La capa de enlace, las LAN y el acceso inalámbrico

Un datagrama puede atravesar Wi-Fi, Ethernet y varios enlaces entre encaminadores de camino a un servidor. La capa de enlace se ocupa de cada cruce local. Su paquete, una trama, rodea el datagrama con una cabecera y normalmente una cola.

Sigue el siguiente salto

Un nodo es un dispositivo que ejecuta un protocolo de la capa de enlace: un sistema terminal, encaminador, conmutador o punto de acceso. Un enlace conecta nodos adyacentes. La capa de red elige adónde debe ir el datagrama a continuación; la capa de enlace lo entrega a través del enlace elegido.

Imagina una computadora portátil que envía datos a través de un punto de acceso y un encaminador del campus. La computadora envía primero una trama 802.11 al AP. El AP hace de puente y pasa el tráfico a Ethernet. El encaminador del campus retira la trama entrante, examina el destino IP y construye una trama adecuada para su enlace de salida. Un conmutador dentro de la LAN Ethernet reenvía una trama sin sustituir sus direcciones MAC de origen y destino. Un encaminador crea una nueva envoltura de la capa de enlace para la siguiente red.

Cuatro servicios, distintas opciones

Los protocolos eligen los servicios que necesitan sus enlaces. Ethernet comprueba la CRC de una trama y descarta una trama dañada sin confirmarla. Wi-Fi confirma las tramas de datos de unidifusión recibidas correctamente; la ausencia de un ACK puede desencadenar un reintento local. Los errores inalámbricos son lo bastante frecuentes como para que la recuperación en el salto inalámbrico pueda evitar el retardo de una retransmisión TCP de extremo a extremo. Un intercambio Wi-Fi correcto sigue sin garantizar que un datagrama sobreviva a todos los enlaces posteriores.

Canales compartidos y dedicados

Un enlace punto a punto une dos extremos, como un sistema terminal y un puerto de conmutador. Un medio compartido o de difusión admite varios transmisores, como en un canal Wi-Fi o en la subida de internet por cable. Necesitan reglas para compartir el tiempo de transmisión. Un canal compartido no garantiza que todas las estaciones puedan escucharse entre sí: los obstáculos y la distancia pueden ocultar transmisores inalámbricos.

El dúplex completo permite que ambos extremos envíen al mismo tiempo. El semidúplex permite que solo uno envíe a la vez. Un enlace moderno de Ethernet conmutado a un sistema terminal suele ser de dúplex completo; las estaciones Wi-Fi comparten el tiempo de transmisión radioeléctrica.

Dónde se realiza el trabajo

El controlador de interfaz de red (NIC) realiza por hardware la delimitación de tramas, el acceso al medio y las comprobaciones de errores a la velocidad de la línea. El software del sistema operativo proporciona datagramas e información de direccionamiento, gestiona interrupciones y pasa los datagramas recibidos a las capas superiores. Para enviar, el NIC construye la trama, calcula los bits de comprobación, sigue las reglas de acceso y transmite. Para recibir, comprueba la trama y extrae el datagrama si la trama es aceptable.

Mantén separados los dos ámbitos de las direcciones. Las direcciones de la capa de enlace identifican al emisor y al receptor de una entrega local. Las direcciones IP de origen y destino normalmente identifican los extremos a lo largo del trayecto encaminado; NAT puede modificarlas.

Las comprobaciones de errores añaden información que el receptor puede verificar. Una comprobación fallida demuestra que hay daños; una comprobación superada significa que el método no encontró ningún error. Cada comprobación deja pasar distintos patrones.

Cuenta los unos con paridad

Con paridad par, elige un bit que haga que el recuento total de unos sea par. Los datos 1101011 tienen cinco unos, así que añade 1: la secuencia transmitida es 11010111. Si se altera un bit, el recuento pasa a ser impar y el receptor lo detecta. Un número impar de alteraciones siempre cambia la paridad. Un número par la conserva, incluidas dos alteraciones que cambian un cero por un uno y un uno por un cero.

La paridad bidimensional comprueba tanto las filas como las columnas de un bloque. Para las filas 1011, 0110 y 1100, los bits de paridad par de fila son 1, 0 y 0. Los bits de paridad de columna son 0, 0, 0 y 1; un bit en la esquina completa la paridad de los bits de comprobación. Si la fila 2 pasa a ser 0100, fallan la fila 2 y la columna 3. Su intersección localiza el bit modificado, que el receptor revierte.

La regla de corrección se aplica a un error de un solo bit. La paridad bidimensional detecta todos los patrones de error de uno, dos y tres bits, pero varios fallos no siempre identifican una única corrección. Cuatro bits alterados en las esquinas de un rectángulo cambian dos bits en cada fila y columna afectadas. Entonces se superan todas las comprobaciones de paridad.

Corrige sin esperar una ida y vuelta

La corrección de errores hacia adelante (FEC) envía suficiente redundancia para que el receptor recupere algunos datos dañados sin pedir otra copia. Es útil cuando una retransmisión llegaría demasiado tarde, como ocurre con el tráfico en tiempo real o una larga ida y vuelta por satélite. Los bits de comprobación adicionales consumen capacidad incluso cuando no hay errores. Los códigos FEC modernos ofrecen una protección más robusta que el sencillo método de filas y columnas.

Suma palabras de 16 bits

La suma de comprobación de internet utiliza la suma en complemento a uno. Suma las palabras de 16 bits y después devuelve cualquier acarreo de desbordamiento al extremo de menor peso. Invierte todos los bits de la suma final de 16 bits para formar la suma de comprobación.

Para 0x8F3A, 0x6C21 y 0x1E07:

1. Suma las dos primeras palabras: 0x8F3A + 0x6C21 = 0xFB5B.
2. Suma la tercera: 0xFB5B + 0x1E07 = 0x11962.
3. Incorpora el acarreo: 0x1962 + 0x0001 = 0x1963.
4. Invierte los bits: la suma de comprobación es 0xE69C.

El receptor incluye la suma de comprobación en su suma. Aquí, 0x1963 + 0xE69C = 0xFFFF, por lo que se supera la comprobación. Descartar el desbordamiento produciría una suma de comprobación incorrecta; reincorporarlo forma parte de la aritmética.

La suma de comprobación es poco costosa por software y la utilizan IPv4, TCP y UDP. Su cobertura es diferente: IPv4 comprueba su cabecera; TCP y UDP cubren sus datos de transporte y una pseudocabecera. Intercambiar palabras completas de 16 bits deja la suma intacta, por lo que la suma de comprobación no puede detectar esa alteración del orden. Ethernet y Wi-Fi utilizan una CRC más robusta, calculada eficientemente en el hardware del adaptador.

Una comprobación de redundancia cíclica (CRC) trata los bits como coeficientes en un cálculo polinómico. Puedes calcularla directamente con patrones de bits: los desplazamientos y la O exclusiva sustituyen la multiplicación y la resta ordinarias.

Establece el ancho de la comprobación

El emisor y el receptor acuerdan un polinomio generador, G. Un generador de r + 1 bits produce r bits de comprobación. Para G = 1011, r es 3. El emisor elige esos tres bits de modo que los datos seguidos de los bits de comprobación sean divisibles exactamente por G en aritmética módulo 2.

La suma y la resta módulo 2 son ambas XOR. Los bits iguales dan 0; los bits distintos dan 1. Así, 1011 XOR 0101 = 1110. No hay acarreos ni préstamos. Añadir r ceros desplaza un patrón de datos D r posiciones a la izquierda, lo que equivale a multiplicar por $2^r$.

Realiza la división

Usa D = 11010011 y G = 1011.

1. Añade tres ceros: 11010011000.
2. Empezando por el 1 más a la izquierda, alinea con él el bit más a la izquierda del generador y aplica XOR.
3. Avanza a la derecha hasta el siguiente 1 restante y repite. Omite los ceros iniciales.
4. Detente después de procesar las posiciones de datos; los tres últimos bits son el resto R.

