4 Strato di collegamento 1 2010infocom.uniroma1.it/~rrsn/wiki/uploads... · H l d f l PD d (Ha lo scopo di formare la PDU di strato (frame) incapsulando la PDU di strato superiore

1

Marco Listanti

Lo strato di collegamentoP t 1Parte 1

INFOCOM DeptTelecomunicazioni e Telerilevamento - Prof. Marco Listanti - A.A. 2010/2011

2

Strato di collegamento (Data Link)g ( )

Gli host e i router sono i nodi

i canali di comunicazione che collegano nodi adiacenti lungo un

link

collegano nodi adiacenti lungo un cammino sono i collegamenti (link)

collegamenti cablati

ll i i lcollegamenti wireless

LAN

Le unità di dati scambiate dai Le unità di dati scambiate dai protocolli a livello di link sono chiamate frame.

I protocolli di strato di collegamento si occupano del trasporto dei pacchetti lungo


p p p gun singolo canale di comunicazione (link)

3

Strato di collegamentoStrato di collegamento

Un pacchetto può essere gestito da diversi protocolli su collegamenti differentip g

Es., un pacchetto può essere gestito da Ethernet sul primo collegamento da PPP sull’ultimo e da un sul primo collegamento, da PPP sull ultimo e da un protocollo WAN nel collegamento intermedio

I i i ti d i t lli d l li ll di I servizi erogati dai protocolli del livello di link possono essere differenti

Ad esempio, non tutti i protocolli forniscono un servizio di consegna affidabile (controllo d’errore)


4

Servizi offerti dallo strato di linkServizi offerti dallo strato di link

FramingI protocolli incapsulano i pacchetti del livello di rete all’interno di un frame a livello di linkframe a livello di link

Se necessario (reti ad accesso multiplo) il protocollo MAC controlla l’accesso al mezzo

Per identificare origine e destinatario vengono utilizzati indirizzi “MAC”

Rivelazione e correzione degli erroriGli i i d l i d l l l Gli errori sono causati dal transito del segnale nel mezzo trasmissivo

Il nodo ricevente individua la presenza di erroripè possibile grazie all’inserimento, da parte del nodo trasmittente, di bit di controllo di errore all’interno del frame

Il nodo ricevente oltre a rivelare l’errore e lo corregge


Il nodo ricevente oltre a rivelare l errore e lo corregge

5

Servizi offerti dal livello di collegamentoServizi offerti dal livello di collegamento

ll d flControllo di flussoEvita che il nodo trasmittente saturi quello ricevente

C ffid bil d i d ti it i iConsegna affidabile dei dati e ritrasmissioneNel caso i requisiti dell’applicazione impongano una consegna affidabile dei dati il protocollo di link può effettuare la ritrasmissi ne delle frame affette da err reritrasmissione delle frame affette da errore

Questa funzione può essere eseguita anche nello strato di trasporto (es. TCP)

È normalmente utilizzata nei collegamenti soggetti a elevati tassi di i ( ll i i l )

g ggerrori (es.: collegamenti wireless)

Half-duplex e full-duplexNella modalità full duplex li estremi di un colle amento possono Nella modalità full-duplex gli estremi di un collegamento possono trasmettere contemporaneamentenella modalità half-duplex la trasmissione nei due versi è alternata


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Esempio di implementazioneEsempio di implementazione

applicazione

In tutti gli host

È realizzato in una CPU Memoria

trasportorete

collegamentoNetwork Interface Card (NIC)

Controllore

host bus (es, PCI)

collegamento

Es. scheda Ethernet, PCMCI, 802.11

Implementa il livello di Trasmissione

collegamentofisico

Implementa il livello di collegamento e fisico

E’ una combinazione di Network adaptor

E una combinazione di hardware, software e firmware


7

Esempio di implementazioneEsempio di implementazione

pacchetto pacchetto

Control-Control-

host

lore

host

lore

Lato mittente: Lato ricevente:

mittente frame pacchetto ricevente

Incapsula un pacchetto in un frame.

Imposta il bit rilevazione

Individua gli errori, trasferimento dati affidabile, controllo di

Imposta il bit rilevazione degli errori, trasferimento dati affidabile, controllo di flusso etc

flusso, etc.

