Chapitre 3 Couche Liaison

Description
Chapitre 3
• La couche liaison ré cupè re des paquets de la
couche ré seau.
• Pour chaque paquet, elle construit une (ou
plusieurs) trame(s).
• La couche liaison envoie chaque trame à la
couche physique.
Couche Liaison : Principes
05/12/03
Couche liaison
Page 1
05/12/03
Couche liaison
Plan
•
•
•
•
Description
Introduction
Dé limitation de trames
Dé tection/Correction d’erreurs
Contrôle de flux
couche ré seau
couche ré seau
paquet
paquet
couche liaison
couche liaison
trame
trame
couche physique
bits
Couche liaison
Page 2
05/12/03
couche physique
Ré cepteur
Emetteur
05/12/03
Page 5
Couche liaison
Page 6
Services offerts
•
•
•
•
Introduction
05/12/03
Couche liaison
Page 3
05/12/03
Gestion (dé limitation) de trames
Contrôle d’erreurs
Contrôle de flux
Contrôle d'accè s à un canal partagé (MAC)
Couche liaison
Page 7
Couche liaison
• Cette couche doit assurer une transmission
exempte d'erreurs sur un canal de
communication.
Dé limitation de trames
• Les donné es sont fractionné es en trames.
05/12/03
Couche liaison
Page 4
05/12/03
Couche liaison
Page 8
Dé limitation des trames
Exemple
• Il existe trois mé thodes :
• Fanion : 01111110
– Compter les caractè res
– Utiliser des champs dé limiteurs de trame
• Bit de transparence : 0 insé ré aprè s toute
sé quence de cinq 1 successifs dans la trame.
• Technique utilisé e dans :
• Ils se situent en dé but et en fin de trame
• Des bits (ou caractè res) de transparence sont
né cessaires
– HDLC
– PPP
– Violer le codage normalement utilisé dans la
couche physique
05/12/03
Couche liaison
Page 9
05/12/03
Couche liaison
Page 13
Exemple
Compter les caractè res
• On utilise un champ dans l'en-tê te de la
trame pour indiquer le nombre de caractè res
de la trame
Donné es :
01011001111110
• Problè me : si la valeur du champ est
modifié e au cours de la transmission
Trame :
01111110 010110011111010 01111110
• Mé thode rarement utilisé e seule
05/12/03
Couche liaison
Page 10
05/12/03
Page 14
Utiliser des fanions
Exemple
Trames é mises
• Avantages
– permet toujours de retrouver la synchronisation
– permet l'envoi de trames de tailles quelconques
– technique la plus simple
06 ‘S’‘U’‘P’ ‘E’‘R’ 03 ‘L’ ‘E’ 06 ‘C’‘O’‘U’‘R’‘S’
Trames reç ues
• Cette technique est utilisé e é galement en
considé rant des caractè res de dé limitation et
des caractè res de transparence.
06 ‘S’‘U’‘P’ ‘E’‘R’ 04 ‘L’ ‘E’ 06 43 ‘O’‘U’‘R’‘S’
code ASCII de ‘C’
05/12/03
Couche liaison
Couche liaison
Page 11
05/12/03
Utiliser des dé limiteurs
Couche liaison
Page 15
Violer le codage
• Un fanion (dé limiteur) est placé :
• Utilisable lorsque le codage sur le support
physique contient des redondances
• Par exemple :
– au dé but de chaque trame
– à la fin de chaque trame (en fait, au dé but de la
suivante)
– 0 = impulsion positive puis né gative
– 1 = impulsion né gative puis positive
– On peut donc utiliser les combinaisons
positive-positive et né gative-né gative pour
dé limiter les trames
• Un fanion (flag) = sé quence particuliè re de bits
• Des bits de transparence sont alors né cessaires
pour qu’une sé quence binaire dans la trame ne
corresponde accidentellement au fanion.