Los patrones sucesivos de ancho completo son:

11010011000
01100011000
00111011000
00010111000
00000001000
00000000011

El resto es 011. Conserva su cero inicial: el campo de comprobación siempre tiene tres bits. Sustituye los ceros añadidos por este resto y transmite 11010011011.

Comprueba lo que llegó

El receptor divide la secuencia recibida completa por el mismo generador. No añade otro conjunto de ceros. Al dividir 11010011011 se obtiene el resto 000, por lo que no se detecta ningún error. Si cambia el tercer bit, la secuencia recibida pasa a ser 11110011011; su resto es 010, por lo que se rechaza.

Esto funciona porque el patrón válido transmitido es múltiplo de G. Un error cambia ese patrón. El receptor detecta el cambio a menos que el patrón de error también sea múltiplo de G.

Conoce la protección

Un generador adecuado de grado r detecta todos los errores en ráfaga cuya extensión es como máximo de r bits. Para ráfagas aleatorias más largas, la probabilidad de que un error no se detecte es aproximadamente $2^{-r}$. Los generadores que contienen el factor $x+1$ también detectan cualquier número impar de alteraciones. Son garantías diferentes: la longitud de la ráfaga es la distancia desde el primer bit modificado hasta el último, incluidos los bits que no cambiaron entre ellos.

Ethernet y Wi-Fi utilizan una CRC de 32 bits, transportada como una secuencia de comprobación de trama (FCS) de cuatro bytes. La probabilidad de que no detecte una ráfaga aleatoria larga es de aproximadamente una entre 4,3 mil millones. CRC-32 detecta hasta tres bits alterados en una trama del tamaño de Ethernet. Los registros de desplazamiento y las puertas XOR del hardware pueden calcularla mientras los bits pasan por el adaptador.

Una CRC detecta daños accidentales; no autentica al emisor. Quien altere una trama deliberadamente puede calcular una nueva CRC. Tampoco permite una corrección automática: Ethernet descarta una trama defectuosa, mientras que la ausencia de un ACK en Wi-Fi puede provocar un reintento.

Varias interfaces que comparten un canal necesitan una regla para decidir quién envía. Si las transmisiones se solapan en un receptor y no pueden descodificarse, una colisión desperdicia tiempo de canal. Un protocolo de acceso al medio coordina a los emisores que compiten.

¿Qué conseguiría un reparto ideal?

Para un canal de tasa R, un emisor activo debería obtener toda la tasa R. Con M emisores activos, cada uno debería obtener R/M de media. La coordinación debería ser sencilla, económica y descentralizada, sin un controlador vulnerable ni relojes sincronizados. Los protocolos reales equilibran estos objetivos.

Tres familias toman decisiones distintas: la partición del canal reserva partes, el acceso aleatorio permite intentos y resuelve colisiones, y los turnos conceden permiso temporal para enviar.

Reserva tiempo o frecuencias

TDMA asigna una ranura por nodo en cada trama temporal repetitiva. Cada transmisión utiliza la tasa completa del canal durante su ranura, pero la parte de un nodo a largo plazo es R/N para N nodos asignados. Cuatro nodos que comparten 1 Gb/s obtienen cada uno una media de 250 Mb/s. Si tres no tienen datos, sus ranuras fijas quedan vacías; el cuarto sigue obteniendo una media de 250 Mb/s.

FDMA asigna una banda de frecuencias independiente a cada nodo. El nodo puede transmitir continuamente en su banda, pero una división equitativa vuelve a dar R/N. El silencio desperdicia una banda reservada igual que desperdicia una ranura TDMA.

La partición fija evita la contienda entre los usuarios asignados, pero el tráfico en ráfagas suele dejar partes inactivas mientras otro emisor tiene una cola.

Separa señales solapadas con códigos

CDMA representa un bit de datos como +1 para el bit 1 o −1 para el bit 0. Multiplica ese valor por una secuencia de chips específica del emisor, cada uno con valor +1 o −1. Las secuencias simultáneas de chips se suman en el canal.

Considera los códigos $c_1=(1,1,1,1)$ y $c_2=(1,-1,1,-1)$. Su producto interno es cero, por lo que son ortogonales. Si el emisor 1 transmite +1 y el emisor 2 transmite −1, sus secuencias de chips son (1, 1, 1, 1) y (−1, 1, −1, 1). La suma recibida es (0, 2, 0, 2).

Para descodificar al emisor 1, multiplica los chips recibidos por su código, suma y divide entre cuatro: $(0+2+0+2)\mathrm{/}4=1$. El cálculo del emisor 2 es $(0-2+0-2)\mathrm{/}4=-1$. Cada código elimina la contribución del otro emisor en este modelo ideal.

Los sistemas reales necesitan un control cuidadoso de la potencia para que una señal cercana fuerte no oculte una señal lejana débil. La ortogonalidad es una propiedad de los pares de códigos, no una garantía de que señales de radio arbitrarias se separen perfectamente. CDMA fue la base del acceso 3G; LTE y 5G utilizan acceso basado en OFDM, y la subida de LTE utiliza el método relacionado SC-FDMA.

El acceso aleatorio permite que un nodo transmita sin reservar primero una parte. A una colisión le sigue una espera aleatoria elegida de forma independiente. La aleatoriedad ayuda a que los emisores dejen de repetir juntos la misma colisión.

Añade límites de ranura

En ALOHA ranurado, las tramas de igual longitud caben exactamente en ranuras de L/R segundos. Los nodos sincronizan sus relojes y solo comienzan en los límites de las ranuras. Una trama nueva utiliza la siguiente ranura. Tras una colisión, un nodo en espera lo intenta en cada ranura posterior con probabilidad p.

Una ranura tiene tres resultados posibles: ningún nodo transmite, exactamente uno transmite correctamente o varios colisionan. Un valor de p muy pequeño reduce las colisiones, pero crea ranuras vacías. Uno demasiado grande llena las ranuras de intentos que compiten.

Deduce la probabilidad de éxito

Supón que N nodos siempre tienen tramas y lo intentan de forma independiente con probabilidad p. Para que un nodo determinado tenga éxito, debe transmitir y los otros N − 1 deben permanecer en silencio. Su probabilidad de éxito es $p(1-p{)}^{N-1}$. Cualquiera de los N nodos puede ser ese único emisor, lo que da una eficiencia total de

Con N = 10 y p = 0,1, el valor es $10(\mathrm{0,1})(\mathrm{0,9}{)}^9\approx \mathrm{0,387}$. Por tanto, un canal de 100 Mb/s transporta en conjunto unos 38,7 Mb/s de tramas transmitidas correctamente. Esto no supone 38,7 Mb/s para cada nodo. Los nodos simétricos saturados comparten esa capacidad de transmisión correcta.

La mejor probabilidad de intento es $p=1\mathrm{/}N$. A medida que N crece, la fracción útil máxima se aproxima a $1\mathrm{/}e\approx \mathrm{0,368}$. La fracción restante incluye tanto colisiones como ranuras vacías. El acceso aleatorio tiene sobrecarga incluso cuando todos los emisores están preparados.

Elimina la sincronización

ALOHA puro envía cuando una trama está lista, sin ranuras. Supón que una trama tarda T segundos. Otra transmisión que comience justo antes puede solaparse con su inicio; una que comience antes de que termine puede solaparse con su final. El intervalo vulnerable abarca 2T.

Las ranuras eliminan los solapamientos parciales al obligar a que cada transmisión comience en un límite de ranura. En el modelo estándar de probabilidad con nodos saturados, un emisor de ALOHA puro tiene éxito con probabilidad $p(1-p{)}^{2(N-1)}$, y la eficiencia agregada máxima para una población grande es $1\mathrm{/}(2e)\approx \mathrm{0,184}$. ALOHA puro es más sencillo de coordinar, pero tiene aproximadamente la mitad del mejor rendimiento de ALOHA ranurado.