Estrae i pacchetti e li passa al nodo ricevente


flusso, etc. passa al nodo ricevente

8

Marco Listanti

FramingFraming


9

FramingFraming

H l d f l PD d (f ) Ha lo scopo di formare la PDU di strato (frame) incapsulando la PDU di strato superiore (pacchetto)L’ tità i t d i d di L’entità ricevente deve essere in grado di riconoscere senza ambiguità l’inizio e la fine di ogni frame (funzione di delimitazione)Ad ogni frame viene aggiunto all’inizio e alla fine una sequenza fissa di bit, denominata flag

L’entità ricevente esamina il flusso binario entrante e delimita le frame riconoscendo i flag di apertura e di chiusura

Problema della simulazione del flag all’interno della frame


10

Esempio di funzione di delimitazioneEsempio di funzione di delimitazione

b l f d l Fl d d l èUna possibile configurazione del Flag di delimitazione è01111110

Per evitare la simulazione si utilizzano le funzioni diBit stuffing

In emissione, si aggiunge uno “0” dopo ogni sequenza di cinque “1” consecutivi all’interno della frame indipendentemente da quale sia il bit successivo

Bit destuffingIn ricezione si contano gli “1” consecutiviQ nd s n i ti in “1” ns ti i si s min l if Quando sono ricevuti cinque 1” consecutivi, si esamina la cifra successiva

se è un “1”: la sequenza di cifre binarie è un Flags è n “0”: st è n bit di st ffin d indi ss limin t


se è un 0”: questo è un bit di stuffing e deve quindi essere eliminato

11

Esempio bit stuffingEsempio bit stuffing

Sequenza originale1 0 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 1 1 1 1 1 1 0 0

Sequenza trasmessa

1 0 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 1 1 1 1 1 1 0 0

Sequenza trasmessa

1 0 1 1 1 1 1 0 1 1 1 1 1 0 1 0 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 0

Sequenza ricevuta bit di stuffing

1 0 1 1 1 1 1 0 1 1 1 1 1 0 1 0 1 1 0 1 1 1 1 1 0 0 0 1 1 1 1 1 0 1 0 00 dopo cinque “1”

consecutivi:bit di stuffing

bit distuffing

bit distuffing

bit distuffing


bit di stuffingbit eliminato

ff gbit eliminato

gbit eliminato

gbit eliminato

12

Byte stuffing e de-stuffingByte stuffing e de stuffing

l l ll PPP (P P P l)Utilizzata nel protocollo PPP (Point to Point Protocol)Byte stuffing

In emissione se in una parte della frame compare la sequenza “01111110” (ad In emissione, se in una parte della frame compare la sequenza 01111110 (ad eccezione del flag”, viene premesso il byte “01111101”

Byte destuffingI i i i i d b t ti i “01111101” d i d i In ricezione se si ricevono due byte consecutivi “01111101” uno dei due viene eliminato

EsempioSequenza originale

1 0 1 1 1 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1 1 1 1 0 1 0 1 1 1 1 1 0 0

Sequenza trasmessa

1 0 1 1 1 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1 1 1 1 0 1 0 1 1 1 1 1 0 1 0 1 1 1 1 1 0 0


1 0 1 1 1 1 1 1 1 0 1 1 0 1 1 1 1 1 0 1 0 1 1 1 1 1 0 1 0 1 1 1 1 1 0 0

13

Marco Listanti

Rivelazione e correzione d’erroreRivelazione e correzione d errore


14

Controllo d’erroreControllo d errore

La trasmissione introduce erroriBit Error Rate (BER)

Il controllo d’errore si usa quando il livello trasmissivo non soddisfa i requisiti dell’applicazione

Il controllo d’errore assicura un determinato livello di accuratezza nella trasferimento di uno stream ddati

Due approcci possibilipp pError detection & retransmission (ARQ)

Forward Error Correction (FEC)


F rwar Err r rr ct n (FE )

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Principio base del controllo d’errorePrincipio base del controllo d errore

Si organizza la trasmissione in modo da trasformare i blocchi di dati trasmessi in particolari “parole di codice” (codeword)

Se il blocco ricevuto non è una parola di codice è considerato Se il blocco ricevuto non è una parola di codice è considerato in errore

E’ necessaria una ridondanza (overhead) costituita da un ( )insieme di bit di controllo da aggiungere al blocco dati d’utente

E’ possibile che il canale trasformi la parola di codice trasmessa in una stringa di bit che è ugualmente una parola di trasmessa in una stringa di bit che è ugualmente una parola di codice

Controllo della codeword

Informazioned’utente Codificatore Canale


Codeword

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Rivelazione di errore (2/4)Rivelazione di errore (2/4)

Sek è la lunghezza del blocco da proteggere;

k è il di bit di t lln-k è il numero di bit di controllo

Le codeword sono di lunghezza uguale a n bit

S PDU è l it d ti i fi i Se una PDU è colpita da errore e se questi sono in configurazione tale da non essere rivelati (sostituzione di codeword), si verifica l’evento di “errori non rivelati”I metodi di codifica per rivelare errori rientrano usualmente nella categoria dei codici con controllo di parità (parity check codes)

codici a parità singolacodici a parità singola

codici a parità a blocchi

codici a ridondanza ciclica (CRC, Cyclic Redundancy Check)


( , y y )

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Funzione di Error DetectionFunzione di Error Detection

Bit informativi Bit ricevuti

Calcolo deibit di controllok

bits

Calcolodei bit

CanaleComparatore

bits

dei bitdi controllo

Comparatore

Bit di controllo La frame è

Bit dicontrollo

i ticontrollo trasmessi

n-k bitaccettata solo se i

bit di controllo ricevuti sono uguali

ricevuti


a quelli calcolati

18

Controllo di parità singolaControllo di parità singola

Aggiunge un bit di parità a k bit informativi

Info Bit b1 b2 b3 bkInfo Bit b1, b2, b3, …, bk

Check Bit bk+1= (b1+ b2+ b3+ …+ bk ) modulo 2Codeword (b1, b2, b3, …, bk,, bk+!)

