La couche Liaison et ses problmes de contrle

La couche Liaison et ses problèmes de contrôle du flux de données Azza Ouled Zaid Institut Supérieur d’Informatique 2ème année Cycle Ingénieur 1

Deux généraux qui doivent prendre une ville… l Seulement en agissant ensemble peuvent-ils gagner… l l Un général n’attaquera que s’il est certain que l’autre attaquera aussi Le seul moyen de communication est un pigeon… 2 http: //www. clipart-darktreasures. com

Un dialogue sans espoir… l l Général A envoie un message: attaquons à 6 h demain l Attaqueront-ils? l Non, A attendra confirmation Général B envoie une réponse: d’accord à 6 h demain l Attaqueront-ils? l Non, B attendra confirmation Général A répond encore: d’accord à 6 h demain l Attaqueront-ils? l Non, A attendra confirmation Etc… 3

Il n’y a pas de protocole pour résoudre ce problème! l Preuve (informelle): l Supposez qu’un protocole existe l Il doit impliquer au moins un message l Il doit être tel que si le dernier message est perdu, les généraux attaquent l Donc le dernier message ne serait pas nécessaire l Enlevons le dernier message pour un protocole plus efficace l Le même raisonnement s’applique inductivement à tout message, y inclus le premier! l Aucun message ne serait nécessaire • contradiction 4

Erreurs résiduels l Après analyse, on découvre que ce résultat s’applique à n’importe quel protocole! l 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 l l 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 l l 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 5

Problèmes de sécurité l 6 Considérez aussi la possibilité que le pigeon puisse être intercepté et remplacé par un autre pigeon avec un message différent…

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 l Le 2ème et 3ème objectifs sont complémentaires l L’émission lente est pénalisante l L’émission rapide introduit la congestion l La capacité de stockage des nœuds intermédiaires est limitée pour supporter les messages échangés par plusieurs pairs emetteur-recepteur 7

Objectif du cours l Établir un système de contrôle de flux complet à partir d’une séquence de modifications apportées à un modèle basique simple l Les règles de procédures de ces protocoles sont définies par un langage de spécification basé sur l’SDL 8

Contrôle de flux l 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) l Il y a deux formes fondamentales de contrôle de flux: l Explicite: le récepteur dit à l’émetteur qu’il est prêt à recevoir x paquets l Implicite: le récepteur n’accepte pas (p. ex. n’envoie plus d’acquittements) 9

Notations l 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 l next: o l’extraction interne de donnée o qui sera transmise dans le prochain (next) message de sortie l accept: i stockage i comme donnée reçue acceptée 10

Structure d’un organigramme l Les actions d’un processus sont spécifiées par des symboles. l 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 11 messages entrant et sortant (input, output)

Structure d’un organigramme l Les tests booléens sont évalués sans délais l Les conditions d’attente sont utilisées pour modéliser la synchronisation du processus l l Elles indiquent que l’exécution n’aura lieu que si une condition donnée soit vraie Les éléments restants d’un organigramme sont : l Les arêtes directionnelles l Les connecteurs 12

Structure d’un organigramme l Les arêtes directionnelles indiquent que le contrôle du flux converge uniquement vers les connecteurs l Elles peuvent diverger aux conditions d’attentes et aux tests booléens 13

Structure d’un organigramme l File d’attente de capacité infinie : l Associée à un organigramme du processus l Utilisée pour stocker les messages qui arrivent l Déclarations output : les messages sont insérés dans la file d’attente l Déclarations input : les messages sont extrait de la file d’attente 14

Structure d’un organigramme l Les outputs, déclarations, conditions d’attente, événements internes et les tests booléens peuvent apparaître à n’importe quelle localisation dans l’organigramme l Les inputs doivent suivre les symboles d’attente que nous désignons par receive. 15

Structure d’un organigramme l 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 l Si le message dans la première trame de la file est d’un autre type, il s’agit d’une erreur de protocole l Un délai d’attente (timeout) est une condition de synchronisation interne représentée par un événement interne. l L’exécution sera suspendue tant que l’expression (une fois évaluée) donne la valeur booléenne vrai (une valeur non nulle). 16

Structure d’un organigramme l l Deux actions internes pour modéliser les accès : next et accept l next: a, b indique l’extraction interne des éléments a et b d’une base de données interne l 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 17

Modèle de protocole basique l l 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 18