Un único emisor activo puede utilizar todas las ranuras en ALOHA ranurado. El límite del 37 % describe muchos nodos saturados que compiten, no un límite físico de todos los usos del protocolo. ALOHA comenzó como una red de radio entre islas en Hawái; su idea de contienda y reintento también aparece en las solicitudes de acceso por cable y celular.

El acceso múltiple con detección de portadora (CSMA) hace que un nodo escuche antes de transmitir. La detección de colisiones (CD) hace que un nodo transmisor se detenga cuando detecta una colisión. Escuchar mejora la eficiencia, pero no puede eliminar el retardo hasta que llega una señal distante.

Por qué puede haber una colisión en un canal libre

Si B comienza a enviar en un extremo de un cable, D, en el otro extremo, puede seguir escuchando silencio. D puede comenzar durante ese intervalo de propagación y provocar una colisión. Con CSMA/CD, los adaptadores vigilan el medio mientras envían. Al detectar una colisión, un adaptador detiene la trama, envía una señal de interferencia y programa un reintento.

Elige un retardo aleatorio para reintentar

Tras la colisión n de la misma trama, la espera exponencial binaria elige un entero K de manera uniforme entre 0 y $2^m-1$, con $m=\min (n,10)$. El retardo es K veces 512 tiempos de bit. El intervalo se duplica después de las primeras colisiones sucesivas, distribuyendo los reintentos que compiten entre más posibilidades. El adaptador abandona una trama tras 16 intentos fallidos.

A 100 Mb/s, un bit tarda 10 ns. Por tanto, una ranura de 512 bits dura 5,12 μs. Tras la tercera colisión, K puede ser de 0 a 7, por lo que la espera más larga es $7(\mathrm{5,12})=\mathrm{35,84}$ μs. A 10 Mb/s, los mismos 512 tiempos de bit duran 51,2 μs. Un número de tiempos de bit no equivale a un número fijo de segundos para todas las velocidades de enlace.

Comprueba los tiempos de la red

La detección de colisiones solo funciona mientras el emisor sigue transmitiendo. Una trama mínima debe durar más que la ida hasta una colisión distante y la vuelta en el peor caso. El mínimo de 64 bytes del Ethernet clásico proporciona 512 tiempos de bit.

Para una longitud de 2 km y una velocidad de señal de $2\times {10}^8$ m/s, el tiempo de propagación de ida y vuelta es $4000\mathrm{/}(2\times {10}^8)=20$ μs. Esto supera los 5,12 μs de una ranura a 100 Mb/s, incluso antes de contar los retardos de los dispositivos. Una trama mínima podría terminar demasiado pronto. El límite de distancia basado solo en la propagación es de unos 512 m; los límites reales de una red compartida también deben tener en cuenta los concentradores y adaptadores.

Estima la eficiencia

Una aproximación habitual es

donde el retardo de propagación corresponde a un sentido a través de la red y el retardo de transmisión es el tiempo necesario para enviar una trama de tamaño máximo. Para 200 m a la misma velocidad de señal, la propagación tarda 1 μs. Una trama de 1518 bytes a 100 Mb/s tarda $1518(8)\mathrm{/}{10}^8=\mathrm{121,44}$ μs. La sustitución da aproximadamente 0,96, o una eficiencia del 96 %. Un retardo de propagación menor y unas tramas más largas reducen el coste relativo de la contienda.

El Ethernet conmutado moderno de dúplex completo no tiene colisiones en un medio compartido y no ejecuta CSMA/CD. Ethernet a 10 Gb/s y velocidades superiores solo funciona en dúplex completo. Wi-Fi también detecta la portadora, pero utiliza evitación de colisiones: una radio transmisora no puede detectar de forma fiable la señal mucho más débil de otra estación, y las estaciones ocultas pueden estar fuera de su alcance de escucha.

Los protocolos de turnos intentan dar a un emisor solitario casi todo el canal y repartir la capacidad equitativamente cuando hay muchos emisores activos. Evitan colisiones repetidas controlando el permiso para transmitir.

Pregunta a cada emisor o pasa el permiso

En el sondeo, un controlador invita a los nodos a enviar en secuencia, a menudo con un límite de tramas por turno. El límite impide que un nodo ocupado mantenga esperando a todos los demás. Los mensajes de sondeo consumen tiempo de transmisión y un nodo preparado puede esperar mientras el controlador comprueba los nodos inactivos. El controlador también es un único punto de fallo. El Bluetooth clásico utiliza acceso coordinado de forma centralizada en una piconet.

En el paso de testigo, una pequeña trama de control circula en un orden fijo. Tener el testigo permite a un nodo enviar una cantidad limitada. Un nodo sin datos lo pasa rápidamente al siguiente. No se necesita un dispositivo central de sondeo, pero el protocolo necesita procedimientos para un testigo perdido o una interrupción del ciclo lógico. Token Ring y FDDI utilizaron este método.

En un canal con diez nodos y solo el nodo 7 activo, TDMA fijo le concede una décima parte del tiempo. ALOHA ranurado puede permitirle utilizar todas las ranuras. El sondeo se aproxima a la tasa completa, pero dedica parte del tiempo a sondear los nueve nodos silenciosos.

Sigue el acceso de subida por cable

DOCSIS conecta los cablemódems a un sistema de terminación de cablemódems (CMTS). Los recursos de frecuencia separan los canales. En un canal de bajada ordinario, el CMTS es el único emisor. En un canal de subida, muchos módems compiten para llegar a ese mismo CMTS.

La subida se divide en minirranuras. Un mensaje MAP de bajada anuncia qué oportunidades de subida corresponden a cada módem. El CMTS puede dar a un módem minirranuras consecutivas para una ráfaga de datos y luego conceder la siguiente oportunidad a otro módem.

Un módem con datos en cola puede enviar una solicitud breve de ancho de banda en una oportunidad de contienda. Las solicitudes pueden colisionar. El módem supervisa los MAP posteriores para conocer el resultado de su solicitud. Una vez que el tiempo de confirmación ha pasado por su solicitud y ninguna concesión, ni siquiera pendiente, la cubre, el módem reintenta mediante una espera exponencial binaria truncada. La mera ausencia de una concesión inmediata de datos no demuestra una colisión: una solicitud reconocida aún puede estar esperando su planificación.

DOCSIS combina, por tanto, tres ideas: la división por frecuencia organiza los canales, el acceso aleatorio obtiene las solicitudes y las concesiones planificadas transportan los datos de subida. DOCSIS 3.1 y 4.0 añaden OFDM en bajada y OFDMA en subida, dividiendo los canales en subportadoras estrechas mientras conservan el acceso por solicitud y concesión. Llamar al acceso por cable únicamente TDMA omite la contienda que permite obtener una oportunidad de transmisión.

Una dirección IP ayuda a seleccionar un destino de red. Una dirección MAC identifica una interfaz para la entrega local de tramas. Una computadora portátil con Ethernet y Wi-Fi tiene una dirección MAC distinta para cada interfaz.

Lee una dirección de 48 bits

Una dirección MAC habitual tiene seis bytes, escritos como seis pares hexadecimales: 5C-F9-38-A2-41-07. El espacio de 48 bits contiene unos 2,8 × 10¹⁴ valores. En el modelo conocido de asignación por fabricante, un identificador único de organización (OUI) emitido por el IEEE proporciona los primeros 24 bits y el fabricante asigna los 24 restantes.

Las direcciones MAC son planas: ninguna parte especifica la subred IP actual de la interfaz. Una interfaz puede conservar su dirección MAC después de trasladarse. El software también puede sustituir una dirección de fábrica; los dispositivos Wi-Fi suelen utilizar direcciones aleatorias administradas localmente por privacidad. Las direcciones deben seguir siendo únicas dentro de la LAN local.