• Utilisé e dans la norme 802
05/12/03
Couche liaison
Page 12
05/12/03
Couche liaison
Page 16
Types d’erreurs de transmission
• Erreurs isolé es
Dé tection/Correction d’erreurs
05/12/03
Couche liaison
• Erreurs en rafales
– simples à dé tecter
– simples à corriger
– proportion é levé e de
blocs affecté s
Page 17
05/12/03
– difficiles à dé tecter
– difficiles à corriger
– proportion faible de
blocs affecté s
Couche liaison
Transmission d’information
Page 21
Exemple
• taille des blocs é changé s : 1000 bits
• taux d’erreur : 1/1000
canal
bruit
• erreurs isolé es
é metteur
ré cepteur
– la plupart des blocs en erreur
• erreurs en rafale (de longueur 100)
– un bloc sur 100 en erreur en moyenne
05/12/03
Couche liaison
Page 18
05/12/03
Causes d’erreurs sur un canal
Couche liaison
Page 22
Deux straté gies possibles
• rayonnement é lectromagné tique
La destination peut :
• dé tecter les erreurs, puis demander une
retransmission
– relais
– é metteurs
• câblage mal isolé
• effet de distorsion
– code dé tecteurs d’erreurs
• dé tecter et corriger les erreurs
– codes correcteurs d’erreur
05/12/03
Couche liaison
Page 19
05/12/03
Taux d’erreur sur un canal
taux d' erreur =
nombre de bits erroné s
nombre de bits é mis
Couche liaison
Page 23
Principe des codes
• Exploiter la redondance d’informations
⇒ ajouter des bits de contrôle aux bits de
donné es
• 10-9 pour les ré seaux locaux
• 10-5 pour le RTC
• taux é levé pour le té lé phone sans fil
05/12/03
Couche liaison
• Corriger est plus difficile que dé tecter
⇒ plus de bits de contrôle
Page 20
05/12/03
Couche liaison
Page 24
Supré matie des codes dé tecteurs
Capacité d’un code
• Pour qu’un code soit capable de dé tecter d
erreurs, sa distance de Hamming doit ê tre
é gal à d+1.
Les codes dé tecteurs sont plus souvent utilisé s
que les codes correcteurs mais :
– lorsque le canal est unidirectionnel
– lorsque la distance est é levé e (satellite)
– lorsque les erreurs sont isolé es
• Pour qu’un code soit capable de corriger d
erreurs, sa distance de Hamming doit ê tre
é gal à 2*d+1.
les codes correcteurs peuvent (ou doivent) ê tre
utilisé s.
05/12/03
Couche liaison
Page 25
05/12/03
Couche liaison
Mot de code
Page 29
Exercice
d bits de donné es
+
c bits de contrôle
=
n bits d’information (à transmettre)
Soit le code C = { 0000 0000, 0000 1111,
1111 0000, 1111 1111 }
– quel est sa distance ?
– si un ré cepteur reç oit 0000 0111, que peut-il en
conclure ?
– est-il certain de pouvoir reconnaître le mot
original ?
Un tel mot de n bits est appelé un mot de code
05/12/03
Couche liaison
Page 26
05/12/03
Distance de Hamming de 2 mots
Couche liaison
Page 30
Diffé rents codes
• Code de contrôle de parité
Il s’agit du nombre de bits qui diffè rent entre
deux mots de code x et y.
• Code de Hamming
1000 1001
⊕1011 0001
= 0011 1000
• Codes polynomiaux
• …
Dist(x,y) = 3
05/12/03
Couche liaison
Page 27
05/12/03
Distance de Hamming d’un code
Principe : un seul bit (dit de parité ) est ajouté
aux bits de donné es.
Dist(C) = min { Dist(x,y)  x∈C ∧ y ∈C }
• parité paire : le nombre de bits à 1 du mot
formé doit ê tre pair.
