
4 实例及算法分析
要理解算法，或制定算法，我们需要通过一个实例来解释：
ROM示例（仅列出前4位）
| ROM编号 |
1234…… |
| ROM1 |
0011…… |
| ROM2 |
1010…… |
| ROM3 |
1111…… |
| ROM4 |
0001…… |
图8、4个ROM的实例
假设1-Wire挂有4个ROM如上表， 这里ROM码仅设4位，编号从1到4，而实际器件ROM位序号从1到64。右图则是按“先0后1”遍历顺序所构造的二叉树，可见第一次遍历得到ROM4：0001，第二次遍历得到ROM1：0011，依次类推。图中打有⊕的位置就是分叉点，即差异位（或称为混码位）。
现在根据上例观察各次遍历，提炼出算法及实现细节：
1.第一次遍历时，第1位Bit1时遇到第一个差异位，按左序遍历即先0后1的顺序，我们选择0（称为方向0）；Bit2不是差异位，算法根据“二读”后方便地选0；Bit3又是差异位，再选择方向0，Bit4也不是差异位。遍历结果得到ROM4。这里可得出结论1：凡遇到新的差异位，选择0。
2.第二次遍历，按实例分析，Bit1处再选择方向0；Bit2取0；Bit3不能再选0了，改选1；Bit4取1；得到ROM1。问题随即产生：问题1、Bit1为何走0？此处确为差异位，但已不是首次经过，不能套用结论1。问题2、Bit3处为何改走1？简单分析问题2可得出结论2：凡上次遍历时最后一个走0的差异位本次应走1。很明显，“上次遍历时最后一个差异位”下的左分支已经走过，这次应该往右走了。再回答问题1可以得到结论3：凡上次遍历时最后一个走0的差异位之前的差异位仍按上次遍历的老路走。这个结论比较拗口，观察实例来解释：Bit3是差异位，右分支还没走过，现在我要走Bit3下边的右分支，Bit3之前当然是按上次路线来走了。
3．然后是否就可以进行第三次遍历了呢？且慢，有一个重要的问题还没处理。第二次遍历前，那个“上次遍历时最后一个走0的差异位”应该Bit3，我们先设置一个变量LastDiscripancy来记住这个值，即LastDiscripancy=3；从前面的分析我们知道，这个变量的值是决定本次遍历时算法在哪个位置改道的依据，而且这个变量在本次遍历全过程中应该保持不变的，如果在该节点前或后有任意多少的差异位，均按结论1（新差异位）和结论3（老差异位）来处理。也可以理解成结论2在一次遍历中必须适用且仅适用一次，这也就是每次遍历都能找出一个新的ROM的核心所在。那么第二次遍历后，变量LastDiscripancy应该指向哪个节点呢？直接观察就可发现应该指向Bit1。
4．那么算法中如何实现每次遍历后变量LastDiscripancy的更新呢？要知道这个指针随着每次遍历在或上或下地移动，如第一次遍历后指向Bit3，第二次后指向Bit1，第三次后指向Bit2。还有，第一次开始遍历前、第四次遍历后该变量又指向哪里呢？由于实际ROM多达64位，从机如果数据多的话，差异位也会随之增加，所以算法再引入一个变量Last_Zero，在每次遍历前设为0，即指向起始位置前，然后遍历ROM码的1-64位时，该变量始终指向最后一个走0的差异位，等到遍历完成后，将该变量的值赋给LastDiscripancy即可。这样我们再观察实例的第二次遍历，Last_Zero遍历前为0，Bit1时，符合“走0的差异位”，于是Last_Zero=1，后续Bit3尽管是差异位，但不走0，所以遍历完成后，该值还是1，最后交给LastDiscripancy，自己又指向0，为第三次遍历作好准备。
5．第三次遍历就变得顺理成章：LastDiscripancy=1，Bit1处需运用结论2，算法改走1。而且第三次遍历让Bit2成为了“最后一个走0的差异位”，第四次遍历就在此处改走1了。第四次遍历搜索到最后一个rom，但还得告诉程序结束信号，从而退出搜索。结束信号用什么判定？4个ROM循环4次？当然不是，上述表图只是举例，实际总路线上挂接多少从机是未知的。答案还是利用变量LastDiscripancy来判定，开始搜索前自然有LastDiscripancy=0，但一旦进入搜索程式，每次遍历后该变量总是指向ROM码中间可能的某一位（1-64），直至遍历到最后一个从机，这时必定是所有差异位均走1，如果Last_Zero保持为初始值0，遍历过程中未作修改，遍历完成后LastDiscripancy=Last_Zero=0。以此为条件可判定搜索全部完成。
6．综上，当算法执行到一个差异位时，需判断区分为三种情况：首次遇到型、上次最后走0型、上次非最后走0型。可以通过二个变量的比较来表征这三种情况，即比较当前搜索的位id_bit_number和上次最后走0的位LastDiscrepancy 的大小来判别，如下表：
表3. 搜索路径方向的确定
| 三种情况 |
当前搜索位 vs 最后走0差异位 |
路径（变量：search_direction） |
| 结论2：上轮最后差异位 |
Id_bit_number=LastDiscripancy |
