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La couche Liaison et ses problèmesde contrôle du flux de données
Azza Ouled Zaid
Institut Supérieur d’Informatique
2ème année Cycle Ingénieur
2
Deux généraux qui doivent prendre une ville…
Seulement en agissant ensemble peuvent-ils gagner… Un général n’attaquera que s’il est certain que l’autre attaquera
aussi
Le seul moyen de communication est un pigeon…
http://www.clipart-darktreasures.com
3
Un dialogue sans espoir… Général A envoie un message: attaquons à 6h demain
Attaqueront-ils? Non, A attendra confirmation
Général B envoie une réponse: d’accord à 6h demain Attaqueront-ils? Non, B attendra confirmation
Général A répond encore: d’accord à 6 h demain Attaqueront-ils? Non, A attendra confirmation
Etc…
http://www.clipart-darktreasures.com
4
Il n’y a pas de protocole pour résoudre ce problème!
Preuve (informelle):
Supposez qu’un protocole existe
Il doit impliquer au moins un message
Il doit être tel que si le dernier message est perdu, les
généraux attaquent
Donc le dernier message ne serait pas nécessaire
Enlevons le dernier message pour un protocole plus efficace
Le même raisonnement s’applique inductivement à tout
message, y inclus le premier!
Aucun message ne serait nécessaire
• contradiction
5
Erreurs résiduels
Après analyse, on découvre que ce résultat s’applique à n’importe quel protocole! Il n’est pas possible d’établir l’accord certain dans le cas de
canaux avec perte• Un aspect fondamental de la preuve est que nous ne savons pas combien
de fois le système va échouer• Si nous savons que sûrement il y aura succès au moins 1 fois sur 10,
alors l’envoi de 10 pigeons suffira Étant donné que normalement il est impossible d’établir ce type de
borne, il n’est pas possible d’établir la certitude globale dans les systèmes répartis
N’importe la complexité du protocole et la fiabilité du milieu, il y a toujours la possibilité d’erreurs résiduels On parle donc de taux d’erreur résiduel (residual error rate)
Il est vrai cependant que dans les supports de communication modernes (fibres optiques, etc.) la fiabilité est extrêmement élevée
6
Problèmes de sécurité
Considérez aussi la possibilité que le pigeon puisse être intercepté et remplacé par un autre pigeon avec un message différent…
7
Position du problème
1. Synchronisation entre la vitesse de transmission et celle de propagation et réception
2. Optimiser l’utilisation du canal
3. Éviter la congestion
Le 2ème et 3ème objectifs sont complémentaires L’émission lente est pénalisante L’émission rapide introduit la congestion La capacité de stockage des nœuds intermédiaires
est limitée pour supporter les messages échangés par plusieurs pairs emetteur-recepteur
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Objectif du cours
Établir un système de contrôle de flux complet à partir d’une séquence de modifications apportées à un modèle basique simple
Les règles de procédures de ces protocoles sont définies par un langage de spécification basé sur l’SDL
9
Contrôle de flux
Le contrôle de flux est un mécanisme pour empêcher l’émetteur d’envoyer plus que le récepteur ne peut recevoir (à cause de l’espace de tamponnage disponible)
Il y a deux formes fondamentales de contrôle de flux: Explicite: le récepteur dit à l’émetteur qu’il est prêt à recevoir x
paquets
Implicite: le récepteur n’accepte pas (p.ex. n’envoie plus d’acquittements)
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Notations
mesg:o dans une instruction d’entrée ou sortie indique le message du type mesg avec le champs de données o est émit ou reçu
next:o l’extraction interne de donnée o qui sera transmise dans le prochain (next) message de sortie
accept:i stockage i comme donnée reçue acceptée
11
Structure d’un organigramme Les actions d’un processus sont spécifiées par des symboles. Six types de symboles :
• Ces symboles représentes :• Déclarations, e.g, affectations (statement)• Tests booléens, e.g., expressions (test)• Conditions d’attente, e.g., récepteurs (wait)• Événements internes, e.g., timeouts (delais)• Les messages entrant et sortant (input, output)
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Structure d’un organigramme
Les tests booléens sont évalués sans délais
Les conditions d’attente sont utilisées pour modéliser la
synchronisation du processus Elles indiquent que l’exécution n’aura lieu que si une
condition donnée soit vraie
Les éléments restants d’un organigramme sont : Les arêtes directionnelles Les connecteurs
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Structure d’un organigramme
Les arêtes directionnelles indiquent que le contrôle du flux converge uniquement vers les connecteurs
Elles peuvent diverger aux conditions d’attentes et aux tests booléens
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Structure d’un organigramme
File d’attente de capacité infinie : Associée à un organigramme du processus
Utilisée pour stocker les messages qui arrivent
Déclarations output : les messages sont insérés dans la file d’attente
Déclarations input : les messages sont extrait de la file d’attente
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Structure d’un organigramme Les outputs, déclarations, conditions d’attente, événements
internes et les tests booléens peuvent apparaître à n’importe quelle localisation dans l’organigramme
Les inputs doivent suivre les symboles d’attente que nous désignons par receive.
