La couche liaison, les réseaux locaux et l’accès sans fil

Un datagramme peut traverser le Wi-Fi, Ethernet et plusieurs liaisons entre routeurs en chemin vers un serveur. La couche liaison prend en charge chaque traversée locale. Son paquet, une trame, entoure le datagramme d’un en-tête et généralement d’une queue de trame.

Suivre le saut suivant

Un nœud est un appareil qui exécute un protocole de couche liaison : un hôte, un routeur, un commutateur ou un point d’accès. Une liaison relie des nœuds adjacents. La couche réseau choisit la destination suivante du datagramme ; la couche liaison l’achemine sur la liaison choisie.

Imagine un ordinateur portable qui envoie des données par un point d’accès et un routeur de campus. L’ordinateur envoie d’abord une trame 802.11 au point d’accès. Celui-ci fait passer le trafic sur Ethernet. Le routeur du campus retire la trame reçue, examine la destination IP et construit une trame adaptée à sa liaison de sortie. Un commutateur dans le réseau local Ethernet transfère une trame sans remplacer ses adresses MAC source et destination. Un routeur crée une nouvelle enveloppe de couche liaison pour le réseau suivant.

Quatre services, différents choix

Les protocoles choisissent les services nécessaires à leurs liaisons. Ethernet vérifie le CRC d’une trame et rejette une trame endommagée sans l’acquitter. Le Wi-Fi acquitte les trames de données unicast correctement reçues ; un ACK manquant peut déclencher une nouvelle tentative locale. Les erreurs sans fil sont assez fréquentes pour qu’une récupération sur le saut sans fil évite le délai d’une retransmission TCP de bout en bout. Un échange Wi-Fi réussi ne garantit toutefois pas qu’un datagramme traversera sans dommage toutes les liaisons suivantes.

Canaux partagés et dédiés

Une liaison point à point relie deux extrémités, comme un hôte et un port de commutateur. Un support partagé ou à diffusion accueille plusieurs émetteurs, comme sur un canal Wi-Fi ou une voie montante d’Internet par câble. Il faut des règles pour partager le temps d’antenne. Un canal partagé ne garantit pas que toutes les stations peuvent s’entendre : les obstacles et la distance peuvent masquer des émetteurs sans fil.

Le duplex intégral permet aux deux extrémités d’émettre en même temps. Le semi-duplex ne permet qu’à une seule d’émettre à la fois. Une liaison d’hôte Ethernet commutée moderne fonctionne normalement en duplex intégral ; les stations Wi-Fi partagent le temps d’antenne radio.

Où le travail s’effectue

Le contrôleur d’interface réseau (NIC) assure par matériel la délimitation des trames, l’accès au support et les contrôles d’erreurs au débit de la ligne. Les logiciels du système d’exploitation fournissent les datagrammes et les informations d’adressage, gèrent les interruptions et transmettent les datagrammes reçus à la couche supérieure. Pour émettre, le NIC construit la trame, calcule les bits de contrôle, suit les règles d’accès et transmet. Pour recevoir, il vérifie la trame et extrait le datagramme si la trame est acceptable.

Distingue bien les deux portées des adresses. Les adresses de couche liaison identifient l’émetteur et le récepteur pour un acheminement local. Les adresses IP source et destination identifient normalement les extrémités du chemin routé ; le NAT peut les réécrire.

Les contrôles d’erreurs ajoutent des informations que le récepteur peut vérifier. Un contrôle échoué prouve une altération ; un contrôle réussi signifie que la méthode n’a trouvé aucune erreur. Différents contrôles laissent passer différentes configurations d’erreurs.

Compter les uns avec la parité

Avec la parité paire, choisis un bit qui rend pair le nombre total de uns. Les données 1101011 contiennent cinq uns : ajoute donc 1 ; la séquence transmise est 11010111. Si un bit s’inverse, le nombre devient impair et le récepteur le détecte. Un nombre impair d’inversions change toujours la parité. Un nombre pair la conserve, y compris lorsque deux inversions changent un zéro en un et un un en zéro.

La parité bidimensionnelle vérifie à la fois les lignes et les colonnes d’un bloc. Pour les lignes 1011, 0110 et 1100, les bits de parité paire des lignes sont 1, 0 et 0. Les bits de parité des colonnes sont 0, 0, 0 et 1 ; un bit dans le coin complète la parité des bits de contrôle. Si la ligne 2 devient 0100, les contrôles de la ligne 2 et de la colonne 3 échouent. Leur intersection localise le bit modifié, que le récepteur rétablit.

La règle de correction s’applique à une erreur d’un seul bit. La parité bidimensionnelle détecte toutes les configurations d’erreurs portant sur un, deux ou trois bits, mais plusieurs contrôles échoués ne permettent pas toujours de déterminer une correction unique. Quatre bits inversés aux coins d’un rectangle modifient deux bits dans chaque ligne et chaque colonne concernées. Tous les contrôles de parité réussissent alors.

Corriger sans aller-retour

La correction d’erreurs sans retransmission (FEC) envoie assez de redondance pour que le récepteur puisse récupérer certaines données endommagées sans demander une autre copie. C’est utile lorsqu’une retransmission arriverait trop tard, comme pour le trafic en temps réel ou un long aller-retour par satellite. Les bits de contrôle supplémentaires consomment de la capacité même en l’absence d’erreur. Les codes FEC modernes offrent une protection plus forte que la méthode simple par lignes et colonnes.

Additionner des mots de 16 bits

La somme de contrôle Internet utilise l’addition en complément à un. Additionne les mots de 16 bits, puis reporte toute retenue de dépassement à l’extrémité de poids faible. Inverse chaque bit de la somme finale de 16 bits pour former la somme de contrôle.

Pour 0x8F3A, 0x6C21 et 0x1E07 :

1. Additionne les deux premiers mots : 0x8F3A + 0x6C21 = 0xFB5B.
2. Ajoute le troisième : 0xFB5B + 0x1E07 = 0x11962.
3. Reporte la retenue : 0x1962 + 0x0001 = 0x1963.
4. Inverse les bits : la somme de contrôle est 0xE69C.

