Ingénierie des réseaux

Chapitre III : Les protocoles de liaisons de données

ESEN Université De La Manouba

Introduction

Paquet Réseau Réseau	Col2	Réseau Réseau
Réseau Réseau Paquet	Réseau Réseau	Réseau Réseau

Trame Liaison Liaison	Col2	Liaison Liaison
Liaison Liaison Trame	Liaison Liaison	Liaison Liaison

Bits 010101

Support Physique

Col1	Réseau Réseau
Réseau Réseau	Réseau Réseau

Col1	Liaison Liaison
Liaison Liaison	Liaison Liaison

Col1	Physique Physique
Physique Physique	Physique Physique

Col1	Physique Physique
Physique Physique	Physique Physique

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Introduction

Liaison de données

Support Physique

Fournir les services nécessaires pour établir, maintenir et libérer une connexion

Acheminer les trames sur la liaison physique

Contrôler le flux de données afin d’éviter la saturation du récepteur

Contrôler la correction de la transmission des données

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Trames

Une trame est une suite de bits.
Selon le protocole, elle peut être de taille fixe ou variable (mais bornée)
- X25.2, Ethernet : Taille variable
- ATM : Taille fixe (53 octets)
Délimitation explicite ou implicite.
- Utilisation de fanions de début (et de fin) de trame.
- Détection de fin de trame par absence de signale
La structure varie selon le protocole, mais souvent divisée en 3 parties: en-tête, données et terminaison .

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Format générale d’une trame

Champs d’Information Terminaison En-tête

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Synchronisation au niveau de la trame

La couche physique (grâce à la technique de codage utilisée) permet généralement au récepteur de reconstituer (à l’aide du signal reçu) l’horloge
La couche physique assure la synchronisation au niveau du bit et ainsi reconstruit la suite binaire envoyée.
La couche liaison de données à partir de cette suite binaire va reconstituer la trame envoyée en assurant la synchronisation au niveau de la trame

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Méthodes de délimitation des trames

Chaque trame commence par un délimiteur de début et peut se terminer par un délimiteur de fin.
Un délimiteur peut être :
- soit une séquence particulière de caractères,
- soit une suite particulière de bits,
- soit un codage particulier
  - Des séquences, non-utilisées pour coder les éléments binaires, servent à délimiter les trames.
Utilisation d’un compteur de caractères:
- L’en-tête de trame contient un champ indiquant la longueur de la trame.
- Problème: si la valeur du champ est modifiée au cours de la transmission
- Méthode rarement utilisée seule

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Exemple d’utilisation d’un compteur de caractères

Trame Émise

Code ASCII de C

Col1	Parasites Parasites	Col3	Col4	Col5	Col6
Parasites Parasites	Parasites Parasites	Parasites Parasites	Parasites Parasites	Parasites Parasites	Parasites Parasites
Parasites Parasites	Parasites Parasites	Parasites Parasites
Parasites Parasites	Parasites Parasites
Parasites Parasites	Parasites Parasites
Parasites Parasites	Parasites Parasites

Trame Reçue

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TECHNIQUES DE CONTRÔLE

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Techniques de contrôle: les solutions

Mécanisme de détection des erreurs

Mécanisme d’acquittement positif ou négatif

Techniques de mémorisation des trames et de correction par retransmission

Utilisation de temporisateurs

Identification des trames

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Identifications

Une numérotation permet d’identifier les trames et leur acquittement
L’unité d’identification varie en fonction des protocoles: la trame (par exemple HDLC), l’octet (par exemple TCP)
Plus l’unité est petite plus l’identification est précise mais plus c’est coûteux (taille du champ)
- ex : TCP = 16 bits
La numérotation se fait modulo N (=2 )

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Identifications

L’identification permet de détecter

l’absence de trames: perte

la duplication de trames: destruction du duplicata

l’ordonnancement des trames: ré-ordonnancement si

la mémorisation est autorisée

sinon destruction des trames n’arrivant pas dans le

bonne ordre (+ facile).