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Structure d’un organigramme
Une condition d’attente (receive) suspend l’exécution du processus jusqu’a se que le type du message contenu dans la première trame de la file d’attente soit défini dans l’une des entrées (inputs) qui suit le symbole d’attente
Si le message dans la première trame de la file est d’un autre type, il s’agit d’une erreur de protocole
Un délai d’attente (timeout) est une condition de synchronisation interne représentée par un événement interne.
L’exécution sera suspendue tant que l’expression (une fois évaluée) donne la valeur booléenne vrai (une valeur non nulle).
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Structure d’un organigramme Deux actions internes pour modéliser les accès : next et accept
next:a,b indique l’extraction interne des éléments a et b d’une base de données interne
accept:a,b le stockage des données dans une base de données interne
Les deux actions next et accept inclus touts les processus associés respectivement à l’extraction et le stockage des données
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Modèle de protocole basique
Ce protocole est fiable ssi le récepteur est plus rapide que l’émetteur Violation d’une règle basique de la conception des systèmes répartis:
Ne jamais imposer une hypothèse sur les vitesses des processus concurrents
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Synchronisation émetteur-récepteur
Rôle du récepteur :1. interpréter les données2. décider ce qu’il doit faire avec3. allouer la mémoire4. orienter les données vers un destinataire approprié Consommation d’un temps considérable
Rôle de l’émetteur :1. trouver le fournisseur des données à transférer2. il est en arrêt tant qu’il n’y a pas de données à transférer3. libérer de la mémoire après le transfert moins de temps à consommer
Le goulot dans le protocole est le processus de réception
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Première technique de contrôle de flux: protocole X-on X-off
Plus ancien, moins fiable Deux messages de contrôle :
suspend : suspendre le trafic resume : réinitialiser le trafic
Hypothèses : canal est idéal (pas d’erreurs de transmission) vocabulaire du protocole : V = { mesg, suspend, resume }
Les messages de contrôle "suspend" et "resume" sont utilisés pour implémenter la méthode de contrôle de flux
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Protocole X-on X-off : Processus d’émission
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Protocole X-on X-off : Processus de réception
Le message de données passe du compteur vers le processus d’acceptation à travers une file d’attente interne
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Limites du protocole X-on X-off
Le fonctionnement correcte d’un protocole dépend des caractéristiques du canal La perte ou le retard d’un message suspend introduit
un problème de dépassement
Le fonctionnement du protocole doit être indépendant du temps que métrera le message de contrôle pour atteindre l’émetteur
Même problème dans le cas d’une perte d’un message resume
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Limites du protocole X-on X-off
Deux problèmes à résoudre :1. Protection contre les erreurs de dépassement
d’une manière plus fiable
2. Protection contre la perte des messages
Solution au premier problème L’émetteur attend explicitement un acquittement
pour transférer les messages Protocole ping-pong ou stop and wait
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Protocole stop and wait Résout le problème de dépassement mais pas celui de la
perte des données
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Limites du protocole X-on X-off
t : temps de propagation a : temps de réception (traitement et acceptation) p : temps de transmission L’émetteur nécessite un délai de (2t + a – p) pour chaque message
transmit (retard)
Le message d’acquittement (ack) a donc deux fonctions reliées: Faire savoir que le message a été reçu correctement (contrôle d’erreur) Faire savoir que le récepteur est prêt à recevoir un ou plusieurs
nouveaux messages (contrôle de flux) Cette idée conduit à une solution au problème du retard
Protocole à fenêtre.