Le récepteur inclut la somme de contrôle dans son addition. Ici, 0x1963 + 0xE69C = 0xFFFF, donc le contrôle réussit. Supprimer le dépassement produirait une somme de contrôle incorrecte ; le report fait partie de l’arithmétique.

La somme de contrôle demande peu de calculs en logiciel et est utilisée par IPv4, TCP et UDP. Ce qu’elle couvre diffère : IPv4 vérifie son en-tête ; TCP et UDP couvrent leurs données de transport et un pseudo-en-tête. Permuter des mots complets de 16 bits laisse la somme inchangée : la somme de contrôle ne peut donc pas détecter cette modification de l’ordre. Ethernet et Wi-Fi utilisent un CRC plus efficace, calculé rapidement dans le matériel de l’adaptateur.

Un contrôle de redondance cyclique (CRC) traite les bits comme des coefficients dans un calcul polynomial. Tu peux le calculer directement avec des configurations de bits : les décalages et le OU exclusif remplacent la multiplication et la soustraction ordinaires.

Fixer le nombre de bits de contrôle

L’émetteur et le récepteur se mettent d’accord sur un polynôme générateur, G. Un polynôme générateur de r + 1 bits produit r bits de contrôle. Pour G = 1011, r vaut 3. L’émetteur choisit ces trois bits de sorte que les données suivies des bits de contrôle soient exactement divisibles par G en arithmétique modulo 2.

L’addition et la soustraction modulo 2 sont toutes deux des opérations XOR. Des bits identiques donnent 0 ; des bits différents donnent 1. Ainsi, 1011 XOR 0101 = 1110. Il n’y a ni retenue ni emprunt. Ajouter r zéros décale une configuration de données D de r positions vers la gauche, ce qui revient à multiplier par $2^r$.

Effectuer la division

Utilise D = 11010011 et G = 1011.

1. Ajoute trois zéros : 11010011000.
2. En partant du 1 le plus à gauche, aligne le bit le plus à gauche du polynôme générateur sur celui-ci et applique XOR.
3. Passe au 1 restant suivant vers la droite et recommence. Saute les zéros de tête.
4. Arrête-toi après avoir traité les positions des données ; les trois derniers bits constituent le reste R.

Les configurations successives sur toute la largeur sont :

11010011000
01100011000
00111011000
00010111000
00000001000
00000000011

Le reste est 011. Garde son zéro initial : le champ de contrôle comporte toujours trois bits. Remplace les zéros ajoutés par ce reste et transmets 11010011011.

Vérifier ce qui est arrivé

Le récepteur divise la séquence complète reçue par le même polynôme générateur. Il n’ajoute pas une nouvelle série de zéros. La division de 11010011011 donne le reste 000 : aucune erreur n’est donc détectée. Si le troisième bit change, la séquence reçue devient 11110011011 ; son reste est 010, elle est donc rejetée.

Cela fonctionne parce que la configuration transmise valide est un multiple de G. Une erreur modifie cette configuration. Le récepteur détecte la modification, sauf si la configuration d’erreur est elle aussi un multiple de G.

Connaître la protection

Un polynôme générateur approprié de degré r détecte toute erreur en rafale dont l’étendue est d’au plus r bits. Pour les rafales aléatoires plus longues, la probabilité qu’une erreur ne soit pas détectée est d’environ $2^{-r}$. Les polynômes générateurs contenant le facteur $x+1$ détectent aussi tout nombre impair d’inversions. Ce sont des garanties différentes : la longueur d’une rafale est la distance entre le premier et le dernier bit modifiés, y compris les bits inchangés entre eux.

Ethernet et Wi-Fi utilisent un CRC de 32 bits, transporté sous forme d’une séquence de contrôle de trame (FCS) de quatre octets. Sa probabilité de manquer une longue rafale aléatoire est d’environ une sur 4,3 milliards. CRC-32 détecte jusqu’à trois bits inversés dans une trame de taille Ethernet. Des registres à décalage et des portes OU exclusif matériels peuvent le calculer pendant que les bits traversent l’adaptateur.

Un CRC détecte les altérations accidentelles ; il n’authentifie pas l’émetteur. Une personne qui modifie volontairement une trame peut calculer un nouveau CRC. Il ne fournit pas non plus de correction automatique : Ethernet rejette une trame erronée, tandis que l’absence d’ACK en Wi-Fi peut provoquer une nouvelle tentative.

Plusieurs interfaces qui partagent un canal ont besoin d’une règle pour décider qui émet. Si des transmissions se chevauchent au niveau d’un récepteur et ne peuvent pas être décodées, une collision gaspille du temps de canal. Un protocole d’accès au support coordonne les émetteurs concurrents.

Quel serait un partage idéal ?

Pour un canal de débit R, un seul émetteur actif devrait obtenir tout le débit R. Avec M émetteurs actifs, chacun devrait obtenir en moyenne R/M. La coordination devrait être simple, peu coûteuse et décentralisée, sans contrôleur vulnérable ni horloges synchronisées. Les protocoles réels font des compromis entre ces objectifs.

Trois familles font des choix différents : le partitionnement du canal réserve des parts, l’accès aléatoire autorise les tentatives et résout les collisions, et l’accès à tour de rôle accorde une permission temporaire d’émettre.

Réserver du temps ou des fréquences

TDMA attribue un créneau à chaque nœud dans chaque trame temporelle répétée. Chaque transmission utilise le débit maximal du canal pendant son créneau, mais la part à long terme d’un nœud est de R/N pour N nœuds affectés. Quatre nœuds qui partagent 1 Gb/s obtiennent chacun en moyenne 250 Mb/s. Si trois n’ont pas de données, leurs créneaux fixes restent vides ; le quatrième obtient toujours en moyenne 250 Mb/s.