Il s’agit de la distance minimale entre 2 mots
du code
Couche liaison
Page 31
Code de contrôle de parité
Soit C un code (dé tecteur et/ou correcteur)
05/12/03
Couche liaison
• parité impaire : le nombre de bits à 1 du mot
formé doit ê tre impair.
Page 28
05/12/03
Couche liaison
Page 32
Exemple
Exemple 1/5
• parité paire
1001000
+ c 3 c 2 c1 c0
100 0001 : bits de donné es
+0
: bit de contrôle
= 0100 0001 : mot de code
⇒
• parité impaire
11 10 9 8 7 6 5 4 3 2 1
101 1001 : bits de donné es
+1
: bit de contrôle
= 1101 1001 : mot de code
05/12/03
Couche liaison
Page 33
05/12/03
peut dé tecter une erreur simple
ne peut dé tecter un nombre pair d’erreurs
peut dé tecter un nombre impair d’erreurs
ne peut corriger une erreur simple
• 1110 = 10112
le bit 11 est contrôlé par c3, c1 et c0
• 1010 = 10102
le bit 10 est contrôlé par c3 et c1
Code dé tecteur
Couche liaison
Page 34
05/12/03
• 810 = 10002
le bit 8 est contrôlé par c 3 (lui-mê me)
– la position d’un bit en erreur (soit d+c valeurs)
– ou l’absence d’erreur (soit 1 valeur)
• 710 = 01112
le bit 7 est contrôlé par c 2, c1 et c0
• ...
Il faut donc : 2c ≥ d+c+1
Page 35
05/12/03
On numé rote les bits de chaque mot de code à
partir de 1 :
Page 39
La liste des bits contrôlé e par chaque bit de
parité est donc sur notre exemple :
• c0 : {1,3,5,7,9,11}
• c1 : {2,3,6,7,10,11}
• c2 : {4,5,6,7}
• c3 : {8,9,10,11}
– les bits de contrôle sont placé s aux positions
repré sentant des puissances de 2
– les bits de donné es sont intercalé s
Couche liaison
Couche liaison
Exemple 4/5
Mot de code de Hamming
05/12/03
Page 38
• 910 = 10012
le bit 9 est contrôlé par c 3 et c0
Principe : c bits de contrôle (de parité ) sont
ajouté s aux d bits de donné es de telle sorte
que la sé quence des c bits de parité puisse
coder :
Couche liaison
Couche liaison
Exemple 3/5
Code de Hamming
05/12/03
Page 37
La liste des bits de parité contrôlant un bit
donné est fourni par sa repré sentation binaire
Distance de Hamming = 2
05/12/03
Couche liaison
Exemple 2/5
Code de contrôle de parité
–
–
–
–
1 0 0 c 3 1 0 0 c 2 0 c 1 c0
Page 36
05/12/03
Couche liaison
Page 40
Exemple 5/5
Exercice
Le mot transmis est donc (en parité paire) :
1 0 0 1 1 0 0 1 0 0 0
Le codage de Hamming est utilisé . Un
ré cepteur reç oit : 111 0101
11 10 9 8 7 6 5 4 3 2 1
05/12/03
Couche liaison
Que peut-on en conclure ?
Page 41
05/12/03
Test à la ré ception 1/2
Couche liaison
Code polynomial
• A la ré ception, les diffé rents test de parité
sont effectué s.
• On considè re que les bits d’une sé quence
binaire sont les coefficients d ’un polynôme.
• Un mot binaire m (de contrôle) constitué
d ’autant de bits que de bits de contrôle est
construit.
• Exemple :
05/12/03
Couche liaison
p = 110001
⇒ p(x) = x5 + x4 + x0
degré de p = 5
Page 42
05/12/03
Test à la ré ception 2/2
Page 46
Arithmé tique modulo 2 (i.e. sans retenue)
• addition et soustraction = ou exclusif
• division
m[i] ← 0
Sinon
m[i] ← 1
11 0101 1011 0000 / 1 0011
quotient = 11 0000 1010
reste = 1110
Fin si
La valeur de m indique la position du bit en
erreur ou 0.