Synchronisation émetteur-récepteur l Rôle du récepteur : 1. 2. 3. 4. l Rôle de l’émetteur : 1. 2. 3. l interpréter les données décider ce qu’il doit faire avec allouer la mémoire orienter les données vers un destinataire approprié Consommation d’un temps considérable trouver le fournisseur des données à transférer il est en arrêt tant qu’il n’y a pas de données à transférer libérer de la mémoire après le transfert moins de temps à consommer Le goulot dans le protocole est le processus de réception 19

Première technique de contrôle de flux: protocole X-on X-off l Plus ancien, moins fiable l Deux messages de contrôle : l l l suspend : suspendre le trafic l resume : réinitialiser le trafic Hypothèses : l canal est idéal (pas d’erreurs de transmission) l vocabulaire du protocole : V = { mesg, suspend, resume } Les messages de contrôle "suspend" et "resume" sont utilisés pour implémenter la méthode de contrôle de flux 20

Protocole X-on X-off : Processus d’émission 21

Protocole X-on X-off : Processus de réception 22 données passe du compteur vers le processus d’acceptation à travers une file Le message de d’attente interne

Limites du protocole X-on X-off l Le fonctionnement correcte d’un protocole dépend des caractéristiques du canal l La perte ou le retard d’un message suspend introduit un problème de dépassement l Le fonctionnement du protocole doit être indépendant du temps que métrera le message de contrôle pour atteindre l’émetteur l Même problème dans le cas d’une perte d’un message resume 23

Limites du protocole X-on X-off l l 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 L’émetteur attend explicitement un acquittement pour transférer les messages l Protocole ping-pong ou stop and wait 24

Protocole stop and wait l Résout le problème de dépassement mais pas celui de la perte des données 25

Limites du protocole X-on X-off l l l t : temps de propagation a : temps de réception (traitement et acceptation) p : temps de transmission L’émetteur nécessite un délai de (2 t + a – p) pour chaque message transmit (retard) Le message d’acquittement (ack) a donc deux fonctions reliées: l Faire savoir que le message a été reçu correctement (contrôle d’erreur) l 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. 26

Protocole à fenêtre l Dans la phase d’initiation d’appel, le récepteur peut informer l’émetteur de l’espace mémoire réservé aux messages entrants l L’émetteur dispose alors d’un budget pour un nombre fixe des messages sortants l Le budget peut être mis à jour dynamiquement lorsque la quantité d’espace mémoire disponible change 27

Protocole à fenêtre : canal idéal l l W : budget initial alloué (nombre de messages fixé) 28 W-n : le budget non utilisé

Perte des messages l L’émetteur sera en attente si seulement si le budget était réduit à 0 l Durant le transfert le budget varie entre 0 et W suivant la rapidité de l’émetteur et le récepteur l 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 l Mais, le problème de perte, effacement, duplication, désordre sera maintenu l 29 La perte d’une séquence de messages d’acquittement bloquera les deux entités

Délais d’attente : timeouts l l 30 ARRÊT ET ATTENTE: Stop and Wait Protocol l L’émetteur envoie, attend acquittement l Si l’acquittement arrive, continue avec proch. message l Sinon (le message ou l’acquittement pourraient être perdus!) renvoie message précédent Problème: combien de temps attendre l Solution: établir un temps sur la base du temps d’allée/retour du message et son acquittement (le double? ) l Minuterie: positionner , annuler

Faute usuelle, l l’émetteur et le récepteur utilisent tout les deux des délais d’attente 31 Diagramme de séquence d’une erreur

Faute usuelle, l L’émetteur et le récepteur décident de retransmettre le dernier message émit (cas d’un effacement) l Lorsque le premier acquittement atteint l’émetteur, ce dernier ne peut pas savoir s’il acquitte le message perdu ou retransmit 32

Solutions proposées l Leçon n° 1 l La retransmission est initiée par l’une des deux entités (émetteur ou récepteur) l En général la retransmission est à la responsabilité de l’émetteur l l’émetteur (seul) sait avec certitude quand une nouv donnée a été transmise l Leçon n° 2 l L’acquittement doit indiquer quel message a été acquitté, même dans le cas de l’émission d’un message par période l Ajouter le numéro de séquence pour chaque message de données ou de contrôle 33

Numérotation des séquences l 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 l Nous allons voir que la numérotation des séquences est utilisée en combinaison avec le protocole à fenêtre l 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) 34