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Perte de trames

I. Vérification au récepteur de données

Vérification du format des trames: longueur, valeurs prédéfinies de certains champs
Détection de la corruption des trames: champ de contrôle d’erreur

II. Information de l’émetteur de données

–. Soit implicitement: par temporisateur armé à chaque envoi de

trame, désarmé lors de la réception d’un acquittement –. Soit explicitement: par un Negative Acknowledgment (Nack)

 - **Le rejet total:** retransmission de toutes les trames à partir de celle spécifiée

 - **Le rejet sélectif:** retransmission de la trame spécifiée

III. Retransmission de la trame (perdue ou détruite) par

l’émetteur

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PIGGYBACKING

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Piggybacking

Au sein d’un flot de données unidirectionnel, on peut discerner deux sous-flux:
- le sous-flux de données: de l’émetteur de données au

récepteur

et le sous-flux de commande: du récepteur vers l’émetteur

de données (Ack par exemple).

Lorsque le flot de données est bidirectionnel, deux sens de transmission des données existent.
- Les deux systèmes d’extrémité fonctionnent à la fois comme

émetteur de données et comme récepteur de données.

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Piggybacking

flot de données unidirectionnel flot de données bidirectionnel

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Piggybacking

Piggybacking :
- Les trames transportant le sous-flux de

données d’un sens de transmission sont combinées avec les trames du sousflux de commande de l’autre sens.

Par exemple : Une même trame peut se

comporter à la fois comme une trame de données (elle possède un champ d’information) et un acquittement (elle possède un champ du même nom).

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Piggybacking

Sans piggybacking Avec piggybacking

DATA + CMD

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CONTRÔLE DE FLUX

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CONTRÔLE DE FLUX

Lorsqu'un émetteur émet de façon systématique plus de trame que le récepteur peut en accepter → il se pose un problème que doit résoudre la couche liaison de données

Même si la transmission s'effectue sans erreur, le récepteur ne peut traiter toutes les trames émises et en perdra certaines

→ il faut mettre des mécanismes pour éviter cette situation

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CONTRÔLE DE FLUX

La solution habituelle consiste à instaurer un contrôle de flux pour contraindre l'émetteur à ne pas envoyer plus de trames que le récepteur ne peut en accepter.

Principe de base : il est interdit à l'émetteur d'envoyer des trames sans avoir auparavant reçu une permission implicite ou explicite du récepteur

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CONTRÔLE DE FLUX : MÉCANISMES MIS EN OEUVRE

Utilisation d'acquittements
Gestion de temporisateurs
Numérotation des trames
Limitation du nombre de trames pouvant être envoyées par l'émetteur

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PROTOCOLE 1 : MONODIRECTIONNEL UTOPIQUE

H1: On ne transmet les données que dans un sens.

H2 : Les couches réseaux cotées émetteur et récepteur sont toujours prêtes respectivement à émettre ou recevoir des paquets.

H3 : Les temps de calcul sont considérés comme négligeable.

H4 : On dispose autant de mémoire tampon que nécessaire.

H5 : Le canal de communication est parfait : aucune trame n'est erronée ni perdue.

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PROTOCOLE 2 : MONODIRECTIONNEL (ENVOYER & ATTENDRE) SEND & WAIT

Hypothèse levée : H4 mémoire tampon infinie
Problème à résoudre : empêcher l'émetteur d'envoyer des données plus rapidement que le récepteur ne peut les traiter

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PROTOCOLE 2 : MONODIRECTIONNEL (ENVOYER & ATTENDRE) SEND & WAIT

Si le récepteur a besoin de t secondes pour exécuter fromphysicallayer + tonetworklayer, l'émetteur doit émettre en moyenne moins d'une trame par t secondes.
L’émetteur ne doit jamais envoyer une trame avant que la précédente n'ait été traité par fromphysicallayer, sinon la trame en cours de traitement est écrasée par celle qui arrive.

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PROTOCOLE 2 : MONODIRECTIONNEL (ENVOYER & ATTENDRE) SEND & WAIT

##### Solution : obliger le récepteur à informer l'émetteur de son état

##### Après avoir transmis un paquet à la couche réseau, le récepteur envoie à l'émetteur une petite trame ne contenant aucune information mais donnant à l'émetteur la permission de transmettre la trame suivante

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PROTOCOLE 3: MONODIRECTIONNEL POUR UN CANAL BRUITÉ

Hypothèse levée : H5 canal parfait

Des trames peuvent être erronées ou perdues
Solution 1 : Ajouter un temporisateur au niveau de l’émetteur

Le récepteur n’émet un acquittement que si les données

sont correctement reçus.