FDMA attribue une bande de fréquences distincte à chaque nœud. Le nœud peut transmettre en continu dans sa bande, mais une répartition égale donne à nouveau R/N. L’absence de transmission gaspille une bande réservée, comme elle gaspille un créneau TDMA.

Le partitionnement fixe empêche la contention entre les utilisateurs auxquels des ressources sont attribuées, mais le trafic en rafales laisse souvent des parts inutilisées alors qu’un autre émetteur a une file d’attente.

Séparer des signaux qui se chevauchent grâce aux codes

CDMA représente un bit de données par +1 pour le bit 1 ou −1 pour le bit 0. Multiplie cette valeur par une séquence d’éléments de code propre à l’émetteur, chacun valant +1 ou −1. Les séquences simultanées s’additionnent dans le canal.

Prends les codes $c_1=(1,1,1,1)$ et $c_2=(1,-1,1,-1)$. Leur produit scalaire est nul : ils sont donc orthogonaux. Si l’émetteur 1 transmet +1 et l’émetteur 2 transmet −1, leurs séquences d’éléments sont (1, 1, 1, 1) et (−1, 1, −1, 1). La somme reçue est (0, 2, 0, 2).

Pour décoder l’émetteur 1, multiplie les éléments reçus par son code, additionne et divise par quatre : $(0+2+0+2)\mathrm{/}4=1$. Le calcul pour l’émetteur 2 est $(0-2+0-2)\mathrm{/}4=-1$. Dans ce modèle idéal, chaque code élimine la contribution de l’autre émetteur.

Les systèmes réels nécessitent un contrôle précis de la puissance afin qu’un signal proche et puissant ne couvre pas un signal distant et faible. L’orthogonalité est une propriété des paires de codes, pas une garantie que des signaux radio quelconques se séparent parfaitement. CDMA était à la base de l’accès 3G ; LTE et la 5G utilisent un accès fondé sur OFDM, la voie montante de LTE utilisant la méthode apparentée SC-FDMA.

L’accès aléatoire permet à un nœud de transmettre sans réserver d’abord une part. Une collision est suivie d’un délai aléatoire choisi indépendamment. Le hasard aide les émetteurs à cesser de reproduire ensemble la même collision.

Ajouter des limites de créneau

Dans ALOHA à créneaux, les trames de même longueur tiennent exactement dans des créneaux de L/R secondes. Les nœuds synchronisent leurs horloges et ne commencent qu’aux limites des créneaux. Une nouvelle trame utilise le créneau suivant. Après une collision, un nœud en attente tente de transmettre à chaque créneau ultérieur avec une probabilité p.

Un créneau a trois issues possibles : aucun nœud ne transmet, exactement un nœud transmet avec succès ou plusieurs entrent en collision. Une valeur très faible de p réduit les collisions mais crée des créneaux vides. Une valeur trop élevée remplit les créneaux de tentatives concurrentes.

Déduire la probabilité de réussite

Supposons que N nœuds aient toujours des trames et tentent de transmettre indépendamment avec une probabilité p. Pour qu’un nœud donné réussisse, il doit transmettre et tous les N − 1 autres doivent rester silencieux. Sa probabilité de réussite est $p(1-p{)}^{N-1}$. Chacun des N nœuds peut être cet unique émetteur, ce qui donne le rendement total

Avec N = 10 et p = 0,1, la valeur est $10(\mathrm{0,1})(\mathrm{0,9}{)}^9\approx \mathrm{0,387}$. Un canal de 100 Mb/s transporte donc au total environ 38,7 Mb/s de trames transmises avec succès. Ce n’est pas 38,7 Mb/s pour chaque nœud. Les nœuds symétriques saturés se partagent cette capacité de transmission réussie.

La meilleure probabilité de tentative est $p=1\mathrm{/}N$. Lorsque N augmente, la fraction utile maximale tend vers $1\mathrm{/}e\approx \mathrm{0,368}$. La fraction restante comprend à la fois les collisions et les créneaux vides. L’accès aléatoire comporte un surcoût même lorsque tous les émetteurs sont prêts.

Supprimer la synchronisation

ALOHA pur transmet dès qu’une trame est prête, sans créneaux. Supposons qu’une trame prenne T secondes. Une autre transmission qui commence juste avant peut chevaucher son début ; une transmission qui commence avant sa fin peut chevaucher sa fin. L’intervalle de vulnérabilité s’étend sur 2T.

Les créneaux suppriment les chevauchements partiels en imposant que chaque transmission commence à une limite de créneau. Dans le modèle de probabilité standard saturé, un émetteur ALOHA pur réussit avec une probabilité $p(1-p{)}^{2(N-1)}$ et le rendement total maximal pour une grande population est $1\mathrm{/}(2e)\approx \mathrm{0,184}$. ALOHA pur est plus simple à coordonner, mais son meilleur débit effectif est environ deux fois plus faible que celui d’ALOHA à créneaux.

Un seul émetteur actif peut utiliser chaque créneau dans ALOHA à créneaux. La limite de 37 % concerne de nombreux nœuds saturés en concurrence ; ce n’est pas un plafond physique pour chaque utilisation du protocole. ALOHA a commencé comme réseau radio insulaire à Hawaï ; son idée de contention et de nouvelle tentative apparaît aussi dans les requêtes d’accès par câble et cellulaire.

L’accès multiple avec détection de porteuse (CSMA) impose à un nœud d’écouter avant de transmettre. La détection des collisions (CD) impose à un nœud qui transmet de s’arrêter lorsqu’il détecte une collision. L’écoute améliore le rendement, mais ne peut pas supprimer le délai d’arrivée d’un signal distant.

Pourquoi un canal libre peut quand même connaître une collision

Si B commence à émettre à une extrémité d’un câble, D à l’autre extrémité peut encore entendre le silence. D peut commencer pendant cet intervalle de propagation et provoquer une collision. Avec CSMA/CD, les adaptateurs surveillent le support pendant l’émission. Lorsqu’il détecte une collision, un adaptateur arrête la trame, envoie un signal de brouillage et planifie une nouvelle tentative.

