1 Chapitre 4 Lacquittement (acknowledgment) Auteur des transparents: L. Logrippo w3.uqo.ca/luigi

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Chapitre 4

L’acquittement(acknowledgment)

Auteur des transparents: L. Logrippow3.uqo.ca/luigi

INF6001 Chap 3 2

Protocoles

Procédures concernant la communicationAfin que deux ou plusieurs parties puissent

communiquer, ils doivent utiliser un protocole communP.ex. pour communiquer par la poste, il faut informer

les autres de votre adresse, il faut regarder dans la boîte aux lettres périodiquement, poster aux boîtes rouges, utiliser des enveloppes, des timbres, etc.

INF6001 Chap 3 3

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

INF6001 Chap 3 4

Un dialogue sans espoir…

Général A envoie un message: attaquons à 6h demain Attaqueront-ils? Non, A attendra confirmation

Général B envoie une réponse: d’accord à 6h demain Attaqueront-ils? Non, B attendra confirmation

Général A répond encore: d’accord à 6 h demain Attaqueront-ils? Non, A attendra confirmation

Etc…

http://www.clipart-darktreasures.com

INF6001 Chap 3 5

Il n’y a pas de protocole pour résoudre ce problème!

Preuve (informelle): (v. notes de cours du Prof. Pelc pour une preuve plus générale)

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

INF6001 Chap 3 6

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 milieu 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

Et nous avons aussi des applications pour lesquelles la fiabilité absolue n’est pas nécessaire Si un paquet est perdu dans la transmission de la parole, de la musique, d’une

image de télévision, l’usager pourrait ne pas s’en rendre compte

INF6001 Chap 3 7

Problèmes de sécurité

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

INF6001 Chap 3 8

Fonctionnalité des acquittements

Dans les systèmes télématiques, les acquittements peuvent avoir deux fonctions différentes Simplement faire savoir que le message a été reçu

Surtout dans la couche liaison de données Répondre à la requête

Surtout dans la couche application

C’est la première fonction qui nous préoccupe en ce chapitre

INF6001 Chap 3 9

La détection d’erreurs dans les modèles à couche

Quelle couche est la plus appropriée pour la détection d’erreurs?

Dans l’ OSI, la détection d’erreurs se fait un peu partout dans les premières 4 couches surtout dans la couche 2: Liaison de données pas du tout après la couche Transport

Dans le TCP/IP, elle se fait à la couche TCP (Transport)Cependant en principe il n’y a pas de couche préférableChaque couche doit en quelque sorte se préoccuper d’erreurs à

son niveau Détectable p.ex. comme ‘réception non spécifiée’

Même dans les applications nous devons nous préoccuper de la possibilité d’erreurs P.ex. une application de base de données qui reçoit une requête dans

un format non valable

INF6001 Chap 3 10

Protocoles à trois étapes – Three-way handshake

Utilisé dans TCP, connexion et déconnexionEt dans un grand nombre d’autres protocoles

Invitation

Accept (ou non)

Confirm.

INF6001 Chap 3 11

Avec ré-essai

Chaque côté renvoie après un certain temps

Ici aussi, il n’y a pas certitude après l’envoi de conf.

Afin de chercher à la créer, on pourrait avoir une temporisation et boucle pour conf, ce qui demanderait une 2ème conf, etc.

! invit

? accept

tempor.

! conf

? invit

! accept

tempor.

? conf

Peut commencer à envoyer sans être certain….

INF6001 Chap 3 12

Le protocole du bit alterné (BA)

Le protocole BA fut 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 l’UQO sur 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 possible, mais il Démontre les principes fondamentaux de tous les protocoles de liaison de

données Réussit à récupérer des erreurs de transmission

Dans certaines limites, nous verrons… Il a été utilisé dans un grand nombre d’études sur la validation des

protocoles

http://portal.acm.org/portal.cfm

INF6001 Chap 3 13

Découvrons le protocole du bit alterné

Exigence: un protocole qui accepte une séquence de paquets de données et les remet à l’autre côté dans le même ordre

0

1

2

3

Message 0

1

2

3

Effet désiré: comment l’obtenir?