Un blocco dati trasmesso ha un numero pari di “1”Un blocco dati trasmesso ha un numero pari di 1

Il ricevitore controlla se il numero di “1” è pariE’ i l bil l i i fi i di h E’ rivelabile una qualsiasi configurazione di errore che modifica un numero dispari di bit

Tutte le configurazione di errore che modificano un numero


Tutte le configurazione di errore che modificano un numero pari di bit non sono rilevabili

19

EsempioEsempio

B f ( b ) (0 1 0 1 1 0 0)Bit informativi (7 bit): (0, 1, 0, 1, 1, 0, 0)Bit di parità: b8 = 0 + 1 + 0 + 1 +1 + 0 + 0 = 1Codeword (8 bit): (0, 1, 0, 1, 1, 0, 0, 1)

Errore singolo nel bit 3 : (0, 1, 1, 1, 1, 0, 0, 1)N di “1” è l 5 (di i)Numero di “1” è uguale a 5 (dispari)Errore rivelato

E i bi 3 d 5 (0 1 1 1 0 0 0 1)Errore nei bit 3 and 5: (0, 1, 1, 1, 0, 0, 0, 1)Numero di “1” = 4 (pari)


Errore non rivelato

20

Prestazioni del controllo di paritàPrestazioni del controllo di parità

RidondanzaIl controllo di parità aggiunge 1 bit di ridondanza ogni k bit informativiinformativi

overhead = 1/(k + 1)

Errori rivelatiErrori rivelatiUna configurazione di errore è una stringa binaria composta da (n=k+1) bit [(k+1)-tuple], in cui sono presenti bit “1” nelle posizioni in cui si sono verificati gli errori mentre gli altri bit sono uguali a “0” cui si sono verificati gli errori, mentre gli altri bit sono uguali a 0

Tutte le configurazioni di errore con un numero dispari di bit modificati sono rivelati

Tra tutte le 2k+1 (k + 1)-tuple binarie, ½ hanno un numero dispari di “1”

Solo il 50% delle configurazioni di errore possono essere rivelate


Solo il 50% delle configurazioni di errore possono essere rivelate

21


N l l’ h l d b Normalmente si assume l’ipotesi che i canali introducono errori sui bit in modo indipendente con probabilità p

una statistica più attendibile prevede errori a burst

Alcune configurazioni di errore sono più probabili di altre

[ ] 87

1)1()1(10000000 −=−=

ppppP [ ]

[ ]2

862 )1()1(11000000

1)()(

⎟⎟⎞

⎜⎜⎛

−=−=

−

ppppP

pppp

Poichè si può assumere p<0.5 si ha p/(1 – p)<1, le configurazioni con 1 solo errore sono più probabili delle

[ ]1

)1()1(11000000 ⎟⎟⎠

⎜⎜⎝ −

==p

pppP

configurazioni con 1 solo errore sono più probabili delle configurazioni con 2 errori e così via

Qual è la probabilità di non rivelare gli errori ?


Q p g

22


Gl l b lGli errori non rivelabiliConfigurazione d’errore con un numero pari di “1”

{ } { })1()1(

1#.PrPr4422 +−⎟⎟

⎞⎜⎜⎛

+−⎟⎟⎞

⎜⎜⎛

=

==

−− nn ppn

ppn

dipariconerrorediconfigrivelabilenonerrore

Esempio: n=32, p=10-3

...)1(4)1(2 +−⎟⎟⎠

⎜⎜⎝

+−⎟⎟⎠

⎜⎜⎝

= pppp

p p{ }

2834330323 )101()10(32

)101()10(32

Pr

⎟⎞

⎜⎛

⎟⎞

⎜⎛

=rivelabilenonerrore

4126

2834330323

1096.4)10(35960)10(496

...)101()10(4

)101()10(2

−−−

−−−−

⋅≈+=

=+−⎟⎟⎠

⎞⎜⎜⎝

⎛+−⎟⎟

⎠

⎞⎜⎜⎝

⎛


)()(

23

Quanto è “buono” un codice ?Quanto è buono un codice ?