Choisir un délai aléatoire avant une nouvelle tentative

Après la collision n d’une même trame, le recul exponentiel binaire choisit uniformément un entier K de 0 à $2^m-1$, avec $m=\min (n,10)$. Le délai est de K fois 512 temps bit. La plage double après les premières collisions successives, répartissant les nouvelles tentatives concurrentes sur davantage de possibilités. L’adaptateur abandonne une trame après 16 tentatives infructueuses.

À 100 Mb/s, un bit prend 10 ns. Un créneau de 512 bits dure donc 5,12 μs. Après la troisième collision, K peut aller de 0 à 7 ; l’attente maximale est donc de $7(\mathrm{5,12})=\mathrm{35,84}$ μs. À 10 Mb/s, les mêmes 512 temps bit durent 51,2 μs. Un nombre de temps bit ne correspond pas à un nombre fixe de secondes pour tous les débits de liaison.

Vérifier les délais du réseau

La détection des collisions ne fonctionne que pendant que l’émetteur transmet encore. Une trame minimale doit durer au-delà de l’aller-retour correspondant au pire cas jusqu’à une collision distante. Le minimum de 64 octets d’Ethernet classique fournit 512 temps bit.

Pour une longueur de 2 km et une vitesse du signal de $2\times {10}^8$ m/s, le temps de propagation aller-retour est de $4000\mathrm{/}(2\times {10}^8)=20$ μs. Cela dépasse les 5,12 μs d’un créneau à 100 Mb/s, même avant de compter les délais des appareils. Une trame minimale pourrait se terminer trop tôt. La limite de distance fondée uniquement sur la propagation est d’environ 512 m ; les limites réelles d’un réseau partagé doivent aussi tenir compte des concentrateurs et des adaptateurs.

Estimer le rendement

Une approximation courante est

où le délai de propagation est le délai aller simple à travers le réseau et le délai de transmission est le temps nécessaire pour envoyer une trame de taille maximale. Pour 200 m à la même vitesse de signal, la propagation prend 1 μs. Une trame de 1 518 octets à 100 Mb/s prend $1518(8)\mathrm{/}{10}^8=\mathrm{121,44}$ μs. Le remplacement dans la formule donne environ 0,96, soit un rendement de 96 %. Un délai de propagation plus faible et des trames plus longues réduisent le coût relatif de la contention.

Ethernet commuté moderne en duplex intégral ne connaît pas de collisions sur support partagé et n’utilise pas CSMA/CD. Ethernet à 10 Gb/s et au-delà fonctionne uniquement en duplex intégral. Le Wi-Fi détecte aussi la porteuse, mais utilise l’évitement des collisions : un appareil radio qui émet ne peut pas détecter de façon fiable le signal beaucoup plus faible d’une autre station, et des stations cachées peuvent être hors de portée les unes des autres.

Les protocoles à tour de rôle cherchent à donner à un émetteur seul presque tout le canal, tout en partageant équitablement la capacité lorsque plusieurs émetteurs sont actifs. Ils évitent les collisions répétées en contrôlant la permission de transmettre.

Interroger chaque émetteur ou transmettre la permission

Avec la scrutation, un contrôleur invite les nœuds à émettre les uns après les autres, souvent avec une limite de trames par tour. Cette limite empêche un nœud très actif de faire attendre tous les autres. Les messages de scrutation consomment du temps d’antenne et un nœud prêt peut attendre pendant que le contrôleur interroge des nœuds inactifs. Le contrôleur est aussi un point de défaillance unique. Bluetooth classique utilise un accès coordonné de manière centralisée dans un piconet.

Avec le passage de jeton, une petite trame de contrôle circule dans un ordre fixe. Détenir le jeton permet à un nœud d’envoyer une quantité limitée de données. Un nœud sans données le transmet rapidement au suivant. Aucun contrôleur central de scrutation n’est nécessaire, mais le protocole a besoin de procédures pour gérer la perte du jeton ou une rupture du cycle logique. Les réseaux en anneau à jeton et FDDI utilisaient cette approche.

Sur un canal à dix nœuds où seul le nœud 7 est actif, TDMA fixe lui accorde un dixième du temps. ALOHA à créneaux peut lui permettre d’utiliser chaque créneau. La scrutation approche le débit maximal, mais passe une partie du temps à interroger les neuf nœuds silencieux.

Suivre l’accès montant par câble

DOCSIS relie les modems câble à un système de terminaison de modems câble (CMTS). Les ressources en fréquence séparent les canaux. Sur un canal descendant ordinaire, le CMTS est l’unique émetteur. Sur un canal montant, plusieurs modems sont en concurrence pour atteindre ce même CMTS.

La voie montante est divisée en minicréneaux. Un message MAP descendant annonce à quels modems appartiennent les possibilités de transmission montante. Le CMTS peut donner à un modem des minicréneaux consécutifs pour une rafale de données, puis donner la possibilité suivante à un autre modem.

Un modem dont des données sont en attente peut envoyer une courte requête de capacité dans une possibilité de contention. Les requêtes peuvent entrer en collision. Le modem surveille les messages MAP ultérieurs pour connaître le résultat de sa requête. Une fois que le délai d’acquittement de sa requête est écoulé et qu’aucune attribution, effective ou en attente, ne la couvre, le modem réessaie avec un recul exponentiel binaire tronqué. La simple absence d’une attribution immédiate pour les données ne prouve pas une collision : une requête reconnue peut encore attendre son ordonnancement.

DOCSIS combine donc trois idées : la répartition en fréquence organise les canaux, l’accès aléatoire permet d’envoyer les requêtes et les attributions planifiées transportent les données montantes. DOCSIS 3.1 et 4.0 ajoutent OFDM en voie descendante et OFDMA en voie montante, en divisant les canaux en sous-porteuses étroites tout en conservant l’accès par requête et attribution. Décrire l’accès par câble uniquement comme du TDMA omet la contention qui permet d’obtenir une possibilité de transmission.