Los dos bits de menor peso del primer byte tienen significados especiales. El bit menos significativo es 0 para una dirección individual y 1 para una dirección de grupo. El siguiente bit es 0 para administración universal y 1 para administración local. 5C termina en 00 en binario, por lo que identifica una dirección de unidifusión administrada universalmente. DA termina en 10, por lo que identifica una dirección de unidifusión administrada localmente. FF-FF-FF-FF-FF-FF es el destino de difusión.

Resuelve un vecino IPv4

El protocolo de resolución de direcciones (ARP) asocia una dirección IPv4 con una dirección MAC en la subred local. Una caché ARP almacena correspondencias IP–MAC con información de caducidad. Los mensajes ARP viajan directamente en tramas de la capa de enlace, identificadas por EtherType 0x0806.

Supón que A en 192.168.1.10/24 necesita llegar a B en 192.168.1.20 y no tiene una correspondencia en caché:

1. A difunde una solicitud ARP preguntando quién tiene la dirección IPv4 de B. Incluye las propias direcciones IP y MAC de A.
2. Todas las interfaces locales reciben la solicitud; B reconoce la dirección de destino.
3. B envía su respuesta a la dirección MAC de A y puede aprender la correspondencia de A.
4. A guarda la correspondencia de B en caché y envía la trama de datos a B.

El adaptador de destino acepta una trama dirigida a sí mismo, a la dirección de difusión o a un grupo de multidifusión que recibe. Normalmente descarta las tramas dirigidas a otros destinos antes de que lleguen a IP.

Envía más allá de la subred

Para el destino 203.0.113.5, A reconoce primero que la dirección está fuera de su subred /24. Selecciona la puerta de enlace 192.168.1.1, resuelve su dirección MAC y le envía la trama Ethernet. El datagrama IP encapsulado sigue dirigido a 203.0.113.5. Cada encaminador decide el siguiente salto y construye la trama de salida.

ARP no puede descubrir la dirección MAC de un servidor remoto a través de encaminadores. Los encaminadores detienen la difusión local y, en cualquier caso, la MAC remota no identificaría al siguiente receptor en el cable de A.

ARP no autentica las afirmaciones de propiedad, por lo que las respuestas falsificadas pueden redirigir el tráfico local. IPv6 utiliza el descubrimiento de vecinos de ICMPv6, con solicitudes y anuncios de vecino, en lugar de ARP.

Ethernet abarca muchos medios físicos y velocidades, y conserva una estructura de trama reconocible y un direccionamiento de 48 bits. El Ethernet coaxial compartido y el Ethernet basado en concentradores utilizaban un único dominio de colisión. Un conmutador proporciona a cada sistema terminal un enlace independiente, normalmente de dúplex completo.

Interpreta los campos

La secuencia de sincronización consta de siete bytes de bits alternos y un delimitador de inicio. Precede a la parte contabilizada en la longitud habitual de trama de 64 a 1518 bytes. Los valores de EtherType incluyen 0x0800 para IPv4, 0x86DD para IPv6 y 0x0806 para ARP. El receptor utiliza este campo para entregar la carga útil al protocolo correcto.

Distingue la MTU del tamaño de trama

La unidad máxima de transmisión (MTU) habitual de Ethernet es de 1500 bytes: el datagrama más grande de la capa de red que se transporta en el campo de datos. No incluye la cabecera Ethernet ni la CRC. Un datagrama mayor necesita una MTU mayor compatible o una gestión en la capa de red, como paquetes más pequeños; IPv4 puede fragmentar cuando está permitido, mientras que los encaminadores IPv6 no fragmentan los paquetes que reenvían.

Un datagrama de 20 bytes necesita 26 bytes de relleno para alcanzar el campo de datos mínimo de 46 bytes. Al añadir 14 bytes de cabecera y cuatro bytes de CRC se obtiene la trama mínima de 64 bytes. El receptor utiliza la longitud del paquete IP para distinguir el datagrama del relleno. En el otro extremo, un datagrama de 1500 bytes produce una trama sin etiqueta de 1518 bytes.

Incluye el tiempo ocupado en el enlace

Cada trama también utiliza la secuencia de preámbulo e inicio de ocho bytes y un intervalo de inactividad de 96 bits, equivalente a 12 tiempos de byte. Por tanto, una transmisión de tamaño máximo ocupa 1538 tiempos de byte. La fracción del campo de datos es $1500\mathrm{/}1538\approx \mathrm{0,975}$, aproximadamente el 97,5 %.

Una trama mínima ocupa $64+8+12=84$ tiempos de byte. Su campo de datos de 46 bytes representa aproximadamente el 55 % de ese tiempo. Si solo 20 bytes son datos IP reales, la eficiencia útil de IP es aún menor: el relleno no es información de la aplicación. Indica siempre qué bytes se consideran útiles al comunicar la eficiencia.

Comprende el servicio

Ethernet es sin conexión: ninguna trama va precedida de un intercambio de establecimiento Ethernet. También es no fiable en el sentido del protocolo: una CRC incorrecta provoca un descarte sin ACK ni reintento de Ethernet. TCP o una aplicación pueden recuperar los datos perdidos más tarde.

IEEE 802.3 incluye tecnologías desde 10 Mb/s hasta 800 Gb/s sobre cobre y fibra. Nombres como 100BASE-TX y 10GBASE-T codifican la velocidad y los detalles de señalización física. Algunos centros de datos utilizan tramas jumbo con cargas útiles de unos 9000 bytes. Los equipos del trayecto correspondiente deben admitirlas de forma compatible; un enlace más rápido por sí solo no amplía la MTU normal.

Un conmutador conecta segmentos Ethernet y reenvía tramas según la dirección MAC de destino. Los sistemas terminales se dirigen las tramas entre sí o a un encaminador, no al conmutador. Esta transparencia permite insertar un conmutador sin cambiar el direccionamiento de los sistemas terminales.

Toma dos decisiones independientes

Por cada trama que llega, aprende primero el origen: registra su dirección MAC, el puerto de entrada y la hora actual. Después busca el destino para decidir adónde debe ir la trama.

Aprender del destino sería circular: el conmutador no ha observado desde dónde envía realmente ese destino. Las entradas caducan cuando no se actualizan, normalmente después de unos 300 segundos, por lo que las ubicaciones antiguas no permanecen para siempre.

Sigue una tabla inicialmente vacía

Conecta A al puerto 1, B al puerto 2 y C al puerto 3.

1. A envía a B. El conmutador registra A → 1. B es desconocido, por lo que la trama sale por los puertos 2 y 3.
2. B responde a A. El conmutador registra B → 2 y envía solo al puerto 1.
3. C envía a B. El conmutador registra C → 3 y envía solo al puerto 2.

Una trama de difusión se inunda incluso cuando se conocen otras direcciones. Una trama de unidifusión con destino desconocido también se inunda, pero sigue dirigida a una sola interfaz; los demás adaptadores la descartan. Un destino silencioso sigue siendo desconocido hasta que una trama con su dirección de origen llega al conmutador.

Si A y D comparten un concentrador conectado al puerto 1 y D ya se ha aprendido en ese puerto, la trama de A para D llega por el puerto 1. El conmutador la filtra porque D ya está en el segmento de entrada. D puede recibir la copia local del concentrador sin que el conmutador envíe otra copia.

Evita la inundación interminable

Las tramas Ethernet no tienen un campo de número de saltos ni de TTL. Un bucle puede hacer circular repetidamente las difusiones y multiplicar las copias hasta crear una tormenta de difusión. El protocolo de árbol de expansión (STP) crea un árbol activo sin bucles bloqueando los enlaces redundantes. Un camino bloqueado puede activarse tras un fallo. En una topología de capa 2 basada en STP, los enlaces redundantes aportan resiliencia, pero no se utilizan todos simultáneamente para el reenvío ordinario.

Compara los límites

Los conmutadores separan dominios de colisión y pueden conectar puertos de distintas velocidades. Pueden almacenar tramas entrantes en búfer y encolarlas en puertos de salida ocupados. No eliminan un cuello de botella cuando varias entradas compiten por una salida más lenta.