ox

x xx

x

o o

ooo

o Distanza bassa:C di

In molti canali le configurazioni di errore più probabili sono quelle con un

b di bi i x xx x

oo

ooooo

o Codicenon buono

numero basso di bit errati

Questi errori trasformano le codeword trasmesse in

x = codewordso = noncodewords

le codeword trasmesse in n-tuple “vicine”

Se le codeword sono o = noncodewords

x xooo

“vicine” tra loro allora la funzione di rivelazione può fallire

Distanza x x x

oo

oo

oooo

o

oI buoni codici massimizzano la “distanza” tra le codeword trasmesse

Distanza elevata:Codicebuono


x x oo

ocodeword trasmesse buono

24

Controllo di parità bi-dimensionaleControllo di parità bi-dimensionale

Un numero maggiore di bit di parità aumentano l t i i d l le prestazioni del codice

Si l

1 0 0 1 0 0

0 1 0 0 0 1La colonna

finale è f d i Si struttura la sequenza

di bit informativi in colonne

1 0 0 1 0 0

1 1 0 1 1 0

formata dai bit di parità di

ogni riga

Si aggiunge un bit di parità per ogni colonna

1 0 0 1 1 1

La riga finale è

Si aggiunge una “colonna di parità”

formata dai bit di controllo di ogni colonna


25

Capacità di rivelazione d’errore1 0 0 1 0 0 1 0 0 1 0 0

Capacità di rivelazione d errore

0 0 0 0 0 1

1 0 0 1 0 02

errori1

0 0 0 0 0 1

1 0 0 1 0 0

1 1 0 1 1 0

1 0 0 1 1 1

1errore 1 0 0 1 1 0

1 0 0 1 1 1 Configurazioni con 1, 2, o 3 errori

1 0 0 1 0 01 0 0 1 0 0

,possono essere sempre rivelate.

Non tutte le 1 0 0 1 0 0

0 0 0 1 0 1

1 0 0 1 0 0

3errori

1 0 0 1 0 0

0 0 0 1 0 1

1 0 0 1 0 0

Non tutte le configurazioni di >4 errori possono essere rivelate1 0 0 1 0 0

1 0 0 0 1 0

1 0 0 1 1 1 4 errori

1 0 0 1 0 0

1 0 0 1 1 0

1 0 0 1 1 1

essere rivelate


1 0 0 1 1 1 4 errori(non rivelabile)

1 0 0 1 1 1

26

Altri codici di rivelazione d’erroreAltri codici di rivelazione d errore

I codici a parità singola hanno scarse prestazioniElevata probabilità di non rivelare errorip

I codici bi-dimensionali hanno overhead elevatoi hi d l t di bit di t llrichiedono un numero elevato di bit di controllo

I codici più usati sono

Internet ChecksumsStrato di trasporto (implementazione software)Strato di trasporto (implementazione software)

Codici polinomiali a ridondanza ciclica (CRC)


Strato di collegamento (implementazione hardware)

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Internet ChecksumInternet Checksum

Molti protocolli usati in Internet (es. IP, TCP, UDP) usano bit di controllo (checksum) per rivelare errori nell’header IP (o nell’header e nel campo dati delle unità dati TCP/UDP)nell header e nel campo dati delle unità dati TCP/UDP)

Il checksum è inserito in uno specifico campo dell’header delle PDU (RFC 1071)

Il checksum è ricalcolato in ogni router e quindi deve essere di facile implementazione in software

Si considera che la stringa di bit da proteggere sia composta da L parole di 16 bit

b0, b1, b2, ..., bL-1

Il checksum è una stringa bL di 16 bit


Il checksum è una stringa bL di 16 bit

28

Calcolo del ChecksumCalcolo del Checksum

Il checksum bL è calcolato come segue

Ciascuna stringa di 16-bit è considerata un interog

x = b0+ b1+ b2+...+ bL-1 modulo 216-1

Il h k è d t d Il checksum è dato da

bL = - x modulo 216-1

Quindi, l’intero blocco trasmesso deve soddisfare la seguente proprietà

0 = b0+ b1+ b2+ ...+ bL-1 + bL modulo 216-1

Il calcolo del checksum è eseguito in softwareINFOCOM Dept

Telecomunicazioni e Telerilevamento - Prof. Marco Listanti - A.A. 2010/2011

Il calcolo del checksum è eseguito in software

29

EsempioEsempio

Uso di Aritmetica modulare

Stringhe di 4 bitStringhe di 4 bit

Si usa l’aritmetica mod_(24-1)=mod_15b0 = 1100 = 12

b1 = 1010 = 10

b0+b1 = 12+10 = 7 mod_15

b2 = -7 = 8 mod 15b2 7 8 mod_15

Quindi


b2 = 1000

30

Marco Listanti

Protocolli di accesso multiplo

Medium Access Control (MAC)


31

Protocolli di accesso multiploProtocolli di accesso multiplo

E d d ll d Esistono due tipi di collegamenti di rete:Collegamento punto-punto (PPP)

Impiegato in connessioni telefonicheImpiegato in connessioni telefonicheCollegamenti punto-punto tra Ethernet e host

Collegamento broadcast (cavo o canale condiviso)EthernetWireless LAN 802.11

l bl t RF di ipersone a un

kt il p t


canale cablatocondiviso

RF condivisa(es. 802.11 WiFi)

RF condivisa(satellite)

cocktail party (rumore, aria condivisi)

32


C h l d d Centinaia o anche migliaia di nodi possono comunicare direttamente su un canale broadcastbroadcast

Si genera una collisione quando i nodi ricevono due o più frame contemporaneamente o più frame contemporaneamente.