Le protocole du bit alterné (BA) l Le protocole BA est le 1 er protocole qui fut spécifié en utilisant la notion de modèle de transitions d’état l 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 1 er article dans l’ingénierie des protocoles l BA est un des plus simples protocoles de liaison données, mais il l 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 l Cependant chaque étude dépend d’un formalisme particulier 35

Découvrons le protocole du bit alterné l Exigence: un protocole qui accepte une séquence de paquets de données et les remet à l’autre côté dans le même ordre Message 0 0 1 1 2 2 3 3 36

Contrôle d’erreurs l Problème, le canal peut perdre des données 0 0 1 37 Le récepteur a perdu l’ordre des messages 2 1 3 2

Compter les messages l Chaque message contient son numéro, de façon à ce que le récepteur sache quel message il vient de recevoir l Besoin de connexion: les deux côtés doivent initialiser une connexion, ce qui permet d’initialiser le comptage l 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) 38

Utilisation du bit alterné l Au début, les deux se mettent d’accord pour commencer à 0 Message 1 2 bit=0 0 Attend 0, OK 1 0 Attend 1, reçoit 0 Erreur 3 l Pour pouvoir reprendre, il faut donner au récepteur la possibilité de demander le renvoi du message perdu 39

Deux méthodes l Le récepteur peut envoyer un message NACK 0, signalant le fait que le message 0 n’a pas été reçu l Mais le message NACK pourrait aussi se perdre, donc la solution préférée est d’exiger un ACK pour chaque message reçu l ARRÊT ET ATTENTE: Stop and Wait Protocol 40

Protocole bit alterné: Arrêt et attente cas normal n-1 messages déjà transmis, n pair Message n D 0 Attend bit 0: accepté t positionne minuterie t OK minuterie t annulée A t n messages transmis 41 D 0, D 1: messages avec bit 0 ou 1 A: acquittement

Bit dans l’acquittement l Il faut que l’acquittement contienne l’identification du message reçu, sinon… n-1 messages déjà transmis, n pair Message n D 0 Attend bit 0: accepté A A retransmet DO et pense que l’acquittement est pour le 2ème D 0 A D 1 Ceci est l’acquittement du 2ème DO que A croit être pour D 1 42 n messages transmis

Protocole bit alterné: Arrêt et attente l Cas de perte de message (OK) n-1 messages déjà transmis, n impair Message n B 0 Positionne Minuterie Temporisation Doit renvoyer n B 0 A 0 43 n

Protocole bit alterné: Arrêt et attente l Cas de perte d’acquittement (OK) n-1 messages déjà transmis, n pair n D 0 Positionne Minuterie Temporisation Doit renvoyer n A 0 Attend 1: écarté D 0 A 0 44

Protocole bit alterné: Arrêt et attente l Chevauchement de message! (OK) n-1 messages déjà transmis, n pair n D 0 Positionne Minuterie Temporisation Doit renvoyer D 0 A 0 45 n Attend 1, reçoit 0 Écarter

Protocole bit alterné: Arrêt et attente l Chevauchement d’ack! (OK) n-1 messages déjà transmis, n pair Positionne Minuterie n Temporisation Doit renvoyer Attend ack de 0, OK n+1 D 0 A 0 D 1 A 1 46 Attend 1, écarter n+1

Bit alterné unidirectionnel, diagramme de transition B A Les actions d’envoi sont soulignées A 0 Numéro de séquence : bit alterné Origine du message 47

Organigramme du protocole de bit alterné 48

Notations l Deux type de messages : mesg et ack l Format : l l Quatre variables binaires : a, e, r, et s. l l l { 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. 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 49

Problèmes (montrant que ce protocole n’est pas parfait, comme attendu) l Double chevauchement de message! l Un vieux message échoué avec un bit égal à ce qui est attendu sera considéré bon… n n D 0 n A 0 n+1 D 1 n+1 A 0 50 OK! (croit avoir reçu n+2) Acquitte vieille donnée

Réceptions non spécifiées dans BA l Que va faire l’envoyeur avec un A 0 après avoir reçu un A 1 lorsqu’il n’a rien envoyé? l Il pourrait l’écarter • le récepteur recevra un deuxième D 0 qu’il acquittera et ignorera l Ou il pourrait lire dans le canal seulement après avoir envoyé D 0 • Il considérera son dernier D 0 acquitté • Et il répondra avec !D 1 à l’A 0 que le récepteur lui enverra l Dans les deux cas, le protocole retournera enfin à la normalité • Mais la mauvaise donnée a été livrée à l’usager 51