Los encaminadores reenvían según IP, separan subredes y detienen las difusiones de la capa de enlace. Su direccionamiento jerárquico y sus protocolos de encaminamiento permiten redes más grandes; el TTL de IP limita los datagramas que circulan en bucle. Las LAN conmutadas, en cambio, necesitan una topología de reenvío sin bucles y controlar el crecimiento de la difusión.

El autoaprendizaje también presenta un punto débil: las direcciones de origen falsas pueden agotar la tabla de un conmutador. Entonces más destinos legítimos pasan a ser desconocidos y sus tramas pueden inundarse. Los límites de las VLAN siguen restringiendo el alcance de la inundación; el aprendizaje de la tabla no es un mecanismo de autenticación.

Una gran LAN conmutada propaga las difusiones a muchos sistemas terminales y vincula los grupos lógicos al cableado físico. Una red de área local virtual (VLAN) divide la misma infraestructura de conmutación en redes independientes de capa 2.

Asigna la pertenencia lógica

Con VLAN basadas en puertos, cada puerto de acceso pertenece a un grupo elegido. Los puertos 2–8 podrían pertenecer a la VLAN 10 de ingeniería y los puertos 9–15 a la VLAN 20 de finanzas. Una difusión que entra en la VLAN 10 llega a los demás puertos de la VLAN 10, no a los de finanzas. Trasladar a un usuario entre grupos puede consistir en cambiar mediante software la pertenencia de un puerto.

Una VLAN es un dominio de difusión. Puede abarcar varios conmutadores físicos y un conmutador puede admitir varias VLAN. Los sistemas terminales conectados a puertos de acceso ordinarios envían y reciben tramas ordinarias sin etiquetas; no necesitan saber cómo dividen la LAN los conmutadores.

Encaminamiento entre grupos

Las distintas VLAN no pueden intercambiar tramas directamente. Un sistema terminal de ingeniería en 10.1.10.25 que envía a uno de finanzas en 10.1.20.40 reconoce una subred remota y envía a la dirección MAC de su puerta de enlace. El encaminador retira la trama de la VLAN 10 y reenvía el datagrama IP a la VLAN 20 en una nueva trama. Un conmutador de capa 3 puede realizar este encaminamiento internamente.

La separación en la capa 2 no prohíbe por sí misma la comunicación encaminada. Las reglas de filtrado del trayecto encaminado deciden qué tráfico entre VLAN se permite. Asignar dos puertos a distintas VLAN no sustituye esa política.

Transporta la pertenencia por un enlace troncal

Un enlace troncal transporta varias VLAN entre conmutadores, limitadas a las permitidas en él. En el caso etiquetado, IEEE 802.1Q inserta cuatro bytes después de la dirección MAC de origen:

• Un identificador de protocolo de etiqueta de dos bytes, normalmente 0x8100.
• Tres bits de prioridad.
• Un bit de elegibilidad para descarte.
• Un identificador de VLAN de 12 bits, o VID.

El conmutador receptor utiliza la etiqueta para mantener la trama en su VLAN correcta. La etiqueta se retira al entregar la trama a un puerto de acceso ordinario sin etiquetas. Los enlaces troncales también pueden admitir una VLAN nativa sin etiquetas; las reglas de etiquetado deben ser coherentes entre los extremos.

El VID tiene $2^{12}=4096$ patrones de bits. Los valores 0 y 4095 están reservados, lo que deja 4094 identificadores VLAN ordinarios. Una etiqueta amplía una trama máxima sin etiqueta de 1518 bytes a 1522 bytes. Cambiar los bytes cubiertos por la FCS exige una nueva CRC.

Amplía el aislamiento a una red de conmutación encaminada

Las redes en la nube pueden necesitar más de 4094 grupos aislados. VXLAN encapsula una trama Ethernet en UDP e IP mediante un identificador de red virtual de 24 bits. Esto proporciona unos 16,7 millones de identificadores mientras los encaminadores subyacentes reenvían el paquete IP exterior.

La trama interior expresa la entrega local de la LAN virtual; el paquete exterior cruza la red física encaminada. Esto permite que las redes virtuales abarquen varios servidores sin convertir todo el centro de datos en un único dominio de difusión físico gigante. Las VLAN también pueden asignarse según otros criterios, como la dirección MAC de origen o el protocolo, aunque la pertenencia por puerto es el modelo más sencillo.

Un centro de datos atiende a clientes externos y también transporta grandes cantidades de tráfico entre sus propios servidores. La replicación de datos almacenados, la distribución de búsquedas y el aprendizaje automático distribuido pueden someter a mucha carga los enlaces entre bastidores.

Construye la red de conmutación

Los servidores se conectan a un conmutador de cabecera de bastidor (ToR), a menudo uno por cada 20–40 servidores. En una jerarquía clásica, los conmutadores ToR se conectan hacia arriba mediante conmutadores de nivel 2 y de nivel 1. Los encaminadores de frontera conectan la red de conmutación a internet. Un equilibrador de carga recibe tráfico para un servicio y distribuye las solicitudes entre servidores; los clientes pueden utilizar una dirección pública del servicio mientras cambia el conjunto de servidores internos.

La pregunta decisiva es cuánto tráfico puede salir de un bastidor. Tener enlaces rápidos a los servidores no garantiza el mismo ancho de banda a través de los enlaces ascendentes.

Calcula la sobresuscripción

Supón que cada uno de 40 servidores tiene un enlace de 25 Gb/s. Su demanda potencial total es de $40(25)=1000$ Gb/s. Cuatro enlaces ascendentes de 100 Gb/s proporcionan 400 Gb/s. La relación de sobresuscripción es

Es decir, 2,5 : 1. Si los 40 servidores envían por igual a otros bastidores y estos enlaces ascendentes son el cuello de botella, su media es de $400\mathrm{/}40=10$ Gb/s cada uno. El tráfico que permanece dentro del bastidor no consume los enlaces ascendentes de la misma manera. La relación describe la capacidad agregada, no un límite fijo automático de tasa para cada servidor.

Añade caminos con redes Clos

Una red de conmutación Clos proporciona múltiples caminos entre bastidores mediante muchos conmutadores más pequeños. Para k par, un árbol grueso de tres niveles con k puertos por conmutador tiene k grupos, cada uno con k/2 conmutadores de borde y k/2 de agregación, además de (k/2)² conmutadores de núcleo. Con enlaces de igual tasa, admite $k^3\mathrm{/}4$ sistemas terminales mediante $5k^2\mathrm{/}4$ conmutadores.

Para k = 4, el número de sistemas terminales es $4^3\mathrm{/}4=16$ y el de conmutadores es $5(4^2)\mathrm{/}4=20$. Para k = 48, pasan a ser 27 648 sistemas terminales y 2880 conmutadores. La topología proporciona capacidad agregada completa para el tráfico admisible con una asignación adecuada de caminos. No garantiza a cada sistema terminal la tasa completa de su enlace cuando todos envían a un mismo destino o cuando el encaminamiento concentra los flujos.

Distribuye flujos por caminos de igual coste

El encaminamiento multitrayecto de igual coste (ECMP) calcula un hash de campos de los paquetes, como las direcciones IP y los puertos de transporte, para seleccionar un camino. Los paquetes de un flujo normalmente siguen el mismo camino, lo que conserva su orden, mientras que distintos flujos pueden tomar caminos diferentes.

El cálculo de hash no equilibra perfectamente la carga. Dos flujos grandes pueden elegir un camino mientras otro permanece inactivo. Mover libremente paquetes individuales entre caminos puede alterar su orden y desencadenar una recuperación TCP innecesaria. La capacidad de la topología y la capacidad utilizada por un patrón de tráfico concreto son medidas diferentes.