Protocolli di accesso multiploProtocolli che fissano le modalità con cui i nodi regolano le loro trasmissioni sul canale condivisoLa comunicazione relativa al canale condiviso deve utilizzare lo stesso canale

non c’è un canale “out of band” per la coordinazione


non c è un canale out-of-band per la coordinazione

33

Protocollo di accesso multiplo idealeProtocollo di accesso multiplo ideale

Se il protocollo opera su un canale broadcast di capacità di R bit/s

Quando un nodo deve inviare dati, questo dispone di un banda uguale a R bit/s

Quando M nodi devono inviare dati, questi dispongono di un banda uguale a R/M bit/s

Il protocollo è decentralizzatonon ci sono nodi masternon ci sono nodi master

non c’è sincronizzazione dei clock

Il protocollo è sempliceINFOCOM Dept


Il protocollo è semplice

34


P ll dd d l l ( l Protocolli a suddivisione del canale (canalizzazione statica)

Suddivide del canale in “parti più piccole” (slot di tempo Suddivide del canale in parti più piccole (slot di tempo, frequenza, codice)le parti vengono allocate ad un nodo per utilizzo esclusivo

Protocolli ad accesso dinamicoProtocolli ad accesso casuale (random access)rotocoll ad accesso casuale (random access)

I canali non vengono divisi e si può verificare una collisioneI nodi coinvolti ritrasmettono ripetutamente i pacchetti

Protocolli ad accesso controllato (controlled access)Ciascun nodo ha il suo turno di trasmissione, ma i nodi che hanno molto da trasmettere possono avere turni più lunghi.


35


Medium sharing techniquesMedium sharing techniques

Static Dynamic Medium Static channelization

Dynamic Medium Access Control

Random access

Canale partizionato

Allocazione

Controlled access

Allocazione dedicata agli utenti

l

Coordinamento preventivo

Applicazioni

Nessun coordinamento preventivo

ApplicazioniSatellite

Telefonia

ApplicazioniToken ring

Wireless

p

Applicazioni

Aloha


Telefonia cellulare

Wireless LANs Ethernet

36Protocollo ad accesso controllato Token-PassingToken-Passing

Rete ad anello

token

tokenFrame

La stazione che detiene il token può trasmettere

Non sono possibili collisioniINFOCOM Dept


Non sono possibili collisioni

37

Random AccessRandom Access

Rete a bus

Crash!!

Una stazione trasmette quando è pronta

Possibili collisioni, strategie di ritrasmissione


Possibili collisioni, strategie di ritrasmissione

38

Protocolli ad accesso casualeProtocolli ad accesso casuale

Quando un nodo deve inviare un pacchettoQuando un nodo deve inviare un pacchettotrasmette sempre alla massima velocità del canale, cioè R bit/snessun coordinamento a priori tra i nodim p

Se due o più nodi trasmettono “contemporaneamente” si ha una “collisione”Un protocollo ad accesso casuale definisce

Come rilevare un’eventuale collisioneLe politiche di ritrasmissione in caso di collisione

Esempi di protocolli ad accesso casualel tt d ALOHAslotted ALOHA

ALOHACSMA CSMA/CD CSMA/CA


CSMA, CSMA/CD, CSMA/CA

39

Prodotto Banda-RitardoProdotto Banda Ritardo

Prodotto banda ritardo

PBR = R.d (bit)R (bit/s): banda del canale

d (sec): ritardo di propagazione end-to-end

E’ il numero di bit che si trovano contemporaneamente sul canale

lunghezza elettrica del canalelunghezza elettrica del canale

Parametro chiave dei protocolli MACIl coordinamento tra i nodi richiede l’uso della banda del canale (in Il coordinamento tra i nodi richiede l uso della banda del canale (in modo esplicito o implicito)