Si une trame erronée arrive, elle ne sera pas prise en

compte

Après l'expiration du temporisateur, l'émetteur retransmet

la même trame

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PROTOCOLE 3: MONODIRECTIONNEL POUR UN CANAL BRUITÉ

Solution 1 : elle présente un gros défaut

La couche réseau n'a aucun moyen de savoir si un

paquet a été perdu ou dupliqué

Perte des trames d’acquittement → le canal est

bruité aussi bien pour les trames de données que les acquittements

Perte d’acquittement alors que la trame est reçu

correctement, retransmission d'une trame bien reçu → duplication

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PROTOCOLE : MONODIRECTIONNEL POUR UN CANAL BRUITÉ

Problème:

Timeout

le récepteur ne distingue pas une trame transmise pour la première fois d’une trame retransmise

Si A envoie à B un fichier, une partie de fichier sera dupliquée

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PROTOCOLE 3: MONODIRECTIONNEL POUR UN CANAL BRUITÉ

Il est nécessaire de numéroter les trames pour distinguer deux trame successives.
Il est préférable que la trame d'acquittement contienne le numéro de la trame qui est acquittée.

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PROTOCOLE 3 : MONODIRECTIONNEL POUR UN CANAL BRUITÉ

##### Le récepteur doit être en mesure de distinguer une trame émise pour le première fois qu'une trame retransmise. → il suffit d'ajouter un numéro de séquence dans l'en-tête de la trame. → Solution : ARQ : Automatic Repeat Request

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PROTOCOLES AVEC FENÊTRE D'ANTICIPATION

Hypothèse levée : H1) transmettre des données dans les deux sens

Objectifs : utilisation du principe de piggybacking

Ajouter un champ type dans la trame : ack ou data !

Question : combine de temps la couche liaison de données doit-elle attendre avant de décider de joindre un ack à une trame de donnée ?

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PROTOCOLES AVEC FENÊTRE D'ANTICIPATION

Les trames émises possèdent un numéro de séquence variant de 0 à un max= 2 -1, n longueur du champ numéro de séquence

Fenêtre d'émission : la liste de numéros de séquence des trames dont l'émission est autorisé

Fenêtre de récepton : la liste des numéros de séquence des trames que l'on attend en réception

Variantes possibles

Taille fixe

Taille variable

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PROTOCOLES AVEC FENÊTRE D'ANTICIPATION

La liaison de données est inoccupée la plupart du temps.

L’émetteur passe son temps à attendre l’acquittement du récepteur

Le récepteur passe son temps à attendre la trame de données de l’émetteur

→ Protocole à fenêtres d’anticipation (sliding windows)

Deux fenêtres sont gérées par chaque entité de couche liaison. En effet:
Toute entité émettrice possède une fenêtre d'anticipation appelé fenêtre

d’émission.

Toute entité réceptrice possède une fenêtre d'anticipation appelée fenêtre de

réception

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PROTOCOLES AVEC FENÊTRE D'ANTICIPATION

##### Les numéros de séquences situés à l’intérieur de la fenêtre d'émission correspondent aux trames envoyées mais non encore acquittés

Arrivée d'un trame de la couche réseau à la couche liaison

de données : borne supérieure de la fenêtre d’émission est augmentée de 1

Arrivée d'un ack : la borne inférieure est augmentée de 1

→ on a toujours la liste des trames non acquittées

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PROTOCOLES AVEC FENÊTRE D'ANTICIPATION

A sliding window of size 1, with a 3-bit sequence number.

(a) Initially. (b) After the first frame has been sent. (c) After the first frame has been received. (d) After the first acknowledgement has been received.