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Protocole à fenêtre
Dans la phase d’initiation d’appel, le récepteur peut informer l’émetteur de l’espace mémoire réservé aux messages entrants
L’émetteur dispose alors d’un budget pour un nombre fixe des messages sortants
Le budget peut être mis à jour dynamiquement lorsque la quantité d’espace mémoire disponible change
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Protocole à fenêtre : canal idéal
W : budget initial alloué (nombre de messages fixé) W-n : le budget non utilisé
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Perte des messages
L’émetteur sera en attente si seulement si le budget était réduit à 0 Durant le transfert le budget varie entre 0 et W suivant la
rapidité de l’émetteur et le récepteur
Optimisation des communications : l’émetteur peut continuer d’envoyer des paquets même si un certain nombre de paquets déjà transmis n’a pas été acquitté
Mais, le problème de perte, effacement, duplication, désordre sera maintenu
La perte d’une séquence de messages d’acquittement bloquera les deux entités
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Délais d’attente : timeouts
ARRÊT ET ATTENTE: Stop and Wait Protocol L’émetteur envoie, attend acquittement Si l’acquittement arrive, continue avec proch. message Sinon (le message ou l’acquittement pourraient être
perdus!) renvoie message précédent
Problème: combien de temps attendre Solution: établir un temps sur la base du temps
d’allée/retour du message et son acquittement (le double?)
Minuterie: positionner , annuler
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Faute usuelle,
l’émetteur et le récepteur utilisent tout les deux des délais d’attente
Diagramme de séquence d’une erreur
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Faute usuelle,
L’émetteur et le récepteur décident de retransmettre le dernier message émit (cas d’un effacement)
Lorsque le premier acquittement atteint l’émetteur, ce dernier ne peut pas savoir s’il acquitte le message perdu ou retransmit
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Solutions proposées
Leçon n°1 La retransmission est initiée par l’une des deux entités
(émetteur ou récepteur) En général la retransmission est à la responsabilité de
l’émetteur l’émetteur (seul) sait avec certitude quand une nouv donnée a
été transmise
Leçon n°2 L’acquittement doit indiquer quel message a été acquitté,
même dans le cas de l’émission d’un message par période Ajouter le numéro de séquence pour chaque message de
données ou de contrôle
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Numérotation des séquences
Le numéro de séquence appartient à un intervalle fini, il faut vérifier que le recyclage des numéros ne perturbe pas le bon fonctionnement du protocole
Nous allons voir que la numérotation des séquences est utilisée en combinaison avec le protocole à fenêtre
Avant d’établir la combinaison, protocole à fenêtre d’anticipation, nous allons nous familiariser avec l’utilisation des délais d’attente et la numérotation des
séquences (protocole du bit alterné)
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Le protocole du bit alterné (BA)
Le protocole BA est le 1er protocole qui fut spécifié en utilisant la notion de modèle de transitions d’état Article de Bartlett et Scantlebury dans Comm. ACM May
1969, disponible à partir de http://portal.acm.org/portal.cfm• Excellent et fameux article, 2 pages seulement!• Parfois cité comme 1er article dans l’ingénierie des protocoles
BA est un des plus simples protocoles de liaison données, mais il Démontre les principes fondamentaux de tous les protocoles de liaison
de données Réussit à récupérer des erreurs de transmission
• Dans certaines limites… Il a été utilisé dans un grand nombre d’études sur la validation
des protocoles Cependant chaque étude dépend d’un formalisme
particulier
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Découvrons le protocole du bit alterné
Exigence: un protocole qui accepte une séquence de paquets de données et les remet à l’autre côté dans le même ordre
0
1
2
3
Message 0
1
2
3
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Contrôle d’erreurs Problème, le canal peut perdre des données
0
1
2
0
1
2
3
Le récepteur a perdu l’ordre des messages
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Compter les messages
Chaque message contient son numéro, de façon à ce que le récepteur sache quel message il vient de recevoir
Besoin de connexion: les deux côtés doivent initialiser une connexion, ce qui permet d’initialiser le comptage
Étant donné qu’il faut pas gaspiller les bits pour le comptage, essayons avec le plus petit compteur possible: 1 bit (numéro du message mod 2)
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Utilisation du bit alterné Au début, les deux se mettent d’accord pour commencer
à 0
Pour pouvoir reprendre, il faut donner au récepteur la possibilité de demander le renvoi du message perdu
0 Message 0
Message 1
2
3
bit=0
1
0
Attend 0, OK
Attend 1, reçoit 0Erreur
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Deux méthodes
Le récepteur peut envoyer un message NACK 0, signalant le fait que le message 0 n’a pas été reçu
Mais le message NACK pourrait aussi se perdre, donc la solution préférée est d’exiger un ACK pour chaque message reçu
ARRÊT ET ATTENTE: Stop and Wait Protocol
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Protocole bit alterné: Arrêt et attente cas normal
Message n
Attend bit 0: accepté
OK
minuterie t annulée
D0
A
positionne minuterie t
t
t