La difficoltà del coordinamento è legata al prodotto banda-ritardo


40

Esempio MAC con due nodiEsempio MAC con due nodi

Distanza d kmA trasmette all’istante t=0

Distanza d kmtprop = d / ν s

A Bt=0

B non trasmette Caso 1

Btrasmette prima di t=tprop quindi A cattura il canale

A

B trasmette appena prima A B

A i l l

Caso 2

di t=tprop e rivela la collisione

bi dA B

A rivela la collisione all’istante t 2 t


subito dopot = 2 tprop

41

Calcolo dell’efficienzaCalcolo dell efficienza

La trasmissione di una frame ha un intervallo di vulnerabilitàuguale a 2tprop

Il nodo B non deve iniziare la trasmissione un tempo t prima e Il nodo B non deve iniziare la trasmissione un tempo tprop prima e dopo rispetto all’inizio della trasmissione di A

R bit rate del canale (bit/s)

L l h di f m (bit)L lunghezza di una frame (bit)

aLRtRtLL

+=

+=

+==

11

/11Efficienza maxρ

aLRtRtL propprop +++ 1/1

bit/s 1Massimo Throughput RLR ff ===

Prodotto banda

bit/s 1/

Massimo Throughput RatRL

Rprop

eff ++Ritardo di Propagazionetprop


rodotto banda ritardo normalizzato Tempo di trasmissione

di una frameRLa prop

/=

42

Valori tipici del prodotto banda-ritardoValori tipici del prodotto banda ritardo

Distanza 10 Mbit/s 100 Mbit/s 1 Gbit/s Tipo di rete

1 m 5 x 10-2 5 x 10-1 5 x 10 Desk area network (DAN)

100 m 5 x 101 5 x 102 5 x 103 Local area network (LAN)

10 km 5 x 102 5 x 103 5 x 104 Metropolitan area network (MAN)

1000 km 5 x 104 5 x 105 5 x 106 Wide area network (WAN)

100000 km 5 x 106 5 x 107 5 x 108 Global area network

Max size Ethernet frame= 1500 byte = 12000 bit = 1.2 104 bitSe aumenta il prodotto banda.ritardo l’efficienza di un protocollo MAC diminuisce


43

Prestazioni di ritardoPrestazioni di ritardoE[T]/X

E[T] = average frametransfer delay

A basso carico il ritardo è uguale al

dela

y X = average frametransmission time

uguale al tempo di trasmissione

ansf

er d Ad alto carico

il ritardo cresce a causa d ll tt Tr

a delle attese per l’accesso al canale

1

Carico massimo minore di 1

INFOCOM DeptTelecomunicazioni e Telerilevamento - Prof. Marco Listanti - A.A. 2010/2011Carico

ρρmax 1

44

Dipendenza da aDipendenza da a

E[T]/X[ ]

aa′

Del

ay

aa′

ansf

er D a′ > a

Tra

Carico1


ρρmax 1ρ′max

45

Protocollo ALOHAProtocollo ALOHA

P ll l l’ d Protocollo sviluppato per l’interconnessione tra dipartimenti dell’Università delle Hawaii

Un nodo trasmette appena ha una frame prontapp pSe viene trasmessa più di una frame si ha una collisione (frame persa)Se un nodo non riceve un ACK entro un certo tempo (timeout) il Se un nodo non riceve un ACK entro un certo tempo (timeout), il nodo calcola il tempo di ritrasmissione (backoff time)Il nodo ritrasmette allo scadere del backoff time

tBackoff time (B)Prima trasmissione Ritrasmissione

tt0t0-X t0+X t0+X+2tprop t0+X+2tprop + B

Intervallo di Time-out


Intervallo divulnerabilità

Time out

46

Modello prestazionale AlohaModello prestazionale Aloha

DefinizioniX : frame transmission time (costante)

S: throughput (numero medio di trame trasmesse con successo in un intervallo di X secondi) (0<S<1)

G: load (numero medio di tentativi di trasmissione in un intervallo di X secondi)

Psucc : probabilità che una trama sia trasmessa con successo

Si hasuccessPGS ⋅=


success

47

Modello prestazionale AlohaModello prestazionale Aloha

L’intervallo di vulnerabilità nella trasmissione di una frame è uguale a 2X succ

PP

2X] i i i 0[=

g

Si consideri che il carico G comprenda anche le

GPP

] 2n in arrivi 0[2X] in arrivi 0[

=Δ=

==

trasmissioni

Dividiamo X in n intervalli di durata Δ=X/n

n

nG 22n

n per

)1(p)-(1

∞→

−==

di durata Δ=X/n

se p è la probabilità di una trasmissione in un GeP 2

n per

−=

∞→

intervallo Δ si ha

G = n p

succ eP =


48

Throughput AlohaThroughput Aloha

G2

Max throughput ρmax= 1/2e (18 4%)

Gsuccess GeGPS 2−==

1/2e (18.4%)

Comportamento bimodaleper valori bassi di G 0 16

0.180.2 e-2 = 0.184

per valori bassi di G, S≈G

per valori elevati di G, S↓0 0.1

0.120.140.16

S ↓

Le collisioni sono in numero elevato il throughput tende a zero0.02

0.040.060.08

throughput tende a zeroinstabilità

0

00.0

0781

250.0

1562

50.0

3125

0.062

50.1

25 0.25 0.5 1 2 4


0

G

49

Slotted ALOHASlotted ALOHA

IpotesiTutti i pacchetti hanno la stessa dimensione

OperazioniQuando a un nodo arriva un nuovo pacchetto da spedire il stessa dimensione

Il tempo è suddiviso in slot; ogni slot equivale al tempo di trasmissione di un pacchetto

nuovo pacchetto da spedire, il nodo attende fino all’inizio dello slot successivo.