Couche liaison
Couche liaison
Arithmé tique utilisé e
Si le contrôle de parité de ci est OK alors
05/12/03
Page 45
Page 43
05/12/03
Code de Hamming
Couche liaison
Page 47
Division
Deux mé thodes pour l’effectuer à la main :
Distance de Hamming = 3
• division binaire
– peut dé tecter 1 ou 2 erreurs
– peut corriger 1 erreur
• division polynomiale
Code dé tecteur
05/12/03
Couche liaison
Page 44
05/12/03
Couche liaison
Page 48
Code polynomial
Ré cepteur
• T(x) est le mot transmis par l’é metteur
• T′(x) est le mot reç u par le ré cepteur
• Le ré cepteur effectue le test suivant :
Principe : l’é metteur et le ré cepteur se mettent
d’accord sur le choix d’un polynôme dit
gé né rateur G(x).
Si T′(x) / G(x) donne un reste é gal à 0 alors
Le codage consiste à ajouter des bits de
contrôle appelé s :
pas d’erreur
sinon
le total (ou somme) de contrôle
checksum
05/12/03
Couche liaison
une erreur
fin si
Page 49
05/12/03
Emetteur
Couche liaison
Page 53
Normalisation
• Soit D(x) les donné es à envoyer et k le
degré de G(x)
1) calculer D(x)*xk
Plusieurs polynômes ont fait l’objet d’une
norme car possé dant de bonnes proprié té s
CRC 12 = x12 + x11 + x3 + x2 + x +1
revient à ajouter k zé ros (poids faibles) à D(x)
2) calculer D(x)*xk / G(x)
CRC 16 = x16 + x15 + x2 + 1
on obtient le quotient Q(x) et le reste R(x)
CRC CCITT = x16 + x12 + x5 + 1
3) calculer T(x) = D(x)*xk - R(x)
revient à remplacer les k zé ros par R(x)
05/12/03
Couche liaison
Page 50
05/12/03
Exemple
Les codes utilisant CRC 16 et CRC CCITT
donnent des champs de contrôle d’erreur sur
16 bits.
• G(x) = 1 1000 0101
0101 1100 0000 0000
• R(x) =
0100 1101
• T(x) =
0101 1100 0100 1101
05/12/03
Couche liaison
Ils permettent de dé tecter :
– toutes les erreurs simples et doubles
– toutes les rafales de longueur ≤ 16
– les rafales de longueur > 17 avec une
probabilité supé rieure à 99,99%
Page 51
05/12/03
Proprié té
Couche liaison
• Les calculs né cessaires pour obtenir un
champ de contrôle semblent complexes.
Illustration en base 10 :
• En pratique, on utilise presque toujours des
circuits é lectroniques pour le codage et
dé codage polynomial.
• Or un simple registre à dé calage suffit.
210 278 / 10 941 donne un reste é gal à 2399
210 278 - 2399 est divisible par 10 941
Couche liaison
Page 55
Ré alisation
T(x) est toujours divisible par G(x)
Le dividende moins le reste est toujours
divisible par le diviseur.