n-1 messages déjà transmis, n pair
n messages transmis
D0, D1: messages avec bit 0 ou 1A: acquittement
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Bit dans l’acquittement Il faut que l’acquittement contienne l’identification du message
reçu, sinon…
A retransmet DO et pense que l’acquittement est pour le 2ème
Message n Attend bit 0: accepté
D0
D1
n-1 messages déjà transmis, n pair
n messages transmis
AD0
Ceci est l’acquittement du 2ème DO que A croit être pour D1
A
43
Protocole bit alterné: Arrêt et attente
Cas de perte de message (OK)
Message n
TemporisationDoit renvoyer n
B0
B0
Positionne Minuterie
n
n-1 messages déjà transmis, n impair
A0
44
Protocole bit alterné: Arrêt et attente
Cas de perte d’acquittement (OK)
Attend 1: écarté
n
TemporisationDoit renvoyer n
D0
D0
Positionne Minuterie A0
n-1 messages déjà transmis, n pair
A0
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Protocole bit alterné: Arrêt et attente
Chevauchement de message! (OK)
n
TemporisationDoit renvoyer
D0
D0
Positionne Minuterie
n
Attend 1, reçoit 0ÉcarterA0
n-1 messages déjà transmis, n pair
46
Protocole bit alterné: Arrêt et attente
Chevauchement d’ack! (OK)
TemporisationDoit renvoyer
D0
D0
Positionne Minuterie
Attend 1, écarter
A0
Attend ack de 0, OK
n+1D1
n+1
A1
n-1 messages déjà transmis, n pair
n
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Bit alterné unidirectionnel, diagramme de transition
A
Origine du message
Numéro de séquence : bit alterné
0
Les actions d’envoi sont soulignées
A B
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Organigramme du protocole de bit alterné
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Notations Deux type de messages : mesg et ack
Format : { mesg, data, sequence number } { ack, sequence number } mesg:o:s spécifie un message mesg avec un champ de
données o et un numéro de séquence s.
Quatre variables binaires : a, e, r, et s. s : utilisé par l’émetteur pour enregistrer le numéro de la dernière
séquence envoyée r : numéro de la dernière séquence reçue e : numéro de la prochaine séquence attendu par le récepteur a : numéro de la séquence qui vient d’être reçue
Toutes les variables sont initiées à zéro
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Problèmes (montrant que ce protocole n’est pas parfait, comme attendu)
Double chevauchement de message! Un vieux message échoué avec un bit égal à ce qui est
attendu sera considéré bon… D0
n
D0n
A0
D1
A1
OK! (croit avoir reçu n+2)
n+1 n+1
n
A0Acquitte vieille donnée
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Réceptions non spécifiées dans BA
Que va faire l’envoyeur avec un A0 après avoir reçu un A1 lorsqu’il n’a rien envoyé?
Il pourrait l’écarter
• le récepteur recevra un deuxième D0 qu’il acquittera et ignorera
Ou il pourrait lire dans le canal seulement après avoir envoyé D0
• Il considérera son dernier D0 acquitté
• Et il répondra avec !D1 à l’A0 que le récepteur lui enverra
Dans les deux cas, le protocole retournera enfin à la normalité
• Mais la mauvaise donnée a été livrée à l’usager
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Et aussi…
Double chevauchement d’ACK
nD0
D0
A0
n+1
A0
D1
A1
D0
A0
D1D0 n’a pas été reçu, D1 sera écarté
n
n
n+1
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Protocoles à fenêtre d’anticipation (sliding window)
Le protocole du BA peut être généralisé en utilisant un compteur de plusieurs bits: p. ex. 4 bits
Nous avons donc un tampon borné de 2n bits, où n est le nombre de bits
Dans ce cas, il y a plus de liberté concernant la vitesse relative de l’émetteur et du récepteur L’émetteur peut continuer d’envoyer des paquets même si un
certain nombre de paquets déjà transmis n’a pas été acquitté
Les protocoles à fenêtre ont été utilisés dans la couche 2 de X.25, couche 2 de l’OSI et dans TCP HDLC: High-level Data Link Control
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Fenêtre d’anticipation Au moment de l’envoi d’un message, l’émetteur positionne une
minuterie spécifique à ce message
Si l’ack n’est pas reçu dans le délai, le message doit être retransmis, avec tous les messages qui l’ont suivi jusqu’à la détection de l’erreur
L’émetteur doit être prêt à renvoyer tous les messages non acquittés dans une ‘fenêtre’ ou tampon dont la dimension est reliée à l’intervalle de la minuterie
Il peut réutiliser l’espace des messages acquittés La dimension de la fenêtre doit être telle que le transmetteur
puisse être sûr de pouvoir retransmettre toutes les trames non acquittées
L’intervalle de temporisation et la dimension du tampon doivent être soigneusement choisis
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Fenêtre d’anticipation
01
2 0
1Erreur
3
écarté
écarté
écarté
écarté2
émetteur récepteur
3
4
23
5
6L’émetteur s’est enfin aperçu que 2 n’a pas été acquitté (temporisation)
4
4
Émetteur doit garder en mémoire un certain nombre de messages pour pouvoir éventuellement les retransmettre (dans ce cas, de 2 à 6)
56
Quelques calculs, par exemple…
Avec un numéro de séquence de 16 bits, nous pouvons numéroter 65 536 messages
Si un message est de 27 = 128 bits, ceci demande une zone tampon de 216x27 = 223 = 8 388 608 bits
À la modeste vitesse de 9 600 bps, tous les numéros seront utilisés dans 15 minutes
Donc si un message retarde plus de 15 minutes, il pourrait être interprété comme appartenant à la séquence suivante
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Modèle de protocole de fenêtre d’anticipation
Soit M l’intervalle des numéros de séquences disponibles et W le budget initial des messages.