Los diseños modernos también utilizan control definido por software, redes superpuestas VXLAN para máquinas virtuales y contenedores que pueden desplazarse, y control de congestión basado en ECN para obtener colas cortas y baja latencia. Los operadores equilibran el ancho de banda y la resiliencia frente al coste y el consumo de energía de los conmutadores, los componentes ópticos y los enlaces.

Una nueva conexión Ethernet debe obtener información de direccionamiento antes de que un navegador pueda acceder a un sitio remoto. Sigue una computadora portátil en 192.0.2.0/24, con puerta de enlace 192.0.2.1, servidor DNS 198.51.100.53 y servidor web 203.0.113.80. El intercambio utiliza HTTPS sobre TCP.

Obtén la configuración de red

La computadora tiene inicialmente una dirección MAC, pero ninguna dirección IPv4 utilizable. Envía un mensaje de descubrimiento DHCP (DHCP Discover) desde el puerto UDP 68 al puerto 67, con origen IP 0.0.0.0, destino IP 255.255.255.255 y destino Ethernet FF-FF-FF-FF-FF-FF.

El conmutador aprende la MAC de origen de la computadora e inunda la difusión. En este caso, el encaminador también ejecuta el servidor DHCP. El intercambio de cuatro mensajes consta de descubrimiento, oferta, solicitud y acuse de recibo. El ACK proporciona 192.0.2.37/24, la puerta de enlace 192.0.2.1 y la dirección del servidor DNS. Una respuesta dirigida a la MAC de la computadora puede reenviarse mediante la entrada aprendida por el conmutador; no se necesitó ninguna consulta ARP para la difusión inicial.

Resuelve el primer siguiente salto

El navegador necesita una dirección IP para www.example.com, por lo que la computadora prepara una consulta DNS, normalmente al puerto UDP 53. El servidor DNS está fuera de la subred de la computadora. Por ello, la computadora necesita la dirección MAC de la puerta de enlace, no la del servidor DNS.

Como no tiene una correspondencia de la puerta de enlace en caché, difunde una solicitud ARP para 192.0.2.1. El encaminador responde con la dirección MAC de su interfaz local. La computadora guarda esta correspondencia en caché y coloca el datagrama DNS dentro de una trama Ethernet dirigida a esa interfaz.

Cruza el trayecto encaminado

El destino de la trama es local, mientras que el destino IP encapsulado es 198.51.100.53. El encaminador del campus retira la trama Ethernet, busca la ruta IP y construye la trama del siguiente enlace. OSPF y BGP pueden proporcionar las rutas utilizadas dentro de las redes y entre ellas. Cada encaminador posterior repite el reenvío al siguiente salto.

DNS devuelve 203.0.113.80. La computadora ya puede crear una conexión de transporte con el servidor web. La MAC de su puerta de enlace ya está en caché; alcanzar otra IP remota no requiere resolver otra MAC local.

Intercambia datos web cifrados

TCP se conecta al puerto 443 con SYN, SYN-ACK y ACK. Después, un intercambio de establecimiento TLS crea el canal cifrado. El navegador envía un HTTP GET dentro de TLS sobre TCP. El servidor devuelve la página por esa conexión.

En el trayecto de vuelta, el encaminador del campus coloca el datagrama IP final en una trama dirigida a la computadora. El conmutador la reenvía al puerto aprendido. El NIC comprueba la FCS, IP entrega los datos a TCP, TCP ordena los bytes, TLS procesa los registros cifrados y el navegador lee la respuesta HTTP.

Los conmutadores dentro de una LAN Ethernet mantienen sin cambios las direcciones MAC de los extremos. Los encaminadores sustituyen la envoltura de la capa de enlace para cada red siguiente; las direcciones IP de los extremos permanecen sin cambios en este seguimiento. Una NAT en otra red podría modificar una dirección IP y un puerto. Ni la trama de salida ni la de vuelta necesitan como destino la dirección MAC de un puerto del conmutador.

Una red inalámbrica combina sistemas terminales, enlaces radioeléctricos y, a menudo, una estación base. Su canal cambia cuando los dispositivos se mueven, los objetos bloquean caminos y otros transmisores comienzan a funcionar. Esos cambios determinan tanto las tasas de transmisión como la recuperación de errores.

Clasifica la conexión

El modo infraestructura envía a través de una estación base: un punto de acceso Wi-Fi o una estación base celular. El modo ad hoc no tiene esa infraestructura. Ambas configuraciones pueden utilizar uno o varios saltos inalámbricos.

Un dispositivo central Bluetooth coordina su piconet, pero no es una estación base de acceso a internet en esta clasificación. Cambiar el AP o la estación base celular que presta servicio es un traspaso.

Explica una señal débil o distorsionada

La pérdida de propagación reduce la potencia recibida debido a la distancia y los obstáculos. La interferencia añade energía no deseada de otros transmisores; Wi-Fi de 2,4 GHz comparte espectro con Bluetooth y los hornos de microondas. La propagación multitrayecto hace llegar copias reflejadas por caminos de distinta longitud, lo que puede difuminar los símbolos en el receptor.

La relación señal-ruido (SNR) compara la potencia de la señal recibida con la potencia del ruido:

Una relación de potencia de 100 da 20 dB. En un modelo de espacio libre, la potencia disminuye con el cuadrado de la distancia. Duplicar la distancia deja una cuarta parte de la potencia, una caída de unos 6 dB si el ruido permanece constante. En interiores, las paredes y las reflexiones también afectan a la señal recibida, por lo que la distancia por sí sola no determina la SNR.

Equilibra tasa y errores

Una modulación que transporta más bits por símbolo puede enviar más rápido, pero sus estados de señal son más difíciles de distinguir. Para una modulación fija, una SNR mayor suele reducir la tasa de error de bits. La adaptación de la tasa de transmisión selecciona un modo más robusto y lento cuando empeora la recepción y uno más rápido cuando mejora. La tasa máxima anunciada no siempre es el modo que entrega más datos útiles en las condiciones actuales.

Localiza la colisión oculta

Supón que A y C pueden alcanzar a B, pero no pueden escucharse entre sí. A puede escuchar silencio mientras C ya está enviando a B. Entonces A transmite y las tramas interfieren en B. Este problema del terminal oculto muestra por qué el resultado de la detección de portadora de un emisor no describe las condiciones en el receptor.

El Bluetooth clásico presta servicio a dispositivos personales de corto alcance, a menudo a unos 10 m, en la banda de 2,4 GHz. Un dispositivo central puede coordinar hasta siete periféricos activos. Salta entre 79 canales de un megahercio a 1600 saltos/s. Bluetooth Low Energy utiliza 40 canales de dos megahercios. Son configuraciones diferentes de canales físicos, aunque ambas admiten dispositivos personales de bajo consumo.

Las pérdidas radioeléctricas variables motivan el uso de acuses de recibo locales, retransmisiones y FEC. Una pérdida causada por una recepción débil puede reducir el rendimiento de TCP si la recuperación de transporte la trata como congestión.

Wi-Fi es la familia IEEE 802.11 de redes LAN inalámbricas. Un punto de acceso (AP) conecta mediante un puente las tramas inalámbricas a una red de distribución, a menudo Ethernet. No necesita realizar encaminamiento IP.

Distingue un nombre de una radio

Un conjunto de servicios básicos (BSS) comprende un AP de infraestructura y sus estaciones asociadas. El SSID es el nombre de la red; el BSSID identifica un BSS concreto, normalmente mediante la dirección MAC de la radio del AP. Varios BSS unidos por un sistema de distribución común y que comparten un SSID forman un conjunto de servicios extendidos (ESS). Dos AP sin relación que utilizan el mismo nombre no forman por ello un solo ESS.

Una estación puede encontrar un AP mediante exploración pasiva, escuchando las tramas de baliza periódicas, o exploración activa, enviando una solicitud de sondeo y escuchando las respuestas. Las balizas anuncian información como el SSID y el BSSID, normalmente unas diez veces por segundo. La estación elige un BSS e intercambia una solicitud y una respuesta de asociación. Una señal fuerte es útil, pero un AP con muchos clientes que compiten puede ofrecer menos rendimiento que otro algo más débil y con menos tráfico.

