Only $2.99/month

Teorijska pitanja UTM

Terms in this set (35)

Asinhroni prenos se koristi kada su neusaglasenosti generatora takta na predaji i prijemu izrazene. Foramt jedinice podataka: (vidi sliku)
Za proveru na parnost postoje 4 mogucnosti a to su:
1) forsirano se postavlja na 1, stalno je jednak 1
2) forsirano se postavlja na 0, stalno je jednak 0
3) postavlja se tako da ukupan broj jedinica u poljima podataka i polju provere parnosti bude paran ( parni paritet)
4) postavlja se tako da ukupan broj jedinica u poljima podataka i polju provere parnosti bude neparan ( neparni paritet)
Stop element ima trajanje 1, 5 ili 2 bitska intervala.
Kako dolazi do preskoka:
Neka se jedinica podataka sastoji od start bita, 8 bita podataka, stop elementa. Neka je logicka jedinica predstavljena niskim naponskim nivoom a logicka nula visokim naponskim nivoom. Pretpostavimo da je trajanje bitskog intervala 100 jedinica vremena. Neka se na prijemu uzorci signala uzimaju na sredini bitskog intervala. Dakle na 50, 100, 150, 200, 250 itd.
Pretpostavimo sada da generator na prijemu malo brza pa uzme uzorak signala ne na 50 nego na 47.
To znaci da na svakih 100 jedinica vremena generator takta na prijemu ubrzava za 6. Vidimo da ce zbog toga prijemnik pomisliti da selektuje osmi bit podataka u trenutku kada drugi put bude selektovao sedmi bit podataka tj. imamo pojavu preskoka.
Preskok je pojava ponovljenog citanja ili propustanja ocitavanja bita zbog neusaglasenosti frekvencija generatora takta.
Greska se gomila, ima kumulativi efekat, pa je zato najugozeniji poslednji bit. Zakljucujemo da ako je poslednji bit dobro ocitan, onda smo sigurno dobro procitali i sve pre njega.
Uslov da do preskoka ne dodje:
Neka je k bita duzina bloka koji se prenosi.
Neka je Ttx trajanje bitkosg intervala na predaji. Neka je Trx trajanje bitskog intervala na prijemu. Neka vazi Ttx=/Trx jer generatori takta nisu sinhronisani.
Granica trajanja poslednjeg bita na predaji: (vidi sliku)
Na gorenavedenom primeru, uzorkovanje se vrsi na sredini signalizacionog intervala: (vidi sliku)
Ako ovaj trenutak upadne u gornje granice trajanja k-tog bita onda preskoka nema.
Do preskoka dolazi akko: (vidi sliku)
CSMA/CD (Carrier Sense Multiple Access/Collision Detection) je protokol najcesce koriscen u praksi. Zasniva se na visestrukom pristupi sa osluskivanjem nosioca i detekcijom sudara.
Princip rada je sledeci:
osluskujemo kanal, ako je kanal slobodan, odmah emitujemo okvir. Ako je kanal ZAUZET nastvaljammo da ga osluskujemo i cim se oslobodi saljemo okvir. Prepoznajemo 1-perzistentni pristup. Medjutim, novina koja se javlja je to sto i posle slanja okvira nastavljamo pracenje stanja na linku. Ako detektujemo sudar prekidamo slanje, povlacimo se na slucajno vreme i potom ponavljamo proceduru. Stanice detektuju sudar pracenjem nivoa signala na sredini za prenos.
Princip superpozicije: ukupan nivo signala kada emituju dve stanice bice razlicit u odnosu na onaj kada emituje samo jedna.
Posmatracemo magistralu, zanima nas najnepovoljniji slucaj, kada se sudaraju okviri najudaljenijih stanica, na krajevima magistrale.
Posmatramo N stanica, p je verovatnoca emitovanja okvira, Tf je trajanje okvira, Tp je propagaciono kasnjenje. Interval posmatranja je maksimalno vreme potrebno da bi se detektovao sudar. Verovatnoca uspesnog emitovanja iz prvog pokusaja je ekvivalentna verovatnoci da okvir emituje jedna od N stanica.
Pretpostavimo da smo detektovali i sudara (u i pokusaja slanja dogodio se sudar), ta serija se mora zavrsiti uspehom (u i+1 pokusaju slanja imamo uspeh). Verovatnoca da smo imali i sudara moze se zapisati kao: (vidi sliku)
Prosecan broj sudara odredicemo kao matematicko ocekivanje verovatnoce da se dogodilo i sudara: (vidi sliku)
Iskoriscenost kanala (kao koeficijent korisnog dejstva) odredicemo kao: (vidi sliku)
gde je Tf+2Tpn vreme koje je u proseku potrebmo da se dogode svi sudari tj. ova vrednost nam govori o tome koliko je magistrala zauzeta.
U ovakvoj mrezi mozemo definisati normalizovano kasnjenje kao: (vidi sliku)
