У чым неабходнасць кіравання памылкамі на ўзроўні спасылкі дадзеных, калі транспартны ўзровень прапануе кантроль над памылкамі? У чым розніца паміж двума праверкамі памылак?


адказ 1:

Віншую, вы выявілі архітэктурны недахоп! Яны абсалютна правільныя, выяўленне і выпраўленне памылак робіцца залішне.

Гэта таму, што стварэнне сетак - гэта пагадненне паміж бакамі, у нас ёсць розныя камітэты па стандартызацыі на розных узроўнях, і паміж гэтымі камітэтамі існуе палітыка і суперніцтва, якія перашкаджаюць лагічным і выгадным вынікам.

Кантроль памылак на ўзроўні злучэння адбываецца ў пакетах для кожнага асобнага злучэння. У Ethernet гэта CRC-32 для ўсяго кадра. Гэта рэалізавана апаратна і ў асноўным уяўляе толькі нізкія выдаткі.

Транспартная кантрольная сума размешчана ў TCP і, магчыма, у UDP і ахоплівае загаловак псеўдавыбараў TCP і далучаны сегмент дадзеных. Гэта нашмат слабейшая кантрольная сума, але галоўнае, што ў канцы.

Уласцівасць канца ў канец мае вырашальнае значэнне, паколькі многія функцыі датычацца пакета паміж крыніцай і пунктам прызначэння і толькі некаторыя з іх ахоплены кантрольнай сумай узроўню спасылкі. Кожны маршрутызатар прымае пакет, уносіць змены і зноў адпраўляе яго. У той час як добрыя маршрутызатары ажыццяўляюць унутранае выяўленне і выпраўленне памылак, гэтыя рэалізацыі могуць быць лёгка няспраўнымі і банальна прывесці да карупцыі пакета. Канец кантрольнай сумы - гэта абарона ад яе.

У ідэальным свеце, калі б мы змаглі перазапусціць Інтэрнэт, у нас была б значна мацнейшая кантрольная сума для транспартнага пласта, напрыклад: B. CRC-32, і не давядзецца ўсюды плаціць падатак на кантрольную суму.


адказ 2:

Прадастаўленне кантролю за памылкамі ўзроўню спасылкі - гэта аптымізацыя, ніколі не патрабуецца.

Транспарціровачны пласт можа адправіць паведамленне ў любы час і чакаць, пакуль яго пацверджаны аднагодкам на выдаленым кампутары. Калі пацверджанне не зроблена да заканчэння тэрміну, адпраўнік можа проста пераслаць паведамленне.

Праблема гэтай стратэгіі ў тым, што яна можа быць неэфектыўнай, як апісана ніжэй:

Сеткавы пласт мае абмежаванне на памер пакета. Калі паведамленне перавышае абмежаваны памер, яго трэба падзяліць на некалькі пакетаў. Але гэта таксама не з'яўляецца вялікай праблемай, паколькі памер паведамлення часта менш памеру.

Сапраўдная праблема заключаецца ў узроўні спасылкі на дадзеныя.

Пакеты маюць максімальны памер 65535 байт. Пры гэтым максімальны памер кадраў (у якасці прыкладу выкарыстоўваецца Ethernet) складае 1500 байт. Сеткавы пласт не ведае гэтых параметраў. Ён можа адправіць вялікі пакет, напрыклад, падзелены на 10 кадраў, з якіх у сярэднім губляецца 2. Спатрэбіцца шмат часу, каб пакет мог прайсці. Калі замест гэтага асобныя кадры будуць пацверджаны і паўторна перададзены, памылкі можна выправіць больш хутка і непасрэдна. Накладныя накладныя пратаколы перадачы дадзеных могуць не спатрэбіцца на такіх надзейных каналах, як валакно, але кошт, безумоўна, варта таго (па сваёй сутнасці ненадзейных) бесправадных каналаў.

Прыклад можа зрабіць гэта вельмі ясна:

Памер пакета - 14600 байт.

Пласт спасылкі для перадачы дадзеных падзяліць пакет на 14600/1500 = 10 кадраў.

Выкажам здагадку, што час, які патрабуецца, каб дабрацца ад А (крыніца) да У (пункт прызначэння), - 1 секунда. Мы будзем выкарыстоўваць просты пратакол спынення і чакання. Таймер паўторнай перадачы усталёўваецца на 3 секунды для пласта сувязі.