Une adresse IP aide à choisir une destination réseau. Une adresse MAC identifie une interface pour l’acheminement local des trames. Un ordinateur portable doté d’Ethernet et du Wi-Fi possède une adresse MAC distincte pour chaque interface.

Lire une adresse de 48 bits

Une adresse MAC courante comporte six octets, écrits sous forme de six paires hexadécimales : 5C-F9-38-A2-41-07. L’espace de 48 bits contient environ 2,8 × 10¹⁴ valeurs. Dans le modèle habituel d’attribution par le fabricant, un identifiant unique d’organisation (OUI) attribué par l’IEEE fournit les 24 premiers bits et le fabricant attribue les 24 restants.

Les adresses MAC sont plates : aucune partie n’indique le sous-réseau IP actuel de l’interface. Une interface peut conserver son adresse MAC après un déplacement. Un logiciel peut aussi remplacer une adresse attribuée en usine ; les appareils Wi-Fi utilisent souvent des adresses aléatoires administrées localement pour préserver la vie privée. Les adresses doivent rester uniques dans le réseau local.

Les deux bits de poids faible du premier octet ont une signification particulière. Le bit de poids le plus faible vaut 0 pour une adresse individuelle et 1 pour une adresse de groupe. Le bit suivant vaut 0 pour une administration universelle et 1 pour une administration locale. 5C se termine en binaire par 00 : il indique donc une adresse unicast administrée universellement. DA se termine par 10 : il indique donc une adresse unicast administrée localement. FF-FF-FF-FF-FF-FF est la destination de diffusion.

Résoudre l’adresse d’un voisin IPv4

Le protocole de résolution d’adresse (ARP) associe une adresse IPv4 à une adresse MAC sur le sous-réseau local. Un cache ARP stocke les correspondances IP–MAC avec des informations d’expiration. Les messages ARP circulent directement dans des trames de couche liaison, identifiés par l’EtherType 0x0806.

Supposons que A à l’adresse 192.168.1.10/24 ait besoin de B à l’adresse 192.168.1.20 et n’ait aucune correspondance en cache :

1. A diffuse une requête ARP demandant qui possède l’adresse IPv4 de B. Elle comprend les adresses IP et MAC de A.
2. Toutes les interfaces locales reçoivent la requête ; B reconnaît l’adresse recherchée.
3. B envoie sa réponse à l’adresse MAC de A et peut apprendre la correspondance de A.
4. A met en cache la correspondance de B et envoie la trame de données à B.

L’adaptateur de destination accepte une trame adressée à lui-même, à l’adresse de diffusion ou à un groupe multicast dont il reçoit le trafic. Il rejette normalement les trames adressées ailleurs avant qu’elles n’atteignent IP.

Envoyer au-delà du sous-réseau

Pour la destination 203.0.113.5, A reconnaît d’abord que l’adresse se trouve hors de son sous-réseau /24. Il choisit la passerelle 192.168.1.1, résout l’adresse MAC de cette passerelle et lui envoie la trame Ethernet. Le datagramme IP encapsulé reste adressé à 203.0.113.5. Chaque routeur décide du saut suivant et construit la trame de sortie.

ARP ne peut pas découvrir l’adresse MAC d’un serveur distant à travers des routeurs. Les routeurs arrêtent la diffusion locale et, de toute façon, l’adresse MAC distante n’identifierait pas le récepteur suivant sur le câble de A.

ARP n’authentifie pas les déclarations de possession : des réponses falsifiées peuvent donc rediriger le trafic local. IPv6 utilise la découverte des voisins par ICMPv6, avec des sollicitations et des annonces de voisin, à la place d’ARP.

Ethernet couvre de nombreux supports physiques et débits, tout en conservant une structure de trame reconnaissable et un adressage sur 48 bits. Ethernet sur câble coaxial partagé et Ethernet avec concentrateur utilisaient un seul domaine de collision. Un commutateur donne à chaque hôte une liaison distincte, qui fonctionne normalement en duplex intégral.

Lire les champs

La séquence de synchronisation comprend sept octets de bits alternés et un délimiteur de début. Elle précède la partie prise en compte dans la longueur habituelle de trame, de 64 à 1 518 octets. Parmi les EtherType figurent 0x0800 pour IPv4, 0x86DD pour IPv6 et 0x0806 pour ARP. Le récepteur utilise ce champ pour transmettre la charge utile au bon protocole.

Distinguer la MTU de la taille de trame

L’unité de transmission maximale (MTU) habituelle d’Ethernet est de 1 500 octets : c’est le plus grand datagramme de couche réseau transporté dans le champ données. Elle exclut l’en-tête Ethernet et le CRC. Un datagramme plus grand nécessite une MTU plus élevée compatible ou un traitement à la couche réseau, comme l’utilisation de paquets plus petits ; IPv4 peut fragmenter les paquets là où c’est autorisé, tandis que les routeurs IPv6 ne fragmentent pas les paquets transférés.

Un datagramme de 20 octets nécessite 26 octets de bourrage pour atteindre le minimum de 46 octets du champ données. L’ajout de 14 octets d’en-tête et de quatre octets de CRC donne la trame minimale de 64 octets. Le récepteur utilise la longueur du paquet IP pour distinguer le datagramme du bourrage. À l’autre extrême, un datagramme de 1 500 octets donne une trame sans étiquette de 1 518 octets.

Inclure le temps d’occupation de la liaison

Chaque trame utilise aussi la séquence de préambule et de début de huit octets et un intervalle d’inactivité de 96 bits, équivalent à 12 temps octet. Une transmission de taille maximale occupe donc 1 538 temps octet. La fraction correspondant au champ données est $1500\mathrm{/}1538\approx \mathrm{0,975}$, soit environ 97,5 %.

Une trame minimale occupe $64+8+12=84$ temps octet. Son champ données de 46 octets représente environ 55 % de ce temps. Si seuls 20 octets sont des données IP réelles, le rendement utile pour IP est encore plus faible : le bourrage ne contient pas d’informations applicatives. Précise toujours quels octets sont considérés comme utiles lorsque tu indiques un rendement.