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PROTOCOLE 4 : ONE-BIT SLIDING WINDOW

##### Protocole avec fenêtre d'anticipation de largeur 1

De type « send and wait » : l’émetteur envoie une trame et

attend son ack avant d'envoyer la suivante

##### Deux variables

Nextframetosend_ : indique le numéro de la trame que

l'émetteur veut envoyer

frameexpected_ : le numéro de séquence de la trame que le

récepteur s'attend à recevoir

Les seuls valeurs prisent sont '0' et '1'

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PROTOCOLE 4 : ONE-BIT SLIDING WINDOW

 **Cas où la station A**

commence à envoyer

Notation

Seq,Ack, Numéro du paquet

* : la couche réseau reçoit le paquet

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PROTOCOLE 4 : ONE-BIT SLIDING WINDOW

Cas critique

A veut envoyer la trame '0' à B

B veut envoyer la trame '0' à A

A envoie sa trame et arme son temporisateur

Le temporisateur expire de manière répétitive

A envoie une série de trame identiques avec seq ← 0 et ack ← 1

B reçoit la première trame valide, il l'accepte et met frameexpected_ ← 1

Toutes les trames arrivant ensuite seront rejetées puisque B attend des trames

de numéro de séquence égale à 1 et non 0

Toutes les trames dupliquées ont le champ ack=1 et que B attend un

acquittement de la trame 0, B n'ira pas chercher un nouveau paquet de sa couche réseau

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PROTOCOLE 4 : ONE-BIT SLIDING WINDOW

###### Après avoir rejeté toutes les trames dupliqués, B envoie une trame contenant seq ← 0 et ack ← 0

###### Lorsque A reçoit cette trame, il peut envoyer le prochain paquet.

###### Problème de synchronisation : les deux stations envoient simultanément un paquet initiale

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PROTOCOLE 4 : ONE-BIT SLIDING WINDOW

 **Cas où A et B envoient**

simultanément leurs premier paquet

Notation

Seq,Ack, Numéro du paquet

* : la couche réseau reçoit le paquet

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PROTOCOLE 5 : GO-BACK N

Hypothèse tacite : la somme des temps de transmission nécessaires pour l'envoie de la trame et la réception de l'acquittement était négligeable → hypothèse non réaliste

Impact du protocole 4 : canal satellite à 50 kbit/s avec un délai de propagation aller-retour de 500ms et des trames 1000 bits

À t=0 : l'émetteur commence l'envoie de la trame

À t=20ms (1000bits/50kbit/s), la trame a été complètement émise

À t=270ms : la trame arrive au récepteur

À t=520ms : l'acquittement est reçu par l 'émetteur

→ l'émetteur est bloqué durant 500/520=96 % du temps → on utilise 4 % de la bande passante!

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PROTOCOLE 5 : GO-BACK N

Le problème est dû au fait que l'émetteur doit attendre un acquittement avant de pouvoir envoyer la trame suivante

Si nous supprimons cette restriction, nous pouvant obtenir une meilleur

efficacité

Désormais l'émetteur pourra envoyer 'w' trames de façon continue = Pipelining

L’émetteur pourra émettre de façon continue pendant un temps égale au

délai aller-retour sans atteindre la limite de la fenêtre d'anticipation.

Dans notre exemple w devrait être égale à au moins 26.

Envoie de 26 trames nécessite 520ms = temps de réception du premier ack

Les acquittement continueront d'arriver toutes les 20ms

Taille de la fenêtre d'anticipation = 26

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PROTOCOLE 5 : GO-BACK N

Soit :

la capacité du canal est b bits/s
La taille de la trame est l bits
Temps d'aller-retour de propagation R secondes

Il faut l/b secondes pour transmettre une trame

Après l'envoie du dernier bit de la trame, il faut attendre R/2 seconde pour que ce bit soit reçu par le récepteur

Et encore R/2 secondes pour que l'acquittement parviennes à l'émetteur

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PROTOCOLE 5 : GO-BACK N

##### Dans le protocole send-and-wait :

La ligne est occupée pendant l/b secondes et libre pendant

R seconds

Ce qui donne un taux d’utilisation de (l/b)/(l/b+R) = l /

(l+bR)

Si l < bR, l'efficacité du canal est inférieur à 50 % !

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PROTOCOLE 5 : GO-BACK N

Que se passe-t-il si une trame située au milieu de la série de trame envoyées est perdu ou erronée ?

Que doit faire le récepteur des trames correctes reçus ?

La couche liaison de données doit remettre les paquets à la couche réseau dans l'ordre de leurs émission.