Агульны час для 10 малюнкаў і пацверджання = (1 + 1) * 10 = 20 секунд

Давайце выкажам здагадку, што першы адпраўлены кадр страчаны. Калі апрацоўка памылак не ажыццяўляецца на ўзроўні спасылкі, памылку можна знайсці толькі пасля таго, як паведамленне было праверана транспартным узроўнем прыёмнай машыны. Усё паведамленне трэба адправіць зноў.

Рэчы, якія мы губляем пры гэтай стратэгіі:

1. Страта часу - 20 секунд, якія выкарыстоўваліся для паведамлення, былі страчаны, таму што паведамленне трэба адправіць зноў

2. Страта прапускной здольнасці - усе дадзеныя павінны быць адпраўлены зноў.

Зараз дапусцім, што апрацоўка памылак вырабляецца на ўзроўні спасылкі дадзеных. Як толькі першы кадр страчаны, ён паўторна перадаецца крыніцай.

Такім чынам, выкарыстоўваецца час, пасля якога памылка распазнаецца крыніцай = час паўторнай перадачы = 3 секунды.

І страта прапускной здольнасці = памер кадра.

Такім чынам, мы бачым, што другая стратэгія значна лепш з пункту гледжання часу і выкарыстання прапускной здольнасці.

Рэдагаванне: прачытайце камп'ютэрныя сеткі Таненбаума для тлумачэнняў, як гэта. Аднак калі вы рыхтуецеся да GATE, ідзіце з Фарузанам.


адказ 3:

Прадастаўленне кантролю за памылкамі ўзроўню спасылкі - гэта аптымізацыя, ніколі не патрабуецца.

Транспарціровачны пласт можа адправіць паведамленне ў любы час і чакаць, пакуль яго пацверджаны аднагодкам на выдаленым кампутары. Калі пацверджанне не зроблена да заканчэння тэрміну, адпраўнік можа проста пераслаць паведамленне.

Праблема гэтай стратэгіі ў тым, што яна можа быць неэфектыўнай, як апісана ніжэй:

Сеткавы пласт мае абмежаванне на памер пакета. Калі паведамленне перавышае абмежаваны памер, яго трэба падзяліць на некалькі пакетаў. Але гэта таксама не з'яўляецца вялікай праблемай, паколькі памер паведамлення часта менш памеру.

Сапраўдная праблема заключаецца ў узроўні спасылкі на дадзеныя.

Пакеты маюць максімальны памер 65535 байт. Пры гэтым максімальны памер кадраў (у якасці прыкладу выкарыстоўваецца Ethernet) складае 1500 байт. Сеткавы пласт не ведае гэтых параметраў. Ён можа адправіць вялікі пакет, напрыклад, падзелены на 10 кадраў, з якіх у сярэднім губляецца 2. Спатрэбіцца шмат часу, каб пакет мог прайсці. Калі замест гэтага асобныя кадры будуць пацверджаны і паўторна перададзены, памылкі можна выправіць больш хутка і непасрэдна. Накладныя накладныя пратаколы перадачы дадзеных могуць не спатрэбіцца на такіх надзейных каналах, як валакно, але кошт, безумоўна, варта таго (па сваёй сутнасці ненадзейных) бесправадных каналаў.

Прыклад можа зрабіць гэта вельмі ясна:

Памер пакета - 14600 байт.

Пласт спасылкі для перадачы дадзеных падзяліць пакет на 14600/1500 = 10 кадраў.

Выкажам здагадку, што час, які патрабуецца, каб дабрацца ад А (крыніца) да У (пункт прызначэння), - 1 секунда. Мы будзем выкарыстоўваць просты пратакол спынення і чакання. Таймер паўторнай перадачы усталёўваецца на 3 секунды для пласта сувязі.

Агульны час для 10 малюнкаў і пацверджання = (1 + 1) * 10 = 20 секунд

Давайце выкажам здагадку, што першы адпраўлены кадр страчаны. Калі апрацоўка памылак не ажыццяўляецца на ўзроўні спасылкі, памылку можна знайсці толькі пасля таго, як паведамленне было праверана транспартным узроўнем прыёмнай машыны. Усё паведамленне трэба адправіць зноў.

Рэчы, якія мы губляем пры гэтай стратэгіі:

1. Страта часу - 20 секунд, якія выкарыстоўваліся для паведамлення, былі страчаны, таму што паведамленне трэба адправіць зноў

2. Страта прапускной здольнасці - усе дадзеныя павінны быць адпраўлены зноў.