INF6001 Chap 3 14

Contrôle d’erreurs

Problème, le canal peut perdre des données

0

1

2

0

1

2

3

Le récepteur a perdu l’ordre des messages

INF6001 Chap 3 15

Compter les messages

Chaque message contient son numéro, afin 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

INF6001 Chap 3 16

Utilisation du bit alterné

Le protocole commence le comptage à 0

Pour pouvoir reprendre, il faut donner au récepteur la possibilité de demander le renvoi du message perdu

0 Message 0

Message 1

2

3

bit=0

1

0

Attend 0, OK

Attend 1, reçoit 0Erreur

INF6001 Chap 3 17

Deux méthodes

Le récepteur peut envoyer un message NACK 0, signalant le fait que le message 0 n’a pas été reçu Cependant ce message pourra lui-même être perdu

Une solution équivalente est d’exiger un ACK pour chaque message reçu Qui peut lui aussi être perdu

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 précédentProblème: 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

INF6001 Chap 3 18

Arrêt et attente (stop-and-wait)

Cas normal

Message n Attend bit 0: accepté

OK

minuterie t annulée

D0

Ack

positionne minuterie t

t

t

n-1 messages déjà transmis, n pair

Message n+1

D1

positionne minuterie t

t

Etc.

INF6001 Chap 3 19

Perte de message dans arrêt-attente(si l’attente n’est pas assez longue)


D0

D1


Ack

Retransmet DO et pense que l’acquittement est pour le 2ème

D0

Ceci est l’acquittement du 2ème DO mais il paraît être pour D1

Ack

D0Ne sait pas si ce D0 est une retransmission du 1er ou s’il s’agit d’un nouveau message…

Etc.

INF6001 Chap 3 20

Protocole du bit alterné:Bit dans l’acquittement

Il faut donc que l’acquittement contienne l’identification du message reçu


D0

D1


A0

D0 acquitté

D0

Écarte ceci et il saura qu’il doit retransmettre D1

A0

D1OK

A1

INF6001 Chap 3 21

Protocole bit alterné: Arrêt et attente

Cas de perte de message (OK)

Message n

TemporisationDoit renvoyer n

B0

B0

Positionne Minuterie

n

n-1 messages déjà transmis, n impair

A0

INF6001 Chap 3 22


Cas de perte d’acquittement (OK)

n

TemporisationDoit renvoyer n

D0

D0

Positionne Minuterie A0

Attend 1: écarté


A0

D1

Continue d’envoyer l’acquittement du dernier msg bien reçu

INF6001 Chap 3 23


Chevauchement de message! (OK)

n

TemporisationDoit renvoyer

D0

D0


n

Attend 1, reçoit 0ÉcarterA0


INF6001 Chap 3 24


Chevauchement d’ack! (OK)

TemporisationDoit renvoyer

D0

D0


Attend 1, écarter

A0

Attend ack de 0, OK

n+1D1

n+1

A1


n

INF6001 Chap 3 25

Collision

Nous venons de voir un cas de collision, cad une situation où deux entités envoient des messages ‘en même temps’ (D0-A0)

Les collisions ne sont pas nécessairement des erreurs, cependant elles doivent être prises en considération dans la conception P.ex. deux entités qui demandent connexion ou déconnexion

indépendamment Deux données qui voyagent en direction opposée dans les

protocoles bi-directionnels

INF6001 Chap 3 26

Bit alterné unidirectionnel, diagramme de transition

Données de l’usager

!D0

To, ?A1

To: temporisation

A: Ack

?A0

Données de l’ usager

!D1

!D0

To, ?A0

!D1

?A1

?D1

!A1!A1

Données à usager

?D0

Données à usager

!A0

?D1

?D0

!A0

émetteur récepteur

1

2

3 4

5

6

7

8

1

2

3

4

5

6

7

8

INF6001 Chap 3 27

Usagers émetteur et recepteur

Donner message à l’émetteur

Prendre message du récepteur

INF6001 Chap 3 28

Architecture globale: 4 machines à états

Usager émetteur

Émetteur Récepteur

Usager récepteur

INF6001 Chap 3 29

Messages altérés - Erreurs

Nous n’avons pas considéré le cas de réception de messages altérés (messages avec erreur détectée)

L’hypothèse étant qu’un message altéré est comme un message non-reçu

Dans le diagramme de transition nous pourrions ajouter ce cas d’erreur aux transitions 3 7 et 6 8 dans l’émetteur 67 et 18 dans le récepteur

INF6001 Chap 3 30

Problèmes (montrant que ce protocole n’est pas parfait, comme attendu)

Double chevauchement de message! Un vieux message échu avec un bit égal à ce qui est attendu sera

considéré bon…

nD0

D0

nA0

D1

A1

OK! (croit avoir reçu n+2)

n+1 n+1

n

A0Acquitte vieille donnée

13

37

73 13

3634

46 64

416113

36

Pense que ceci est un msg répété par erreur!