Deux techniques de rejet sont possibles:

Technique du rejet total

Technique du rejet sélectif (selective repeat)

→ compris bande passante / taille mémoire tampon

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PROTOCOLE 5 : GO-BACK N

Rejet Total Rejet Sélectf

Le récepteur rejette toutes les trames qui suivent celle qui est erronée.

Inconvénient : le canal est mal exploité

Avantage : pas besoin de mémoires tampons

Le récepteur accepte les suivantes (en les stockant) jusqu'à une certaine limite donnée

Avantage : le canal est mieux exploité

Inconvénient : besoin de mémoires tampons

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PROTOCOLE 5 : GO-BACK N

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PROTOCOLE 5 : GO-BACK N

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PROTOCOLE 6 : SELECTIVE REPEAT (REJET SÉLECTIF)

###### Le protocole 5 fonctionne correctement lorsque les erreurs sont rares

###### En revanche, si le taux d'erreur est élevé, les retransmissions font perdre une partie de la bande passante

###### Le récepteur possède une mémoire tampon pour chacune des trames dont le numéro de séquence figure dans la fenêtre

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Efficacité des protocoles de liaisons de

données

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Efficacité du Send-and-Wait

t : durée de transmission d’une trame trame
t : délai de propagation du signal propag
t : délai de traitement → négligeable trait
t : durée de transmission d’un acquittement → négligeable acq
Durée totale d’occupation du support de transmission pour transmettre la trame :

T = t + 2 t + 2 t + t t trame propag trait acq

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Efficacité du Send-and-Wait

Il est commode de raisonner en durée normalisée :
- Durée de trame : 1
- Délai de propagation du signal a = tpropag / ttrame
- Durée totale d’occupation : Tt ~ 1 + 2a
Efficacité U du protocole = Durée utile / Durée totale
USW = 1/(1 + 2a)

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Efficacité du Send-and-Wait

Cas d’une liaison satellite

Débit = 2 Mbit/s
tpropag = 270 ms
Taille de la trame = 128 octets

a = tpropag / ttrame = 527,34375

Tpropag = 0,27s
Ttrame = (1288)/210⁶ =0,000512s

U = 1/(1+2a) = 0,00094725 = 0,1 %

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Efficacité de l’anticipation en l’absence d’erreurs

Taille N de la fenêtre d’anticipation (=durée normalisée) : nombre de trames qu’on peut émettre sans attente d’acquittement

Si N > 1+2a (1+2a : durée totale d'occupation)

→ alors pas de perte de temps U = 1

Si N < 1+2a (1+2a : durée totale d'occupation)

→ alors Uant = N / (1 + 2a)

→ Durée moyenne de transmission d’une trame : (1+2a)/N

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Efficacité des protocoles de liaison de données en présence d’erreurs

Hypothèses

Les erreurs sont isolées (faibles probabilités d’avoir deux erreurs

successives)

Le canal de retour est parfait : pas d’erreur sur les acquittements

Temporisation d’attente maximale d’un acquittement

dimensionnée au plus juste (pour le Send and Wait)

On note p la probabilité d’erreur sur une trame

On raisonne en durée normalisée

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Efficacité du Send-and-Wait avec erreurs

Probabilité de transmettre au bout de k essais ( k -1 échec puis 1 succès) :

p [^(] (1- p )

Nombre moyen de transmissions :
^(k -1) Σkp (1- p )= 1/(1-p)

U'sw = 1/[( 1+2a )*( 1/(1-p) )]= (1-p)/(1+2a)

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Efficacité du protocole Go-back-N avec erreurs (1)

Cas avec anticipation insuffisante même en cas de bon fonctionnement

L’émetteur s’aperçoit de l’erreur au bout de 2+2a (1 + (1+2a)) trames

Pour k transmissions, on perd (k -1)(2+2a) à chaque cas d’échec puis on prend durée équivalente à (1+2a)/N pour transmettre

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Efficacité du protocole Go-back-N avec erreurs (1)

Durée moyenne :

Nr : Σk[(k -1)(2+2a) +(1+2a)/N ]p [^(] (1- p )

Après calcul, Nr =((2+2a )p/(1- p ))+(1+2a)/N

Pour N < 1+2a, U’GbN = 1/Nr =

N(1 - p )/[(1- p )(1 + 2 a )+2pN (1+ a )]

