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

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

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 Non, B attendra confirmation Général A répond encore: d’accord à 6 h demain Etc… http://www.clipart-darktreasures.com

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

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

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

Position du problème Synchronisation entre la vitesse de transmission et celle de propagation et réception Optimiser l’utilisation du canal 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

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

Contrôle de flux Il y a deux formes fondamentales de 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)

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

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)

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

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

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

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.

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).

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

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

Synchronisation émetteur-récepteur Rôle du récepteur : 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 Rôle de l’émetteur : 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

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

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

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

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

Limites du protocole X-on X-off Deux problèmes à résoudre : Protection contre les erreurs de dépassement d’une manière plus fiable 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

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

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.

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

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

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

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

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

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

Solutions proposées Leçon n°1 Leçon n°2 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

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)

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

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 1 2 3 Message 0

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

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)

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 bit=0 Attend 0, OK Message 0 1 Message 1 Attend 1, reçoit 0 Erreur 2 3

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

Protocole bit alterné: Arrêt et attente cas normal Message n Attend bit 0: accepté OK minuterie t annulée D0 A positionne minuterie t t n-1 messages déjà transmis, n pair n messages transmis D0, D1: messages avec bit 0 ou 1 A: acquittement

Bit dans l’acquittement Il faut que l’acquittement contienne l’identification du message reçu, sinon… Message n Attend bit 0: accepté D0 D1 n-1 messages déjà transmis, n pair n messages transmis A Ceci est l’acquittement du 2ème DO que A croit être pour D1 A retransmet DO et pense que l’acquittement est pour le 2ème

Protocole bit alterné: Arrêt et attente Cas de perte de message (OK) Message n Temporisation Doit renvoyer n B0 Positionne Minuterie n n-1 messages déjà transmis, n impair A0

Protocole bit alterné: Arrêt et attente Cas de perte d’acquittement (OK) n Temporisation Doit renvoyer n D0 Positionne Minuterie A0 n-1 messages déjà transmis, n pair Attend 1: écarté

Protocole bit alterné: Arrêt et attente Chevauchement de message! (OK) n Temporisation Doit renvoyer D0 Positionne Minuterie Attend 1, reçoit 0 Écarter A0 n-1 messages déjà transmis, n pair

Protocole bit alterné: Arrêt et attente Chevauchement d’ack! (OK) Temporisation Doit renvoyer D0 Positionne Minuterie Attend 1, écarter A0 Attend ack de 0, OK n+1 D1 A1 n-1 messages déjà transmis, n pair n

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

Organigramme du protocole de bit alterné

Notations Quatre variables binaires : a, e, r, et s. 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

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 D0 A0 D1 A1 OK! (croit avoir reçu n+2) n+1 Acquitte vieille donnée

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

Et aussi… Double chevauchement d’ACK D0 n n A0 D0 n A0 D1 n+1 n+1 A1 D0 n’a pas été reçu, D1 sera écarté

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

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

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

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

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

Fonctionnement du protocole : niveau émetteur L’objectif peut être découpé en 3 sous objectifs Transmission des messages Traitements des acquittements 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

Organigramme BA coté émetteur

Fonctionnement du protocole : niveau récepteur Le récepteur est divisé en 2 processus : Processus de réception : reçoit et stocke les messages 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)

Fonctionnement du protocole : niveau récepteur Deux raison peuvent provoquer l’arrivée d’un message dupliqué : Message reçu mais pas encore acquitté. 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

Organigramme BA coté récepteur

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

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