Se non si verifica una trasmissione di un pacchetto

I nodi iniziano la trasmissione dei pacchetti solo all’inizio d li l t

Se non si verifica una collisione: il nodo può trasmettere un nuovo pacchetto nello slot successivo

degli slot.

I nodi sono sincronizzati

Se in uno slot due o più

Se si verifica una collisione: il nodo la rileva prima della fine dello slot e ritrasmette con probabilità p il suo pacchetto Se in uno slot due o più

pacchetti collidono, i nodi coinvolti rilevano l’evento prima del termine dello slot

probabilità p il suo pacchetto durante gli slot successivi


50

Slotted ALOHASlotted ALOHA

ProConsente a un singolo nodo di trasmettere continuamente

ControUna certa frazione degli slot presenterà collisioni e di trasmettere continuamente

pacchetti alla massima velocità del canaleÈ fortemente decentralizzato

presenterà collisioni e di conseguenza andrà “sprecata”Un’alta frazione degli slot rimane vuota quindi inattivaÈ fortemente decentralizzato,

ciascun nodo rileva le collisioni e decide indipendentemente quando ritrasmettere.

rimane vuota, quindi inattiva


È estremamente semplice

51

L’efficienza dello Slotted AlohaL efficienza dello Slotted Aloha

L’efficienza è definita come la frazione Per ottenere la massima efficienza con N nodi attivi, bisogna trovare il

L efficienza è definita come la frazione di slot in cui avviene una trasmissione utile in presenza di un elevato numero di nodi attivi che hanno sempre un elevato

Supponiamo N nodi con

attivi, bisogna trovare il valore p* che massimizzaNp(1-p)N-1 → p*=1/N

Per un elevato numero di

nodi attivi, che hanno sempre un elevato numero pacchetti da spedire.

Supponiamo N nodi con pacchetti da spedire, ognuno trasmette i pacchetti in uno slot con

b bilità

Per un elevato numero di nodi, ricaviamo che

*)1(*lim 1 =− −pNp Nprobabilità pLa probabilità di successo di un dato nodo = p(1-p)N-1 36,01)11(lim

)1(lim

==−=∞→

∞→

eN

pNp

NN

N

p p

La probabilità che un nodo arbitrario abbia successo N (1 )N 1

Nel caso migliore: solo il 36% degli slot sono utilizzatati in modo utile

∞→ eNN


= Np(1-p)N-1 slot sono utilizzatati in modo utile

52

Throughput AlohaThroughput Aloha

GPGPGPS =Δ=== ]n in arrivi 0[ X] in arrivi 0[Gnn

success

GenGGpG

GPGPGPS−→−=−=

=Δ===

)1()1(

]n in arrivi 0[ X] in arrivi 0[

0.3680.35

0.40

Ge-G

0.1840 20

0.25

0.30

0.10

0.15

0.20

Ge-2G

0

0.05

3 5 5 5 5 5 1 2 4 8


0.01

563

0.03

125

0.06

25

0.12

5

0.25 0.5 1 2 4 8

53

Applicazioni slotted AlohaApplicazioni slotted Aloha

CicloCiclo

Mini slot di

. . .. . .

Slot di trasmissioneMini-slot di prenotazione

Alcuni protocolli permettono la prenotazione di slot per effettuare la trasmissione delle frameL’asse dei tempi è suddiviso in cicliOgni ciclo ha una serie di mini-slot per effettuare l g p

le prenotazioniI nodi usano ilprotocollo slotted Aloha nei mini-slot

ff tt l t i iINFOCOM Dept


per effettuare le prenotazioni

54Accesso multiplo a rilevazionedella portante (CSMA)della portante (CSMA)

Carrier Sensing Multiple AccessUn nodo ascolta prima di trasmettereUn nodo ascolta prima di trasmettere

Se rileva che il canale è libero, trasmette l‘intera f frame

Se il canale è occupato, il nodo aspetta un altro intervallo di tempo

Analogia: se qualcun altro sta parlando Analogia: se qualcun altro sta parlando, aspettate finché abbia concluso


55

CSMACSMA

Un nodo ascolta il canale prima di trasmettereUn nodo ascolta il canale prima di trasmettereSe il canale è occupato, attende o applica il backoff (varie opzioni)Se il canale è libero, inizia la trasmissione