M est suffisamment large pour éviter les problèmes de confusion dus au recyclage
L’émetteur doit mémoriser les messages non acquittés dans cette fenêtre.
Deux vecteurs de valeurs binaires sont utilisés à ces fins : busy[s] = true si le message avec le numéro de séquence s est
émit mais pas acquitté store[s] = true si le message avec le numéro de séquence s est
le dernier message émit Initialement, busy[s] = store[s] = true
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Fonctionnement du protocole : niveau émetteur
L’objectif peut être découpé en 3 sous objectifs1. Transmission des messages
2. Traitements des acquittements
3. Retransmission des messages non acquittés
Quatre variables supplémentaires (initialisées à 0) sont utilisées
s, num de séquence du message à envoyer window, le nombre des messages émis et non acquittés n, num de séquence du premier message envoyé et non acquitté m, num de séquence du dernier message acquitté
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Organigramme BA coté émetteur
60
Fonctionnement du protocole : niveau récepteur
Le récepteur est divisé en 2 processus :1. Processus de réception : reçoit et stocke les messages
2. Processus d’acceptation : accepte et acquitte les messages en utilisant les num de séquences pour les remettre dans l’ordre
Les messages sont acquittés que s’ils sont acceptés éviter les problèmes de bourrage
recvd[M] : variable booléenne pour mémoriser les num des séquences de messages reçus mais non encore acceptés
buffer[M] : mémorise le contenu de ces messages p : num de séquence du prochain message à accepter
(initialiser à 0)
61
Fonctionnement du protocole : niveau récepteur
Deux raison peuvent provoquer l’arrivée d’un message dupliqué :
1. Message reçu mais pas encore acquitté.
2. Message reçu et acquitté, l’acquittement n’a pas atteint l’émetteur.
L’acquittement est retransmit que dans le cas 2. la décision est en fonction de p
valid(m) = ( 0 < p -m≤W)| |(0 < p +M -m≤W)
Le protocole à fenêtre garanti qu’un message retransmit ne peut pas avoir un numéro de séquence supérieur à W et inférieur au dernier message qui a été acquitté
62
Organigramme BA coté récepteur
63
Terminologie le contrôle de flux utilisant des acquittements pour contrôler la
retransmission est désigné par ARQ (Automatic Repeat Request). Trois variantes :
Stop-and-wait ARQ Selective repeat ARQ Go-back-N continuous ARQ
Le protocole Ping-Pong fait partie de la classe stop-and-wait ARQ. Après chaque envoie d’un message, l’émetteur doit attendre un
acquittement (positif ou negatif) ou un timeout
L’utilisation des acquittements dans un protocole à fenêtre d’anticipation est une méthode ARQ à répétition sélective. Seules les premiers messages non acquittées seront transmis
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La couche liaison aujourd’hui La couche liaison était très importante à l’époque où
les réseaux étaient lents et peu fiables (contrôle d’erreurs) et les ressources de mémoire des noeuds étaient limitées (contrôle de
flux) Aujourd’hui les réseaux sont très rapides, très fiables, et les ressources de
mémoire sont importantes À fins d’efficacité et simplicité, beaucoup d’applications sont bâties
directement sur la couche physique (typiquement, IP) Chose qui n’avait pas été prévue par les concepteurs de l’architecture
OSI! Quel est le résultat dans le cas d’erreur?
Certaines applications ne sont pas sensible aux erreurs occasionnels • p.ex. voix sur IP, multimédia
L’application peut être bâtie pour détecter et récupérer des erreurs à son niveau • p.ex. un programme de consultation de bases de données peut
reconnaître l’erreur car les données ne sont pas reçues dans le format approprié et peut donc demander retransmission