Comprendre le service

Ethernet est sans connexion : aucune négociation Ethernet ne précède une trame. Il est aussi non fiable au sens du protocole : un CRC incorrect provoque un rejet sans ACK ni nouvelle tentative Ethernet. TCP ou une application peut récupérer les données perdues ultérieurement.

IEEE 802.3 comprend des technologies de 10 Mb/s à 800 Gb/s sur cuivre et sur fibre. Des noms comme 100BASE-TX et 10GBASE-T indiquent le débit et des détails de la transmission physique. Certains centres de données utilisent des trames géantes avec une charge utile d’environ 9 000 octets. Leur prise en charge doit être compatible sur le chemin concerné ; une liaison plus rapide ne suffit pas à augmenter la MTU normale.

Un commutateur relie des segments Ethernet et transfère les trames selon leur adresse MAC de destination. Les hôtes s’adressent les trames entre eux ou à un routeur, pas au commutateur. Cette transparence permet d’insérer un commutateur sans modifier l’adressage des hôtes.

Prendre deux décisions distinctes

Pour chaque trame reçue, apprends d’abord la source : enregistre son adresse MAC, son port d’arrivée et l’heure actuelle. Recherche ensuite la destination pour décider où envoyer la trame.

Apprendre à partir de la destination serait un raisonnement circulaire : le commutateur n’a pas observé d’où cette destination émet réellement. Les entrées expirent lorsqu’elles ne sont pas actualisées, généralement après environ 300 secondes, si bien que les anciens emplacements ne restent pas indéfiniment.

Suivre une table initialement vide

Relie A au port 1, B au port 2 et C au port 3.

1. A envoie une trame à B. Le commutateur enregistre A → 1. B est inconnu : la trame sort donc par les ports 2 et 3.
2. B répond à A. Le commutateur enregistre B → 2 et envoie la trame uniquement au port 1.
3. C envoie une trame à B. Le commutateur enregistre C → 3 et envoie la trame uniquement au port 2.

Une trame de diffusion est envoyée par inondation même lorsque d’autres adresses sont connues. Une trame unicast de destination inconnue est également envoyée par inondation, mais reste adressée à une seule interface ; les autres adaptateurs la rejettent. Une destination silencieuse reste inconnue jusqu’à ce qu’une trame portant son adresse source atteigne le commutateur.

Si A et D partagent un concentrateur relié au port 1 et que D y a déjà été appris, la trame de A destinée à D arrive sur le port 1. Le commutateur la filtre parce que D se trouve déjà sur le segment d’arrivée. D peut recevoir la copie locale du concentrateur sans que le commutateur en envoie une autre.

Éviter une inondation sans fin

Les trames Ethernet n’ont ni compteur de sauts ni champ TTL. Une boucle peut faire circuler les diffusions de façon répétée et multiplier les copies jusqu’à provoquer une tempête de diffusion. Le protocole de l’arbre couvrant (STP) crée un arbre actif sans boucle en bloquant les liaisons redondantes. Un chemin bloqué peut devenir actif après une panne. Dans une topologie de couche 2 fondée sur STP, les liaisons redondantes assurent la résilience, mais ne sont pas toutes utilisées simultanément pour le transfert ordinaire.

Comparer les frontières

Les commutateurs séparent les domaines de collision et peuvent relier des ports de débits différents. Ils peuvent mettre les trames reçues en mémoire tampon et en file d’attente aux ports de sortie occupés. Ils ne suppriment pas un goulot d’étranglement lorsque plusieurs entrées se disputent une sortie plus lente.

Les routeurs transfèrent selon IP, séparent les sous-réseaux et arrêtent les diffusions de couche liaison. Leur adressage hiérarchique et leurs protocoles de routage permettent de construire des réseaux plus grands ; la durée de vie IP limite la circulation en boucle des datagrammes. Les réseaux locaux commutés ont, quant à eux, besoin d’une topologie de transfert sans boucle et d’un contrôle de la croissance des diffusions.

L’auto-apprentissage présente aussi une faiblesse : de fausses adresses source peuvent saturer la table d’un commutateur. Davantage de destinations légitimes deviennent alors inconnues et leurs trames peuvent être envoyées par inondation. Les frontières des VLAN limitent toutefois la portée de l’inondation ; l’apprentissage de la table n’est pas un mécanisme d’authentification.

Un grand réseau local commuté unique diffuse les messages à de nombreux hôtes et lie les groupes logiques au câblage physique. Un réseau local virtuel (VLAN) divise la même infrastructure de commutation en réseaux distincts de couche 2.

Attribuer l’appartenance logique

Avec les VLAN par port, chaque port d’accès appartient à un groupe choisi. Les ports 2 à 8 pourraient appartenir au VLAN 10 du service d’ingénierie et les ports 9 à 15 au VLAN 20 du service financier. Une diffusion qui entre dans le VLAN 10 atteint les autres ports du VLAN 10, pas ceux du service financier. Faire passer un utilisateur d’un groupe à l’autre peut consister à modifier par logiciel l’appartenance d’un port.

Un VLAN est un domaine de diffusion. Il peut s’étendre sur plusieurs commutateurs physiques et un commutateur peut prendre en charge plusieurs VLAN. Les hôtes connectés à des ports d’accès ordinaires envoient et reçoivent des trames ordinaires sans étiquette ; ils n’ont pas besoin de savoir comment les commutateurs segmentent le réseau local.

Router entre les groupes

Des VLAN différents ne peuvent pas échanger directement des trames. Un hôte du service d’ingénierie à l’adresse 10.1.10.25 qui envoie des données à un hôte du service financier à l’adresse 10.1.20.40 reconnaît un sous-réseau distant et envoie les données à l’adresse MAC de sa passerelle. Le routeur retire la trame du VLAN 10 et transfère le datagramme IP vers le VLAN 20 dans une nouvelle trame. Un commutateur de couche 3 peut effectuer ce routage en interne.