Intervallo di vulnerabilità è uguale a 2tprop (effetto di cattura del canale)Se avviene una collisione, questa interessa l’intera frameqse a>1, nessun guadagno rispetto ai protocolli ALOHA or slotted ALOHA

Il nodo A inizia

A

Il nodo A inizia a trasmettere a t = 0

Il nodo A cattura il canale al tempo


Ap

t = tprop

56

Algoritmi di persistenzaAlgoritmi di persistenza

Si li d d i l il l Si applicano quando un nodo rivela il canale occupato1-persistent CSMA

Il nodo inizia la trasmissione non appena il canale si libera

Basso ritardo e bassa efficienza

N i t t CSMANon-persistent CSMAIl nodo applica un backoff, quindi effettua un nuovo carrier sensing

Alto ritardo e alta efficienzaAlto ritardo e alta efficienza

p-persistent CSMAIl nodo attende fino a che Wait il canale si libera, quindiIl nodo attende fino a che Wait il canale si libera, quindi

con probabilità p trasmette

con probabilità 1-p attende un breve periodo (mini-slot) ed effettua nuovamente il carrier sensing


Il ritardo e l’efficienza possono essere modulati

57

Prestazioni 1-persistent CSMAPrestazioni 1 persistent CSMA

Prestazioni0.53

S0,6

Migliori di Aloha e slotted

l h 0.45

a = 0.01

0,4

0,5

Aloha per piccoli valori di a

0 16

a =0.1

0 2

0,3

Peggiori di Aloha se a > 1

0.16

a = 10,1

0,2

G0

0,02

0,03

0,06

0,13

0,25 0,5 1 2 4 8 16 32 64


58

Prestazioni non-persistent CSMAPrestazioni non persistent CSMA

Valori di 0 1S

0 9 Valori di troughput più alto rispetto a

0.81

a = 0.010 60.70.80.9

p1-persistent per piccoli valori di a

0.51

0 30.40.50.6

a

Peggiori di Al h 1

0.14a = 0.1

a = 10

0.10.20.3

Aloha se a > 1G0

0.02

0.03

0.06

0.13

0.25 0.

5 1 2 4 8 16 32 64


59

CSMA with Collision Detection (CSMA/CD)CSMA with Collision Detection (CSMA/CD)

“Ascolta prima di parlare e mentre parli”

Rivela le collisioni ed interrompe la trasmissione

Un nodo ascolta il canale prima di trasmettereDopo l’inizio della trasmissione il nodo continua ad ascoltare il canale pper rivelare le collisioni

Se viene rivelata una collisione, tutti i nodi coinvolti interrompono la trasmissione e rischedulano dopo un intervallo di backofftrasmissione e rischedulano dopo un intervallo di backoff

Nel protocollo CSMA, una collisione comporta un periodo di inutilizzazione del canale uguale a al tempo di trasmissione di una g pframe

Il protocollo CSMA-CD riduce le durate delel collisioni e quindi t l’ ffi i


aumenta l’efficienza

60

Rivelazione di una collisioneRivelazione di una collisione

B inizia aA inizia a

trasmettere a t = 0

BB inizia atrasmettere at = tprop- δ;

A

B rivela la collisione a t = t

BAt = tprop

BA rivela la collisione a A

Nel caso peggiore i nodi coinvolti nella collisione le

t= 2 tprop- δ

Nel caso peggiore i nodi coinvolti nella collisione le rivelano dopo un tempo t=2tprop

Mi d l t di t i i di fINFOCOM Dept


Minore del tempo di trasmissione di una frame

61

EthernetEthernet

Lo standard LAN Ethernet LAN è basato sul CSMA-CD

1-persistent CSMA

R = 10 Mbit/sR = 10 Mbit/s

tprop = 51.2 μs512 bit = 64 byte slot

distanza massima 2.5 km + 4 repeaters

Truncated Binary Exponential BackoffDopo l’n-ma collisione, il tempo di backoff è scelto tra i valori {0 1 2k 1} dove k=min(n 10)


{0, 1,…, 2k – 1}, dove k=min(n, 10)

62

Confronto MAC random accessConfronto MAC random access

1 1 P CSMACSMA/CD

0.8

1 1-P CSMA

Non-P CSMAρ

0.6Slotted ALOHA

ρmax

0.2

0.4ALOHA

00.01 0.1 1

a

For piccoli valori di a: CSMA-CD ha il throughput migliore

For grandi valori di a: le prestazioni migliori sono di Aloha &


For grandi valori di a: le prestazioni migliori sono di Aloha & slotted Aloha

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4 Strato di collegamento 1 2010infocom.uniroma1.it/~rrsn/wiki/uploads... · H l d f l PD d (Ha lo scopo di formare la PDU di strato (frame) incapsulando la PDU di strato superiore