Ordena los pasos de configuración

La seguridad y la asociación son operaciones distintas. WPA2 utiliza primero la autenticación abierta 802.11 y la asociación. WPA2-Personal establece después las claves mediante el intercambio de cuatro pasos; WPA2-Enterprise realiza un intercambio de credenciales 802.1X antes de ese intercambio de claves. WPA3-Personal, en cambio, utiliza la autenticación de contraseña SAE antes de la asociación, seguida del intercambio de cuatro pasos. Tras configurar correctamente el enlace, DHCP puede proporcionar la configuración IP.

Compara bandas y generaciones

Las cifras son tasas físicas máximas que utilizan las capacidades máximas correspondientes, no el rendimiento de aplicación de cada usuario. La compatibilidad con generaciones anteriores requiere una banda y un modo compartidos por ambos dispositivos. Las funciones OFDMA más recientes pueden planificar a los usuarios, mientras que la contienda sigue siendo esencial para el acceso Wi-Fi.

Comprende el solapamiento de canales

En la secuencia ordinaria de canales de 2,4 GHz, los centros están separados por 5 MHz. Los canales 1, 6 y 11 están centrados en 2412, 2437 y 2462 MHz. Una señal de unos 20 MHz se solapa con los canales cercanos: los canales 1 y 4 están separados solo por 15 MHz, mientras que el 1 y el 6 están separados por 25 MHz.

Las bandas de 5 y 6 GHz ofrecen más canales independientes. La agregación de canales une espectro para formar canales de 40, 80 o 160 MHz; Wi-Fi 7 también admite canales de 320 MHz. Los canales disponibles y los anchos permitidos dependen de la normativa radioeléctrica local, especialmente en 6 GHz. Los canales más anchos pueden aumentar la tasa, pero el ancho anunciado no crea espectro dedicado para cada estación.

Wi-Fi utiliza CSMA/CA, detección de portadora con evitación de colisiones. La señal de radio de un transmisor oculta las señales entrantes débiles y es posible que las estaciones ocultas no se escuchen. Envía una trama completa y conoce el éxito mediante un acuse de recibo.

Cuenta solo las ranuras libres

En el procedimiento básico de contienda, una estación espera durante un intervalo DIFS libre. Si ha aplazado su transmisión, elige una espera aleatoria antes de reintentar y realiza una cuenta regresiva durante las ranuras libres. Un canal ocupado detiene la cuenta restante. Una vez terminado el intercambio y transcurrido el DIFS, se reanuda la cuenta.

Si X elige 3 e Y elige 7, X llega primero a cero. Y detiene su cuenta cuando le quedan 4 ranuras mientras X transmite. Una trama correcta de datos de unidifusión recibe un ACK tras el intervalo SIFS, más corto. SIFS da prioridad a esa respuesta frente a las estaciones que esperan DIFS. Y reanuda la cuenta después del intercambio; no vuelve automáticamente a 7 ni cuenta durante la transmisión de X.

La ausencia de un ACK provoca un reintento con una ventana de contienda mayor. Puede indicar pérdida de datos o pérdida del ACK. Los números de secuencia permiten al receptor descartar un duplicado en el segundo caso. Las tramas ordinarias de datos de difusión y multidifusión no reciben ACK individuales.

Reserva tiempo de transmisión para emisores ocultos

Los intercambios opcionales RTS/CTS reservan un intervalo antes de una trama de datos larga. Un emisor envía una solicitud de envío; el receptor responde con una autorización de envío. Una estación oculta que escucha el CTS aplaza su transmisión durante el tiempo anunciado, aunque nunca haya escuchado el RTS. Las tramas cortas de control añaden sobrecarga, pero pueden evitar que una colisión desperdicie una transmisión larga de datos. Reducen los daños causados por terminales ocultos sin eliminar las colisiones del canal.

Sigue tres funciones de dirección

Una trama básica de datos transporta control de trama, duración, direcciones 1–3, control de secuencia, una dirección 4 opcional, una carga útil y una CRC de 32 bits, en ese orden. La carga útil máxima tradicional es de 2312 bytes; los formatos de agregación más recientes añaden estructura adicional. Una cuarta dirección aparece en formatos de cuatro direcciones, como los puentes inalámbricos. En las tramas ordinarias de datos en modo infraestructura, la dirección 1 es el receptor radioeléctrico inmediato y la dirección 2 el transmisor radioeléctrico. La dirección 3 conserva el extremo del lado del sistema de distribución.

Para el sistema terminal H1 que envía a través de un AP a la interfaz R1 de un encaminador:

1. Hacia el AP: dirección 1 = AP, dirección 2 = H1, dirección 3 = R1.
2. El AP emite una trama Ethernet con origen H1 y destino R1.
3. En el retorno, Ethernet tiene origen R1 y destino H1.
4. El AP envía datos por radio con dirección 1 = H1, dirección 2 = AP, dirección 3 = R1.

La dirección 3 puede pertenecer a otro sistema terminal de la LAN en lugar de a un encaminador. La función radioeléctrica del AP no debe sustituir al extremo Ethernet original en la trama enviada mediante el puente.

Desplázate o entra en reposo

Pasar de AP1 a AP2 en la misma subred conserva la dirección IP de H1. La reasociación cambia su conexión radioeléctrica. Una trama que llega a través de AP2 con origen H1 enseña a los conmutadores la nueva ubicación de H1. El desplazamiento a otra subred necesita un nuevo direccionamiento o soporte de movilidad para conservar las conexiones existentes.

Para ahorrar energía, una estación indica al AP que entrará en reposo. El AP almacena sus tramas en búfer y anuncia el tráfico en espera en la información de las balizas. La estación se despierta para comprobar y recoger los datos, y después puede volver a dormir. El reposo ahorra energía de la radio, pero puede retrasar la entrega hasta el siguiente intervalo de activación.

Una red celular divide la cobertura en celdas atendidas por estaciones base. El teléfono o módem es el equipo de usuario (UE). Su SIM contiene una identidad de abonado, la IMSI, y una clave secreta de larga duración utilizada en la autenticación.

Distingue las funciones de red

Una IMSI tiene hasta 15 dígitos: un código de país móvil de tres dígitos, un código de red de dos o tres dígitos y un número de abonado. La identidad de prueba 001 01 0123456789 ilustra esos campos. Identifica una suscripción, no la dirección IP del UE.

La estación base LTE, un eNodeB, planifica los recursos radioeléctricos, gestiona su celda y participa en el traspaso. Su red de retorno conduce al núcleo de paquetes evolucionado (EPC).

Los mensajes de control establecen y gestionan la conectividad. Los paquetes del plano de usuario transportan los datos reales del abonado. Considerar la MME como el encaminador de cada paquete web confunde esos planos.

Conéctate paso a paso

El UE encuentra señales de sincronización y selecciona una celda. Envía una solicitud de conexión a través del eNodeB a la MME. La MME obtiene información de autenticación del HSS de origen del abonado. El UE y la red se autentican y establecen la protección; después, la MME coordina los caminos de datos del portador a través de las pasarelas. La P-GW proporciona la dirección IP del UE.

LTE es un sistema de paquetes totalmente IP; el servicio de voz admitido viaja como IP, al igual que los datos ordinarios. Entre el eNodeB, la S-GW y la P-GW, GTP-U transporta los paquetes del UE por túneles sobre UDP e IP exterior. El datagrama interior conserva la dirección del extremo UE, mientras que las direcciones exteriores identifican los extremos del túnel. Por tanto, un cambio de conexión radioeléctrica puede cambiar un extremo del túnel sin cambiar la dirección IP del UE.

Divide el trabajo radioeléctrico

La pila de enlace tiene tres subcapas principales. PDCP realiza funciones que incluyen la compresión de cabeceras y el cifrado. RLC segmenta y vuelve a ensamblar los datos y puede proporcionar retransmisión en modo confirmado. MAC gestiona las oportunidades planificadas y la ARQ híbrida, que combina reintentos rápidos con codificación.