La séparation à la couche 2 n’interdit pas à elle seule les communications routées. Les règles de filtrage sur le chemin routé déterminent quel trafic entre VLAN est autorisé. Affecter deux ports à des VLAN différents ne remplace pas cette politique.

Transporter l’appartenance sur une liaison trunk

Une liaison trunk transporte plusieurs VLAN entre des commutateurs, dans la limite de ceux qui y sont autorisés. Dans le cas des trames étiquetées, IEEE 802.1Q insère quatre octets après l’adresse MAC source :

• Un identifiant de protocole d’étiquetage de deux octets, généralement 0x8100.
• Trois bits de priorité.
• Un bit d’éligibilité au rejet.
• Un identifiant de VLAN de 12 bits, ou VID.

Le commutateur récepteur utilise l’étiquette pour maintenir la trame dans le bon VLAN. L’étiquette est retirée lors de la remise à un port d’accès ordinaire sans étiquetage. Les liaisons trunk peuvent aussi prendre en charge un VLAN natif sans étiquette ; les règles d’étiquetage doivent être cohérentes entre les extrémités.

Le VID possède $2^{12}=4096$ configurations de bits. Les valeurs 0 et 4 095 sont réservées, ce qui laisse 4 094 identifiants de VLAN ordinaires. Une étiquette fait passer une trame maximale sans étiquette de 1 518 à 1 522 octets. La modification des octets couverts par la FCS nécessite un nouveau CRC.

Étendre l’isolation à un réseau routé

Les réseaux cloud peuvent avoir besoin de plus de 4 094 groupes isolés. VXLAN encapsule une trame Ethernet dans UDP et IP, en utilisant un identifiant de réseau virtuel de 24 bits. Cela fournit environ 16,7 millions d’identifiants tandis que les routeurs sous-jacents transfèrent le paquet IP externe.

La trame interne représente l’acheminement local du réseau local virtuel ; le paquet externe traverse le réseau physique routé. Cela permet aux réseaux virtuels de s’étendre sur plusieurs serveurs sans faire de tout le centre de données un immense domaine de diffusion physique. Les VLAN peuvent aussi être attribués selon d’autres critères, comme l’adresse MAC source ou le protocole, même si l’appartenance par port est le modèle le plus simple.

Un centre de données sert des clients externes et transporte aussi de grandes quantités de trafic entre ses propres serveurs. La réplication du stockage, la répartition des recherches et l’apprentissage automatique distribué peuvent tous solliciter fortement les liaisons entre les baies.

Construire le réseau

Les serveurs se connectent à un commutateur de haut de baie (ToR), souvent à raison d’un commutateur pour 20 à 40 serveurs. Dans une hiérarchie classique, les commutateurs ToR se connectent aux niveaux supérieurs par des commutateurs de niveau 2 et de niveau 1. Des routeurs de bordure relient le réseau à Internet. Un répartiteur de charge reçoit le trafic destiné à un service et distribue les requêtes entre les serveurs ; les clients peuvent utiliser une seule adresse publique de service pendant que l’ensemble des serveurs internes change.

La question essentielle est de savoir quel volume de trafic peut quitter une baie. Des liaisons rapides pour les serveurs ne garantissent pas un débit équivalent sur les liaisons montantes.

Calculer la sursouscription

Supposons que 40 serveurs possèdent chacun une liaison à 25 Gb/s. Leur demande potentielle totale est de $40(25)=1000$ Gb/s. Quatre liaisons montantes à 100 Gb/s fournissent 400 Gb/s. Le taux de sursouscription est

Cela donne 2,5 : 1. Si les 40 serveurs émettent à parts égales vers d’autres baies et que ces liaisons montantes sont le goulot d’étranglement, leur débit moyen est de $400\mathrm{/}40=10$ Gb/s chacun. Le trafic qui reste dans la baie ne consomme pas les liaisons montantes de la même façon. Le rapport décrit une capacité totale, pas une limite de débit fixe automatiquement appliquée à chaque serveur.

Ajouter des chemins avec les réseaux de Clos

Un réseau de Clos fournit plusieurs chemins entre les baies à l’aide de nombreux commutateurs plus petits. Pour k pair, un arbre gras à trois niveaux dont les commutateurs possèdent k ports comporte k groupes, chacun avec k/2 commutateurs de périphérie et k/2 commutateurs d’agrégation, ainsi que (k/2)² commutateurs de cœur. Avec des liaisons de même débit, il prend en charge $k^3\mathrm{/}4$ hôtes à l’aide de $5k^2\mathrm{/}4$ commutateurs.

Pour k = 4, le nombre d’hôtes est $4^3\mathrm{/}4=16$ et le nombre de commutateurs est $5(4^2)\mathrm{/}4=20$. Pour k = 48, ces nombres deviennent 27 648 hôtes et 2 880 commutateurs. La topologie fournit la pleine capacité totale pour un trafic admissible avec une affectation adaptée des chemins. Elle ne garantit pas à chaque hôte le plein débit de sa liaison lorsque tous les hôtes envoient vers une même destination ou lorsque le routage concentre les flux.

Répartir les flux sur des chemins de même coût

Le routage multichemin à coût égal (ECMP) applique une fonction de hachage à des champs des paquets, comme les adresses IP et les ports de transport, pour choisir un chemin. Les paquets d’un même flux suivent normalement le même chemin, ce qui préserve leur ordre, tandis que différents flux peuvent emprunter différents chemins.

Le hachage ne répartit pas parfaitement la charge. Deux flux importants peuvent choisir un même chemin tandis qu’un autre reste inutilisé. Déplacer librement des paquets individuels entre les chemins peut modifier leur ordre et déclencher une récupération TCP inutile. La capacité de la topologie et celle utilisée par une configuration de trafic particulière sont deux mesures différentes.

Les architectures modernes utilisent aussi un contrôle défini par logiciel, des réseaux superposés VXLAN pour les machines virtuelles et les conteneurs mobiles, et un contrôle de congestion fondé sur ECN pour maintenir des files courtes et une faible latence. Les opérateurs mettent en balance le débit disponible et la résilience avec le coût et la consommation d’énergie des commutateurs, des équipements optiques et des liaisons.