Na osnovu tog izraza, izraz za iskoriscenost linka mozemo napisati i kao:
(vidi sliku)
Zeton je okvir kratkog trajanja, kontinualno upravljackog karaktera koji predstavlja dozvolu za slanje. Stanica mora primiti zeton da bi mogla poslati svoj okvir. Posmatramo topologiju prstena, zeton kruzi kroz mrezu od stanice do stanice, stanica koja ima podatke za slanje zadrzava zeton a svoj okvir prosledjuje. Okvir pocinje kruzenje po prstenu do odredisne stanice. Odredisna stanica pusta okvir da prodje pun krug, kada okvir dodje do stanice koja ga je poslala to smatramo potvrdom za uspesno slanje okvira, stanica oslobadja zeton koji nastvalja kruzenje. Pitanje je sta se prvo desava: da li zavrsetak okvira ili vracanje pocetka okvira (koji je napravio pun krug.
Hocemo li zavrsiti okvir ili ce nam njegov pocetak stici pre kraja slanja. U skladu sa tim posmatramo 2 scenarija. Za pocetak uvedimo pretpostavke:
1) Osim jedne stanice koja zeli da posalje okvir ostale nisu aktivne
2) Stanice su ekvidistantno rasporedjene duz prstena
3) Propagaciono kasnjenje izmedju dve susedne stanice je Tp/N gde je Tp propagaciono kasnjenje u prstenu a N broj stanica u prstenu. Tf je prosecno trajanje okvira
4) Zanemarujemo vreme razmisljanja
Prvi scenarijo: Tp>=Tf
U trenutku t=0, stanica uzima zeton i zapocinje slanje okvira, stanica je zavrsila slanje okvira u trenutku t=Tf. Okvir stize do odredista i nastavlja kruzenje, u trenitku t=Tp, vraca se stanici koja ga je poslala. Stanica zatim oslobadja zeton. Ukupno vreme potrebno da zeton iz posmatrane stigne do naredne stanice je Tp+Tf/N
Iskoriscenost kanal u ovom slucaju je U=Tf/(Tp+Tp/N)
Drugi scenarijo: Tp<Tf
Okvir je veoma dugacak. U trenutku t=0, stanica uzima zeton i pocinje slanje okvira. Okvir dolazi do odredista i nastavlja kruzenje prstenom, u trenutku t=Tp vraca se stanici koja ga je poslala. U trenutku t=Tf stanica zavrsava slanje okvira i oslobadja zeton. Ukupno vreme potrebno da zeton iz posmatrane stigne do naredne stanice je Tf+Tp/N. Iskoriscenost kanala u ovom slucaju je U=Tf/(Tf+Tp/N).
Kada definisemo normalizovano kasnjenje kao a=Tp/Tf tada iskoriscenost kanala mozemo zapisati kao: U=1/(1+a/N) za a<=1,
U=1/(a(1+1/N)) za a >1
Procedura predstavlja poboljsanje u odnosu na proceduru vrati se za n, zato sto se retransmituju samo nepotvrdjeni okviri.
Dozvoljava se da okviri stignu van redosleda sekvence. Na prijemu mora postojati bafer koji ce da cuva okvire pristigle preko reda. To je tesko za implementaciju jer se mora voditi racuna o kopijama, isteku roka trajanja, kako sastaviti poruku itd.
Ne mozemo izvesti ociglednu realizaciju, postoje razlicite implementacije ove procedure.
Za maksimalni otvor prozora koristiemo Stallingsov rezultat Wmax=2^(n-1).
1) slanje sa prekidima
predajna stanica ce potrositi sve okvire koje ima u prozoru, pa ce se zaustaviti i cekati potvrdu prijema. Neka je bilo i-1 retransmisija, u svakoj je ponovo emitovan samo jedan okvir. U i-tom pokusaju zabelezen je uspeh i dobijamo potvrdu. Okvir je pogresno primljen sa verovatnocom Pf. Verovatnoca uspeha nakon i-1 retransmisija je: (vidi sliku)
Prosecan broj pokusaja slanja odredjujemo kao matematicko ocekivanje: (vidi sliku)
Ako nema gresaka imali smo uspeh iz prve (broj retransmisija u tom slucaju jednak je nuli).
Retransmituje se samo okvir koji je pogresno prenet, za taj okvir imali smo i pokusaja slanja pri cemu u poslednjem pokusaju belezimo uspeh.
Iskoriscenost linka je:
(vidi sliku)
2) Kontinualno slanje
Kod kontinualnog slanja potvrda stize dok stanica jos nije potrosila okvire iz svog prozora. Slanje se nastavlja bez prekida. Prozor stalno klizi udesno. Pretpostavimo da smo imali i-1 neuspelih slanja okvira (i-1 retransmisija). Svaka greska iziskuje retransmisiju jednog okvira, onog okvira koji je pogresno prenet, za taj pogresan okvir omali smo i pokusaja slanja (u i-tom pokusaju belezimo uspeh). Okvir je pogresno primljen sa verovatnocom Pf.
Verovatnoca uspesnog slanja okvira nakon i-1 retransmisija je: (vidi sliku)
Prosecni broj pokusaja slanja odredicemo kao matematicko ocekivanje: (vidi sliku)
Iskoriscenost linka je: (vidi sliku)