67

INF6001 Chap 3 31

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

INF6001 Chap 3 32

Et aussi…

Double chevauchement d’ACK

nD0

D0

A0

n+1

A0

D1

A1

D0

A0

D1D0 n’a pas été reçu, D1 sera écarté

13

37

73

34

46

61

13

34

46

n

13

36

67

76

64

n

n+1

41

18

INF6001 Chap 3 33

Problèmes de sécurité

Nous aurons évidemment des problèmes semblables si nous admettons que le milieu puisse générer par lui-même des mauvais messages,

ou si ceci serait possible par intervention d’un tiers

INF6001 Chap 3 34

Transmission bidirectionnelle

Le protocole que nous venons de donner est pour transmission dans 1 direction seulement (simplex)

Le protocole BA original pouvait fonctionner dans les 2 directions (alternat ou half-duplex)

Piggybacking: un seul paquet sert pour transférer les nouvelles données en même temps que l’ack du message précédent dans la direction opposée

INF6001 Chap 3 35

Protocole BA alternat bidirectionnel, compacté…Deux stations A et B, chacune

garde son propre bit local Bit local=1 au début pour les deux A commence en état 1 B commence en état 3

N=Données de l’usager, bit local est renversé

!D envoi données avec bit local?Db réception de données avec

Pour A, bit = local de A Pour B, bit ≠ local de B

?Dm réception opposée (erreur)U=données à l’usager

1

2

3

4!D ?Dm, To

?Db

N

U

A

B

INF6001 Chap 3 36

Architecture globale: 4 machines à états

Usager émetteur

Émetteur Récepteur

Usager récepteurN U

INF6001 Chap 3 37

Mais...

La vitesse des deux usagers doit être la même: Quoi faire si A envoie un message, B doit acquitter mais son

usager n’a pas de données prêtes à envoyer? A devra donc attendre, ou sinon des messages vides

pourraient être livrés avec certains acquittements...

INF6001 Chap 3 38

Terminologie

Simplex = UnidirectionnelHalf-Duplex ou alternat = bidirectionnel alternative

Canal qui peut fonctionner dans une direction ou l’autre, mais pas simultanément

Full duplex = bidirectionnel simultané

INF6001 Chap 3 39

Propriété qui peut être prouvée pour le BA

Dans le cas d’un milieu avec possibilité d’erreur mais sans double chevauchement, il est possible de prouver que le BA préserve l’ordre des données, c.-à-d. La chaîne des messages reçus est dans le même ordre de

la chaîne des messages envoyés Moins évidemment les messages envoyés et pas encore

arrivés

INF6001 Chap 3 40

Auto-stabilisation (Self-synchronisation)

Le protocole du BA a aussi la propriété d’être capable de retourner au fonctionnement normal après n’importe quelle situation d’erreur

Il pourra cependant avoir envoyé à l’usager les mauvaises données (ce que nous avons vu)

INF6001 Chap 3 41

Protocoles à fenêtre d’anticipation (sliding window)

Le protocole du BA peut être généralisé en utilisant un compteur de plusieurs bits n bits

Dans le cas de n=1, l’émetteur devait garder le dernier message jusqu’à l’acquittement, donc 2n -1 messages

En général, pour un compteur de n bits, l’émetteur doit garder au plus les derniers 2n -1 messages jusqu’à leur acquittement

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 acquittéLes 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

INF6001 Chap 3 42

Fenêtre d’anticipationAu moment de l’envoi d’un message, l’émetteur positionne une

minuterie spécifique à ce messageSi 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

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

INF6001 Chap 3 43

Fenêtre d’anticipation

01

2 0

1Erreur

3

écarté

écarté

écarté

écarté2

émetteur récepteur

3

4

23

5

6L’émetteur s’est enfin aperçu que 2 n’a pas été acquitté (temporisation)

4

4Émetteur doit garder en mémoire un certain nombre de messages pour pouvoir éventuellement les retransmettre (dans ce cas, de 2 à 6)

Exercice: combien de messages faut-il garder?