05/12/03
Page 54
Normalisation
• D(x) = 0101 1100
• D(x)*xk =
Couche liaison
Page 52
05/12/03
Couche liaison
Page 56
Ré cepteur
Tant que vrai ré pé ter
t ← couchePhysique.donnerTrame()
p ← extrairePaquet(t)
coucheReseau.prendrePaquet(p)
Fin tant que
Contrôle de flux
05/12/03
Couche liaison
Page 57
05/12/03
Couche liaison
Protocole 2
Contrôle de flux
•
•
•
•
• Protocole de type « envoyer et attendre »
Utilisation d'acquittements
Gestion de temporisateurs
Numé rotation des trames
Limitation du nombre de trames pouvant
ê tre envoyé es par l'é metteur
05/12/03
Couche liaison
• Hypothè se levé e : mé moire tampon infinie
• Principe
– le ré cepteur envoie une trame d'acquittement
aprè s chaque trame reç ue
– l'é metteur attend de recevoir un acquittement
avant d'é mettre la trame suivante
Page 58
05/12/03
• Hypothè ses
• un é metteur
• un ré cepteur
Page 59
05/12/03
Page 63
Tant que vrai ré pé ter
t ← couchePhysique.donnerTrame()
p ← extrairePaquet(t)
coucheReseau.prendrePaquet(p)
couchePhysique.envoyerAcquittement()
Fin tant que
Tant que vrai ré pé ter
p ← coucheReseau.donnerPaquet()
t ← construireTrame(p)
couchePhysique.prendreTrame(t)
Fin tant que
Couche liaison
Couche liaison
Ré cepteur
Emetteur
05/12/03
Page 62
Tant que vrai ré pé ter
p ← coucheReseau.donnerPaquet()
t ← construireTrame(p)
couchePhysique.prendreTrame(t)
couchePhysique.attendreAquittement()
Fin tant que
– mé moire tampon infinie
– canal parfait (pas de pertes ni d'erreurs)
– protocole mono-directionnel
Couche liaison
Couche liaison
Emetteur
Protocole 1
05/12/03
Page 61
Page 60
05/12/03
Couche liaison
Page 64
Protocole 3
Solution
• Hypothè se levé e : canal parfait
• En considé rant le problè me pré cé dent :
⇒ des trames peuvent ê tre erroné es
⇒ des trames peuvent ê tre perdues
– il s’avè re né cessaire de numé roter les trames
pour distinguer deux trame successives.
• Principe
• De plus, comme on le verra en TD :
– Utiliser une mé thode de dé tection d’erreurs
– Le ré cepteur é met une trame d'acquittement si la trame
arrivé e est correcte.
– L'é metteur ré -é met une trame si aucun ack reç u et si un
certain dé lai de temporisation a expiré
05/12/03
Couche liaison
– il est pré fé rable que la trame d'acquittement
contienne le numé ro de la trame qui est
acquitté e.
Page 65
05/12/03
Emetteur
Couche liaison
• Protocole à fenê tres d’anticipation (sliding
windows).
• Deux fenê tres sont gé ré es par chaque entité
de couche liaison. En effet :
– Toute entité é mettrice possè de une fenê tre
d'anticipation appelé e fenê tre d’é mission
– Toute entité ré ceptrice possè de une fenê tre
d'anticipation appelé e fenê tre de ré ception
Page 66
05/12/03
Couche liaison
Ré cepteur
Fenê tre d’é mission
Tant que vrai ré pé ter
t ← couchePhysique.donnerTrame()
Si estCorrecte(t) alors
p ← extrairePaquet(t)
coucheReseau.prendrePaquet(p)
couchePhysique.envoyerAcquittement()
Fin si
Fin tant que
• La fenê tre d’é mission indique la liste des numé ros
de trames dont on attend l’acquittement.
05/12/03
Couche liaison
• Elle possè de une taille courante variable curE de
valeur infé rieure ou é gale à maxE. On a toujours :
0 ≤ curE ≤ maxE
Page 67
05/12/03
couche
ré seau
– la frontiè re droite (borne supé rieure) est
incré menté e de 1 à chaque envoi
– la frontiè re gauche (borne infé rieure) est
incré menté e de 1 à chaque acquittement reç u
correspondant à la trame associé e à cette
frontiè re
ack
paquet 1
ack
paquet 1
trame 1
05/12/03
É metteur
Couche liaison
Page 71
• La fenê tre est repré senté e par deux
frontiè res (bornes).
trame 1
bruit
Couche liaison
Bornes
paquet 1
∆
Page 70
• Elle possè de une taille maximale maxE indiquant
le nombre maximal de trames qui peuvent ê tre
envoyé es sans se pré occuper des acquittements.