选1 |
| 结论3：非最后差异位 |
Id_bit_number < LastDiscripancy |
同上次 (来自存储的最近ROM码) |
| 结论1：新遇差异位 |
Id_bit_number > LastDiscripancy |
选0 |
其中变量Id_bit_number表示当前搜索位，每一次遍历时从1至64步进；
变量search_direction表示当前节点经过二读及判断后确定的搜索方向，是0还是1；
其他变量说明请参见流程图中附文。
当单线总线上挂有多个DS18B20时，系统对总线上器件的数量和每个器件ROM码的识别是通过DS18820的搜索ROM命令与算法配合来实现的。
1.ROM搜索原理
根据单线总线协议，当主机发出搜索ROM命令后，从机应答时从64位ROM码的最低位开始，先发送原码，然后发送该位的补码，之后主机写入1位数据，ROM码最低位与此数据相同的DS18B20继续应答，反之则不再应答，如此循环“读2位、写1位”的过程，直至读到一个完整ROM码为止，然后复位总线，进行下一次搜索。下面对读、写进行具体分析。
(1)读2位
由于主机发出搜索命令后，所有从机都会将自己ROM码的第一位（最低位）的原码和补码放到总线上，那么就有下面四种可能的情况：
若所有器件第一位都为0：那么所有器件放到总线上的原码都为0，补码都为1，读2位得到为“01”；若所有器件第一位都为1：同上可知，读到的值为“10”；若器件中有些为1，而有些为0：那么，放原码和补码时，都会有器件放0到总线上，根据“线与”
逻辑可知读到的结果为“00”；总线上无器件：此情况下，没有器件拉低总线，读到为“11”。
(2)写1位
主机写1位的目的是为了排除和定位，具体要写入什么数据需要根据读2位的结果而定：若读到为“11”，表明无器件则结束搜索过程，无需再写入；若读到为“01”或“10”，表明所有器件此位相同，则应对应写入“0”或“1”，继续读下一位；若读到为“00”，表明总线上的器件在该位上数据发生冲突，此时，写入1位数据具有“排除”的作用，如果器件ROM编码在该位上的数据与写入的数据相同，则继续保持与总线的联系，如果不同则此器件在本次搜索中从总线上“排除”，不再响应主机发布的命令，直到主机进行下一次复位。
2.ROM搜索策略
根据上述ROM搜索原理的描述，可得到如下图所示的树形搜索策略图，其中圆形节点内所示即为对应位的ROM码。
由图可知，只有遇到读两位为“00”才会出现分叉，这也是搜索的关键所在。每一次搜索由根（即开始节点）沿树的一条路径进行，直到叶子（最后一位ROM码），读回一个ROM码，为了确保每次搜索所选路径不同，必须对所经过的分又进行记录。其具体流程规则为：
(1)复位总线，发送ROM搜索命令；(2)按读两位、写一位的方式进行，寻找“00”读码。在读到“00”之前若为“10”或“01”，直接记录对应位ROM码，并写入该码；若为“11”退出搜索。
(3)第一次搜索中读到“00”时，先全部写“0”，选择ROM码为“0”的路径，将最高“00”读码（即图中最接近叶子）位置记录并保存下来为“最高00位”。
(4)之后每次搜索中，遇到“00”读码后，比较此位与“最高00位”的位置，若在“最高00位”之前，则一律写上一次搜索在此位置写入的值；若位置相同，则写“1”；若在之后则写“0”。
在每一次搜索完成后，要将“最高00位”更新为本次搜索中写“0”的最高“00”读码位置，这也是最为重要的一步。
(5)当“最高00位”更新为0，即已到树的根部，则表明已搜索完全部ROM码，过程结束。
3.ROM搜索实例
假设某一总线上挂有5个DS18820，且其ROM码分别为：xxx000、xxx001、xxx010、xxxl00和xxxl01。仅以前三位码字为例，则有如下图所示搜索树，其中共有4个分叉（即“00”读码冲突）。
根据前述算法可知其过程为：
(1)第一次搜索中，遇到“叉1”、“叉2”和“叉3”时均直接写“0”，从而得到ROM码“000”，并且“最高00位”记为3，即“又3”位置；
(2)第二次搜索时，“叉1”和“叉2”位置在“最高00位”之前，仍然写上次写的值“0”，而“又3”处，位置相同，写入“1”，同时要将“最高00位”更新为2，即“叉2”位置；本次得到ROM码为“001”；
(3)第三次搜索，到“叉2”处写“1”，并将“最高00位”更新为1，写的到ROM码“010"：
(4)第四次搜索，在“叉1”处，应写“1”，但应注意的是，此时并不更新“最高00位”，要到本次搜索结束才进行更新。继续搜索，到“叉4”处，在“最高00位”之后，写“0”。本次搜索得到ROM码“100”，同时“最高00位”需更新为3，即“叉4”位置。
(5)第五次搜索，“叉1”在“最高00位”之前，仍然写上次写的值“1”，“叉4”也应写“1”，搜索结束得到ROM码“101”，而且本次搜索中没有写“0”的分叉（“00”位），因此“最高00位”更新为0，搜索结束，5个器件的ROM码已全部得到。