Et aussi… l Double chevauchement d’ACK D 0 n n A 0 n D 0 A 0 n+1 D 1 n+1 A 1 D 0 A 0 D 1 52 D 0 n’a pas été reçu, D 1 sera écarté

Protocoles à fenêtre d’anticipation (sliding window) l Le protocole du BA peut être généralisé en utilisant un compteur de plusieurs bits: p. ex. 4 bits l Nous avons donc un tampon borné de 2 n bits, où n est le nombre de bits l Dans ce cas, il y a plus de liberté concernant la vitesse relative de l’émetteur et du récepteur l l 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 l HDLC: High-level Data Link Control 53

Fenêtre d’anticipation l Au moment de l’envoi d’un message, l’émetteur positionne une minuterie spécifique à ce message l 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 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 l Il peut réutiliser l’espace des messages acquittés l La dimension de la fenêtre doit être telle que le transmetteur puisse être sûr de pouvoir retransmettre toutes les trames non acquittées l L’intervalle de temporisation et la dimension du tampon doivent 54être soigneusement choisis

Fenêtre d’anticipation émetteur 0 1 2 3 4 L’émetteur s’est enfin aperçu que 2 n’a pas été acquitté (temporisation) 5 6 2 3 4 récepteur 0 1 Erreur écarté 2 3 4 Émetteur doit garder en mémoire un certain nombre de messages pour pouvoir éventuellement 55 les retransmettre (dans ce cas, de 2 à 6)

Quelques calculs, par exemple… l Avec un numéro de séquence de 16 bits, nous pouvons numéroter 65 536 messages l Si un message est de 27 = 128 bits, ceci demande une zone tampon de 216 x 27 = 223 = 8 388 608 bits l À la modeste vitesse de 9 600 bps, tous les numéros seront utilisés dans 15 minutes l Donc si un message retarde plus de 15 minutes, il pourrait être interprété comme appartenant à la séquence suivante 56

Modèle de protocole de fenêtre d’anticipation l Soit M l’intervalle des numéros de séquences disponibles et W le budget initial des messages. l M est suffisamment large pour éviter les problèmes de confusion dus au recyclage l L’émetteur doit mémoriser les messages non acquittés dans cette fenêtre. l Deux vecteurs de valeurs binaires sont utilisés à ces fins : l busy[s] = true si le message avec le numéro de séquence s est émit mais pas acquitté l store[s] = true si le message avec le numéro de séquence s est le dernier message émit l Initialement, busy[s] = store[s] = true 57

Fonctionnement du protocole : niveau émetteur l l L’objectif peut être découpé en 3 sous objectifs 1. Transmission des messages 2. Traitements des acquittements 3. Retransmission des messages non acquittés Quatre variables supplémentaires (initialisées à 0) sont utilisées l s, num de séquence du message à envoyer l window, le nombre des messages émis et non acquittés l n, num de séquence du premier message envoyé et non acquitté l m, num de séquence du dernier message acquitté 58

Organigramme BA coté émetteur 59

Fonctionnement du protocole : niveau récepteur l 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 l Les messages sont acquittés que s’ils sont acceptés éviter les problèmes de bourrage l 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) l l 60

Fonctionnement du protocole : niveau récepteur l l l 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) l 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 61

Organigramme BA coté récepteur 62

Terminologie l l le contrôle de flux utilisant des acquittements pour contrôler la retransmission est désigné par ARQ (Automatic Repeat Request). Trois variantes : l Stop-and-wait ARQ l Selective repeat ARQ l Go-back-N continuous ARQ l Le protocole Ping-Pong fait partie de la classe stop-and-wait ARQ. l Après chaque envoie d’un message, l’émetteur doit attendre un acquittement (positif ou negatif) ou un timeout l L’utilisation des acquittements dans un protocole à fenêtre d’anticipation est une méthode ARQ à répétition sélective. l Seules premiers messages non acquittées seront transmis 63

La couche liaison aujourd’hui l l La couche liaison était très importante à l’époque où l les réseaux étaient lents et peu fiables (contrôle d’erreurs) l 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) l Chose qui n’avait pas été prévue par les concepteurs de l’architecture OSI! Quel est le résultat dans le cas d’erreur? l l 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 64 format approprié et peut donc demander retransmission