Зараз дапусцім, што апрацоўка памылак вырабляецца на ўзроўні спасылкі дадзеных. Як толькі першы кадр страчаны, ён паўторна перадаецца крыніцай.

Такім чынам, выкарыстоўваецца час, пасля якога памылка распазнаецца крыніцай = час паўторнай перадачы = 3 секунды.

І страта прапускной здольнасці = памер кадра.

Такім чынам, мы бачым, што другая стратэгія значна лепш з пункту гледжання часу і выкарыстання прапускной здольнасці.

Рэдагаванне: прачытайце камп'ютэрныя сеткі Таненбаума для тлумачэнняў, як гэта. Аднак калі вы рыхтуецеся да GATE, ідзіце з Фарузанам.


адказ 4:

Прадастаўленне кантролю за памылкамі ўзроўню спасылкі - гэта аптымізацыя, ніколі не патрабуецца.

Транспарціровачны пласт можа адправіць паведамленне ў любы час і чакаць, пакуль яго пацверджаны аднагодкам на выдаленым кампутары. Калі пацверджанне не зроблена да заканчэння тэрміну, адпраўнік можа проста пераслаць паведамленне.

Праблема гэтай стратэгіі ў тым, што яна можа быць неэфектыўнай, як апісана ніжэй:

Сеткавы пласт мае абмежаванне на памер пакета. Калі паведамленне перавышае абмежаваны памер, яго трэба падзяліць на некалькі пакетаў. Але гэта таксама не з'яўляецца вялікай праблемай, паколькі памер паведамлення часта менш памеру.

Сапраўдная праблема заключаецца ў узроўні спасылкі на дадзеныя.

Пакеты маюць максімальны памер 65535 байт. Пры гэтым максімальны памер кадраў (у якасці прыкладу выкарыстоўваецца Ethernet) складае 1500 байт. Сеткавы пласт не ведае гэтых параметраў. Ён можа адправіць вялікі пакет, напрыклад, падзелены на 10 кадраў, з якіх у сярэднім губляецца 2. Спатрэбіцца шмат часу, каб пакет мог прайсці. Калі замест гэтага асобныя кадры будуць пацверджаны і паўторна перададзены, памылкі можна выправіць больш хутка і непасрэдна. Накладныя накладныя пратаколы перадачы дадзеных могуць не спатрэбіцца на такіх надзейных каналах, як валакно, але кошт, безумоўна, варта таго (па сваёй сутнасці ненадзейных) бесправадных каналаў.

Прыклад можа зрабіць гэта вельмі ясна:

Памер пакета - 14600 байт.

Пласт спасылкі для перадачы дадзеных падзяліць пакет на 14600/1500 = 10 кадраў.

Выкажам здагадку, што час, які патрабуецца, каб дабрацца ад А (крыніца) да У (пункт прызначэння), - 1 секунда. Мы будзем выкарыстоўваць просты пратакол спынення і чакання. Таймер паўторнай перадачы усталёўваецца на 3 секунды для пласта сувязі.

Агульны час для 10 малюнкаў і пацверджання = (1 + 1) * 10 = 20 секунд

Давайце выкажам здагадку, што першы адпраўлены кадр страчаны. Калі апрацоўка памылак не ажыццяўляецца на ўзроўні спасылкі, памылку можна знайсці толькі пасля таго, як паведамленне было праверана транспартным узроўнем прыёмнай машыны. Усё паведамленне трэба адправіць зноў.

Рэчы, якія мы губляем пры гэтай стратэгіі:

1. Страта часу - 20 секунд, якія выкарыстоўваліся для паведамлення, былі страчаны, таму што паведамленне трэба адправіць зноў

2. Страта прапускной здольнасці - усе дадзеныя павінны быць адпраўлены зноў.

Зараз дапусцім, што апрацоўка памылак вырабляецца на ўзроўні спасылкі дадзеных. Як толькі першы кадр страчаны, ён паўторна перадаецца крыніцай.

Такім чынам, выкарыстоўваецца час, пасля якога памылка распазнаецца крыніцай = час паўторнай перадачы = 3 секунды.

І страта прапускной здольнасці = памер кадра.

Такім чынам, мы бачым, што другая стратэгія значна лепш з пункту гледжання часу і выкарыстання прапускной здольнасці.

Рэдагаванне: прачытайце камп'ютэрныя сеткі Таненбаума для тлумачэнняў, як гэта. Аднак калі вы рыхтуецеся да GATE, ідзіце з Фарузанам.