La bajada de LTE utiliza OFDMA; la subida utiliza el método relacionado SC-FDMA. Las subportadoras están separadas por 15 kHz. Un bloque de recursos abarca 12 subportadoras, o 180 kHz, durante una ranura de 0,5 ms. La planificación suele asignar recursos en subtramas de 1 ms. Más bloques asignados y una tasa de modulación utilizable mayor pueden aumentar la tasa de datos de un UE; el estándar no exige un algoritmo de equidad concreto.

Un UE inactivo ahorra energía mediante procedimientos de reposo y activación. Solo el salto de acceso debe ser radioeléctrico: la red de retorno puede utilizar fibra, cobre o microondas, y las pasarelas siguen separando la red radioeléctrica de internet.

5G amplía el acceso celular con tiempos radioeléctricos flexibles y un núcleo rediseñado. Las tasas máximas elevadas, la baja latencia y las grandes poblaciones de dispositivos sirven a distintos casos de uso; un dispositivo no debería esperar todos los objetivos de diseño a la vez.

Interpreta los objetivos de diseño

IMT-2020 define la banda ancha móvil mejorada, eMBB; las comunicaciones ultrafiables de baja latencia, URLLC; y las comunicaciones masivas de tipo máquina, mMTC. Los requisitos asociados incluyen una tasa máxima de bajada de 20 Gb/s, una latencia radioeléctrica del plano de usuario de 1 ms para URLLC y un millón de dispositivos por kilómetro cuadrado para comunicaciones densas entre máquinas. Son objetivos de evaluación en condiciones especificadas, no garantías de velocidad habitual de descarga de internet ni de latencia de ida y vuelta.

Cambia los tiempos radioeléctricos

La nueva radio (NR) utiliza OFDM con separación escalable. Con numerología μ, la separación entre subportadoras es $15(2^{\mu })$ kHz y una ranura normal de 14 símbolos dura $1\mathrm{/}{2}^{\mu }$ ms. A 30 kHz, μ = 1 y la ranura dura 0,5 ms. A 120 kHz, μ = 3 y dura 0,125 ms. Las ranuras más cortas permiten oportunidades de planificación más rápidas, aunque la latencia de extremo a extremo también incluye transporte, procesamiento y colas.

FR1 de NR abarca de 410 MHz a 7,125 GHz, incluida la banda media habitual en torno a 3,5 GHz. FR2 abarca de 24,25 a 71 GHz en sus subrangos. Las bandas altas, a menudo llamadas ondas milimétricas, ofrecen canales anchos, pero sufren bloqueos importantes y tienen un alcance útil corto. Las celdas pequeñas y los haces concentrados de grandes conjuntos de antenas ayudan a utilizarlas. Muchos despliegues 5G utilizan FR1 y no necesitan ningún enlace de ondas milimétricas.

Relaciona las responsabilidades del núcleo

Un gNB es una estación base 5G. Los despliegues no autónomos (NSA) combinan el acceso NR con un anclaje LTE y el núcleo 4G. Los despliegues autónomos (SA) utilizan la organización basada en servicios del núcleo 5G.

Las funciones se reparten las responsabilidades; la correspondencia no implica que un equipo antiguo se sustituya por uno nuevo que funcione de forma idéntica. Separar el reenvío del plano de usuario del control permite a un operador situar una UPF cerca de una aplicación local. La segmentación de red admite redes virtuales con distintas propiedades de servicio sobre una infraestructura compartida.

Compara el acceso celular y Wi-Fi

Las redes celulares suelen utilizar espectro con licencia, abonados gestionados por operadores y recursos radioeléctricos planificados de forma centralizada en áreas extensas. Wi-Fi suele utilizar espectro local sin licencia y acceso basado en contienda gestionado por una organización o un usuario. Wi-Fi 6 y versiones posteriores también admiten OFDMA planificado por el AP, por lo que la planificación no es exclusiva de la tecnología celular. Ambas familias adaptan las tasas radioeléctricas y recuperan algunas pérdidas localmente. 5G-Advanced continúa la familia 5G; 6G sigue en desarrollo con la vista puesta en alrededor de 2030.

Es fácil ocultar un cambio de conexión radioeléctrica si el dispositivo conserva su dirección IP. Desplazarse entre redes es más difícil: una conexión TCP ordinaria se identifica mediante las direcciones y los puertos de los extremos. Los mecanismos de movilidad mantienen la accesibilidad mientras cambia el camino físico de entrega.

Separa la identidad estable de la ubicación actual

La red de origen conserva el registro de suscripción; una red visitada presta servicio a un abonado en itinerancia en otro lugar. En Mobile IP, una dirección de origen estable identifica al dispositivo y una dirección de cuidado localiza su punto de conexión actual. Anunciar por toda internet una ruta independiente para cada dispositivo en movimiento supondría una enorme carga de encaminamiento que cambiaría constantemente.

Con el encaminamiento indirecto, el corresponsal envía a la dirección de origen. Un agente de origen intercepta el tráfico y lo envía por un túnel hacia la dirección de cuidado. El corresponsal no necesita seguir el movimiento, pero el camino puede desviarse por la red de origen. Un abonado brasileño en Tokio que recibe datos de un servidor de Tokio puede recibir ese tráfico después de que pase primero por Brasil: es el encaminamiento triangular.

Con el encaminamiento directo, el corresponsal conoce la ubicación actual y envía los datos por un túnel hacia la red visitada. Evita el desvío por la red de origen, pero requiere la participación del corresponsal y actualizaciones o reenvío cuando el dispositivo vuelve a desplazarse. En la itinerancia LTE, el encaminamiento por la red de origen a través de una P-GW de origen y la salida local ofrecen opciones relacionadas.

Sigue un traspaso LTE

Dentro de una red LTE, la S-GW puede seguir siendo el punto de anclaje del camino de datos mientras el UE cambia de eNodeB:

1. Las mediciones de señal comunicadas por el UE llevan al eNodeB de origen a solicitar un traspaso a uno de destino.
2. El de destino reserva recursos y devuelve la información de acceso.
3. El de origen ordena al UE que se desplace y reenvía al destino los datos que aún están en tránsito.
4. El UE se sincroniza con el destino, accede a él y comunica la finalización.
5. El destino solicita un cambio de camino a través de la MME; la S-GW cambia el extremo de su túnel.
6. Se liberan los recursos radioeléctricos antiguos y el tráfico sigue el nuevo túnel.

La preparación ocurre antes de que el UE se desplace; el cambio de camino en el núcleo se produce después de su llegada al destino. Un traspaso puede retrasar o perder paquetes brevemente sin cambiar la dirección IP interior.

Distingue las versiones de Mobile IP

Mobile IPv4 admite una dirección de cuidado de un agente externo o una obtenida directamente por el dispositivo móvil. El descubrimiento y el registro informan al agente de origen. Mobile IPv6 no necesita agente externo: la configuración IPv6 ordinaria obtiene la dirección de cuidado y una actualización de vinculación la registra ante el agente de origen. Estos mecanismos del IETF están menos desplegados que la gestión de movilidad específica de las redes celulares.

Relaciona las pérdidas con el comportamiento del transporte

TCP convencional basado en pérdidas suele tratar una pérdida como congestión, por lo que un error radioeléctrico o una pérdida durante el traspaso puede reducir su tasa de envío incluso cuando las colas no estaban sobrecargadas. La ARQ y la FEC locales pueden ocultar algunas pérdidas inalámbricas. Otros métodos distinguen las causas de las pérdidas o dividen una conexión de transporte entre los tramos inalámbrico y cableado. La división cambia la organización original del transporte de extremo a extremo. Las aplicaciones, como el vídeo en transmisión continua, también pueden reducir su tasa de bits cuando disminuye el ancho de banda disponible.