Problè me
couche
ré seau
Page 69
Protocole 4
Tant que vrai ré pé ter
p ← coucheReseau.donnerPaquet()
t ← construireTrame(p)
boolé en ack ← faux
Tant que ack = faux ré pé ter
couchePhysique.prendreTrame(t)
ack ← couchePhysique.attendreAquittement()
Fin Tant que
Fin tant que
05/12/03
Couche liaison
Ré cepteur
Page 68
05/12/03
Couche liaison
Page 72
Mé moires tampons
Bornes
• Coté é metteur, maxE mé moires tampons
sont né cessaires pour stocker les trames.
• En effet, il est possible qu’il faille envoyer à
nouveau une ou plusieurs trames.
• La fenê tre est repré senté e par deux
frontiè res (bornes).
• les deux frontiè res sont toutes deux
incré menté es de 1 chaque fois qu’une trame
correcte correspondant à la frontiè re droite
(borne infé rieure) est reç ue.
05/12/03
Couche liaison
Page 73
05/12/03
Couche liaison
Exemple
Page 77
Exemple
• Considé rons que :
7
0
6
5
– les trames soient numé roté s de 0 à 7 (sur 3 bits)
– maxE = 3
– curE = 0 (initialement)
7
1
2
4
3
7
7
1
2
4
r1)
0
6
5
3
0
6
5
1
2
4
r2)
3
r3)
0
6
5
1
2
4
3
r4)
05/12/03
Couche liaison
Page 74
05/12/03
7
0
7
1
2
4
3
7
4
0
3
e4)
05/12/03
3
7
1
2
4
7
1
2
4
3
e3)
0
6
5
• Utiliser des fenê tre d’anticipation permet
d’utiliser la technique de pipelinage.
• Cela consiste à envoyer plusieurs trames
successivement sans attendre de recevoir les
trames d'acquittement.
• Il est important de bien ré gler la largeur des
fenê tres pour amé liorer l'efficacité du
pipelinage.
0
6
5
e2)
1
2
4
7
1
2
e1)
6
5
0
6
5
3
e5)
0
6
5
1
2
4
3
e6)
Couche liaison
Page 75
05/12/03
Page 79
• Temps d’é mission Te(t) = temps né cessaire pour
que la trame t passe sur le canal.
Te(t) = length(t)/d où :
d = dé bit du canal (en bits/s)
length(t) = longueur de la trame t (en bits)
• Temps de propagation Tp = temps né cessaire pour
qu’un bit passe de l’é metteur au ré cepteur.
• Temps de traitement T t = temps né cessaire au
ré cepteur pour traiter une trame.
• La fenê tre de ré ception indique la liste des
numé ros de trame attendus.
• La fenê tre de ré ception possè de une taille R
qui ne varie pas (sauf cas particuliers).
Couche liaison
Couche liaison
Calcul de l’efficacité
Fenê tre de ré ception
05/12/03
Page 78
Pipelinage
Exemple
6
5
Couche liaison
Page 76
05/12/03
Couche liaison
Page 80
Acquittement « individuel »
Calcul de l’efficacité
• Hypothè se : toutes les trames sont de longueur m.
• Temps d’attente Ta = temps né cessaire pour
recevoir l’acquittement d’une trame é mise.
Ta = Te(t) + Tp + Tt + Te(ack) + Tp où :
trame 0
trame 1
ack 0
trame 2
ack 1
– t dé signe une trame quelconque
– ack dé signe une trame quelconque d’acquittement.