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Efficacité du protocole Go-back-N avec erreurs (2)

Cas avec anticipation suffisante même en cas d’erreur : N > 2+2a

L’émetteur s’aperçoit de l’erreur au bout de 2 + 2a trames

Pour k transmissions, on perd (k -1)(2+2a) à chaque cas d’échec puis on prend durée équivalente à 1 pour transmettre (sans erreur, efficacité max)

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Efficacité du protocole Go-back-N avec erreurs (2)

Durée moyenne :

Nr : Σk[(k -1)(2+2a) +1]p [^(] (1- p )

Après calcul, Nr =(1+ p (1+2a))/(1- p )

Pour N > 2+2a, U’GbN = (1 - p)/[(1- p ) +2p(1+ a)]

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Efficacité du protocole Selective Reject/Repeat avec erreurs (1)

Cas avec anticipation suffisante même en cas d’erreur

En cas d’erreur, la fenêtre d’anticipation ne doit pas être bloquée

Il faut au minimum que N > 1 + 2a + 1 + 2a = 2(1+2a) (1 retransmission)

Dans ce cas, on ne perd que la durée nécessaire à la retransmission de la trame erronée :

alors U’GbN = (1 - p )*Uant
donc pour N grand, U’SR = (1 - p )

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Efficacité du protocole Selective Reject/Repeat avec erreurs (2)

Cas avec anticipation insuffisante même en cas de bon fonctionnement

Pas de gain par rapport à Go-back N, la fenêtre d’anticipation est pleine !

donc U’ SR = N (1 - p)/[(1- p)(1 + 2 a) +2 pN(1+ a )]

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Comparaison des différents protocoles

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Comparaison des différents protocoles

Le Stop and Wait a des performances notablement inférieures aux protocoles à anticipation

Pour les faibles valeurs de a, une fenêtre d’anticipation de 2 et le Go-back-N suffisent

Le rejet sélectif ne se justifie que pour d’importantes valeurs de a

Pour profiter du gain apporté par le rejet sélectif, il faut une fenêtre d’anticipation grande

Très souvent, on utilise le Go-back-N qui est plus simple

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Considération sur le paramètre a

Le paramètre a représente le délai de propagation normalisé

a = tpropag / ttrame

On peut exprimer a en fonction de la taille de la trame L trame (dépendantde l’application et pas de la technologie) et du débit D
a = D*t / L propag trame

Le numérateur dépend uniquement de la technologie : D*tpropag

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Considération sur le paramètre a

##### Si (les distances augmentent) ou (le débit augmente) alors

a augmente

donc l’efficacité diminue

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Impact de l’augmentation des débits de transmission

##### La taille de la fenêtre d’anticipation N dépend de la capacité mémoire

Si le débit tend vers l’infini, on arrive toujours au cas N <

2+2 a car a tend vers l’infini

Le débit utile est obtenu par D.U’SR = DN (1 - p ) /[(1- p )(1 +

2 a ) +2 pN (1+ a )]

##### Pour D infini, le débit utile tend vers une valeur fixe :

N (1 - p )Ltrame /2t propag/[1- p + pN ]

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Impact de l’augmentation des débits de transmission

##### Conclusions

L’augmentation des débits nominaux de transmission ne

provoque pas systématiquement une augmentation proportionnelle du débit utile (existence d’une asymptote)

La capacité mémoire est une limitation importante

14/11/2017 76

Ingénierie des réseaux

Ingénierie des réseaux

Chapitre III : Les protocoles de liaisons de données

Introduction

Introduction

Trames

Format générale d’une trame

Synchronisation au niveau de la trame

Méthodes de délimitation des trames

Exemple d’utilisation d’un compteur de caractères

TECHNIQUES DE CONTRÔLE

Perte de trames

PIGGYBACKING

Piggybacking

Piggybacking

Piggybacking

Piggybacking

CONTRÔLE DE FLUX

CONTRÔLE DE FLUX

CONTRÔLE DE FLUX

CONTRÔLE DE FLUX : MÉCANISMES MIS EN OEUVRE

Impact de l’augmentation des débits de transmission

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