INF6001 Chap 3 44

Comment choisir le temps d’attente pour un acquittement?

Ce temps est déterminé par la vitesse du réseauDoit être choisi judicieusement:

Si trop petit, beaucoup de messages pourraient être renvoyés inutilement

Si trop grand, trop de message devront être renvoyés quand on s’apercevra qu’un message a été perdu

Aussi le protocole pourrait retourner à numéroter un message n avant qu’on se soit aperçu que le message n précédent a été perdu…

INF6001 Chap 3 45

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 très modeste vitesse de 9 600 bps, tous les numéros seront utilisés dans 15 minutes Plus exactement 14.56 mins

Donc si un message retarde plus de ça, il pourrait être mal placé dans la séquence suivante Il doit cependant arriver au moment où un message avec le

même no de séquence est attendu

INF6001 Chap 3 46

Taille du tampon

Des exemples qu’on trouve dans les livres et dans les sites web montrent des tampons de taille 2N pour numéros de séquences de N bits

En réalité, l’émetteur ne peut transmettre plus de 2N-1 message à l’avance Considérez le cas où l’émetteur envoie 2N messages et tous les

acquittements sont perdus! L’émetteur essaiera de renvoyer la même séquence Le receveur, ne sachant pas que tous ses acquittements sont perdus,

pensera qu’il s’agit de la séquence suivante! Donc il est nécessaire que l’émetteur s’arrête après avoir envoyé 2N-1

messages, s’il ne reçoit aucun acquittement à ce moment là, il doit reprendre la séquence courante à partir du début

Et le récepteur saura qu’il s’agit encore de la séquence courante

INF6001 Chap 3 47

Technique alternative

Seulement les messages erronés sont retransmisLe récepteur doit donc stocker tous les messages

suivant une erreur et être prêt à insérer les retransmissions dans le bon ordre

Meilleure utilisation de bande passante s’il y a beaucoup d’erreurs (rare aujourd'hui)

Mais moins utilisé car il demande un stockage tant pour l’émetteur que pour le récepteur Donc stockage double pour une station relais

INF6001 Chap 3 48

Et encore une autre technique

Dans chaque acquittement, le récepteur déclare être prêt à recevoir k paquets à partir d’un certain numéro

L’émetteur doit garder dans un tampon tous les paquets non acquittés Pourraient devoir être retransmis

Il peut réutiliser l’espace libéré par les paquets déjà acquittés Réduit le nombre d’acquittements

3 4 5 66 7 0 1 2 3 4 5 6 7 0 1 2

Paquets déjà transmis

Paquets qui pourraient être transmis

INF6001 Chap 3 49

Contrôle de flux

Ces mécanismes sont étroitement reliés au problème 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

(exemple précédent) Ou il envoie un message demandant à l’émetteur de suspendre

Implicite: le récepteur n’accepte pas (p.ex. n’envoie plus d’acquittements) Ceci peut forcer l’émetteur à retransmettre

INF6001 Chap 3 50

Les deux fonctions des acquittements

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)

INF6001 Chap 3 51

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 sur des protocoles comme UDP, un protocole de «transport » qui ne garantit pas de préserver l’ordre des messages

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 qui consulte une base de données peut reconnaître l’erreur

car les données ne sont pas reçues dans le format approprié et peut donc répéter la requête

INF6001 Chap 3 52

Pour en savoir davantage

Un vieux livre de Gerhard Holzmann contient beaucoup d’informations que j’ai utilisé pour ce chapitre

http://spinroot.com/spin/Doc/Book91_PDF/Design_and_Validation_1991.pdf

V. Surtout Chapitre 4.

http://spinroot.com/spin/Doc/Book91_PDF/Design_and_Validation_1991.pdf

Documents

1 Chapitre 4 Lacquittement (acknowledgment) Auteur des transparents: L. Logrippo w3.uqo.ca/luigi