• Temps d’é mission maximale Tem = temps
maximal pendant lequel il est possible d’é mettre
des trames. Tem = maxE*m/d
05/12/03
Couche liaison
temps
ack 2
Emetteur
Page 81
05/12/03
Ré cepteur
Couche liaison
Page 85
Acquittement « collectif »
Efficacité
• Efficacité :
trame 0
trame 1
100% si Tem >= Ta
Tem/Ta sinon
trame 2
temps
• NB : calcul thé orique ne prenant en compte
ack 2
– ni les erreurs de transmission
– ni les problè mes de surcharge du ré cepteur
Emetteur
05/12/03
Couche liaison
Page 82
05/12/03
Page 83
05/12/03
Acquittements
Page 87
maxE = 8 et n =8
• L’é metteur envoie un sé rie de trames numé roté es
de 0 à 7,
• L’é metteur reç oit un acquittement « collectif »
avec le numé ro 7,
• L’é metteur envoie une nouvelle sé rie de trames
numé roté es de 0 à 7,
• L’é metteur reç oit un acquittement « collectif »
avec le numé ro 7.
– d’envoyer un acquittement « individuel » pour
chaque trame
– d’envoyer un acquittement « collectif » en
indiquant
• le plus grand numé ro de trame parmi celles qui sont
acquitté es
• ou le numé ro de la prochaine trame attendue.
Couche liaison
Couche liaison
Exemple
• Lorsque plusieurs trames doivent ê tre
acquitté es, il est possible :
05/12/03
Page 86
• Il est né cessaire que :
maxE < n
où n repré sente le nombre de numé ros de trames
(allant de 0 à n-1) pouvant ê tre utilisé s.
• En effet, comme le ré cepteur peut envoyer
plusieurs fois le mê me acquittement, une
ambiguïté peut apparaître.
• Soient d= 50kbits/s, m = 1000 bits, Tp =
250ms, Tt et ack considé ré s comme
né gligeables (nuls)
• Calculer l’efficacité pour maxE = 1
• Calculer l’efficacité pour maxE = 25
Couche liaison
Couche liaison
Contrainte
Exercice
05/12/03
Ré cepteur
Page 84
05/12/03
Couche liaison
Page 88
Erreurs de transmission
Exemple
• Si une trame situé e au milieu d'une sé rie est
perdue ou erroné e ?
• Deux techniques de rejet sont possibles :
– technique du rejet total
– technique du rejet sé lectif
05/12/03
Couche liaison
Page 89
05/12/03
Technique de rejet total
• La technique de rejet sé lectif impose une
nouvelle contrainte sur la valeur de maxE :
il faut choisir une valeur au plus é gale à n/2
• En effet, un problè me survient lorsque une
nouvelle fenê tre au niveau de l'é metteur se
superpose à une ancienne.
– inconvé nient : le canal est mal exploité
– avantage : pas besoin de mé moires tampons
• Cette technique correspond à l’utilisation
d’une fenê tre de ré ception de taille 1.
Couche liaison
Page 93
Technique de rejet sé lectif
• Le ré cepteur rejettent toutes les trames qui
suivent celle qui est erroné e.
05/12/03
Couche liaison
Page 90
05/12/03
Couche liaison
Page 94
Superposition
Exemple
• Lorsque la communication est bidirectionnelle (un
é metteur et un ré cepteur de chaque côté ), il est
possible d’utiliser un champ des trames de
donné es pour indiquer un acquittement.
• Il s’agit d’une technique de superposition
(piggybacking)
• Avantage : quelques bits versus une trame
• Inconvé nient : attendre une trame de donné es
• NB : si pas de trames de donné es à envoyer dans
un certain dé lai, envoyer une trame de contrôle.
05/12/03
Couche liaison
Page 91
Technique de rejet sé lectif
• Le ré cepteur accepte les suivantes (en les stockant)
jusqu'à une certaine limite donné e par R.
– avantage : le canal est mieux exploité
– inconvé nient : besoin de mé moires tampons
• Cette technique correspond à l’utilisation d’une
fenê tre de ré ception de taille supé rieure à 1.
• Le ré cepteur utilise un acquittement « collectif ».
05/12/03
Couche liaison
Page 92
05/12/03
Couche liaison
Page 95