Une nouvelle connexion Ethernet doit obtenir des informations d’adressage avant qu’un navigateur puisse atteindre un site distant. Suis un ordinateur portable sur 192.0.2.0/24, avec la passerelle 192.0.2.1, le serveur DNS 198.51.100.53 et le serveur web 203.0.113.80. L’échange utilise HTTPS sur TCP.

Obtenir les paramètres réseau

Au départ, l’ordinateur possède une adresse MAC, mais aucune adresse IPv4 utilisable. Il envoie un message DHCP Discover du port UDP 68 au port 67, avec l’adresse IP source 0.0.0.0, l’adresse IP de destination 255.255.255.255 et l’adresse Ethernet de destination FF-FF-FF-FF-FF-FF.

Le commutateur apprend l’adresse MAC source de l’ordinateur et envoie la diffusion par inondation. Ici, le routeur exécute aussi le serveur DHCP. L’échange à quatre messages comprend la découverte, l’offre, la requête et l’acquittement. L’ACK fournit 192.0.2.37/24, la passerelle 192.0.2.1 et l’adresse du serveur DNS. Une réponse envoyée à l’adresse MAC de l’ordinateur peut être transférée à l’aide de l’entrée apprise par le commutateur ; aucune résolution ARP n’a été nécessaire pour la diffusion initiale.

Résoudre l’adresse du premier saut

Le navigateur a besoin d’une adresse IP pour www.example.com ; l’ordinateur prépare donc une requête DNS, normalement à destination du port UDP 53. Le serveur DNS se trouve hors du sous-réseau de l’ordinateur. Celui-ci a donc besoin de l’adresse MAC de la passerelle, et non de celle du serveur DNS.

Comme aucune correspondance de la passerelle n’est en cache, il diffuse une requête ARP pour 192.0.2.1. Le routeur répond avec l’adresse MAC de son interface locale. L’ordinateur met cette correspondance en cache et place le datagramme DNS dans une trame Ethernet adressée à cette interface.

Traverser le chemin routé

La destination de la trame est locale, tandis que la destination IP qu’elle contient est 198.51.100.53. Le routeur du campus retire la trame Ethernet, recherche la route IP et construit la trame de la liaison suivante. OSPF et BGP peuvent fournir les routes utilisées à l’intérieur des réseaux et entre ceux-ci. Chaque routeur suivant répète le transfert vers le saut suivant.

DNS renvoie 203.0.113.80. L’ordinateur peut maintenant créer une connexion de transport vers le serveur web. L’adresse MAC de sa passerelle est déjà en cache ; atteindre une autre adresse IP distante ne nécessite pas de résoudre une autre adresse MAC locale.

Échanger des données web chiffrées

TCP établit une connexion au port 443 avec SYN, SYN-ACK et ACK. Une négociation TLS établit ensuite le canal chiffré. Le navigateur envoie une requête HTTP GET dans TLS sur TCP. Le serveur renvoie la page sur cette connexion.

Sur le chemin du retour, le routeur du campus place le dernier datagramme IP dans une trame adressée à l’ordinateur. Le commutateur la transfère au port appris. Le NIC vérifie la FCS, IP transmet les données à TCP, TCP remet les octets dans l’ordre, TLS traite les enregistrements chiffrés et le navigateur lit la réponse HTTP.

Les commutateurs d’un même réseau local Ethernet laissent inchangées les adresses MAC des extrémités. Les routeurs remplacent la trame pour chaque réseau suivant ; les adresses IP des extrémités restent inchangées dans ce parcours. Un NAT sur un autre réseau pourrait réécrire une adresse IP et un port. Ni la trame sortante ni la trame de retour n’a besoin de l’adresse MAC d’un port de commutateur comme destination.

Un réseau sans fil combine des hôtes, des liaisons radio et souvent une station de base. Son canal change lorsque les appareils se déplacent, que des objets bloquent les chemins et que d’autres émetteurs deviennent actifs. Ces changements influent à la fois sur les débits de transmission et sur la récupération après erreur.

Classer la connexion

Le mode infrastructure transmet par une station de base : un point d’accès Wi-Fi ou une station de base cellulaire. Le mode ad hoc ne possède pas une telle infrastructure. Chaque organisation peut utiliser un ou plusieurs sauts sans fil.

Un appareil central Bluetooth coordonne son piconet, mais n’est pas une station de base d’accès à Internet dans cette classification. Le changement de point d’accès ou de station de base cellulaire de rattachement est un transfert intercellulaire.

Expliquer un signal faible ou déformé

L’affaiblissement de propagation réduit la puissance reçue avec la distance et les obstacles. Le brouillage ajoute de l’énergie indésirable provenant d’autres émetteurs ; le Wi-Fi à 2,4 GHz partage le spectre avec Bluetooth et les fours à micro-ondes. La propagation par trajets multiples apporte des copies réfléchies par des chemins de longueurs différentes, ce qui peut brouiller les symboles au niveau du récepteur.

Le rapport signal sur bruit (SNR) compare la puissance du signal reçu à celle du bruit :

Un rapport de puissance de 100 donne 20 dB. Dans un modèle en espace libre, la puissance diminue avec le carré de la distance. Doubler la distance laisse un quart de la puissance, soit une baisse d’environ 6 dB si le bruit reste constant. À l’intérieur, les murs et les réflexions affectent aussi le signal reçu : la distance seule ne détermine donc pas le SNR.

Mettre en balance débit et erreurs

Une modulation qui transporte plus de bits par symbole peut transmettre plus vite, mais les états de son signal sont plus difficiles à distinguer. Pour une modulation donnée, un SNR plus élevé réduit généralement le taux d’erreur de bits. L’adaptation du débit choisit un mode plus robuste et plus lent lorsque la réception se dégrade, et un mode plus rapide lorsqu’elle s’améliore. Le débit maximal annoncé n’est pas toujours celui qui fournit le plus de données utilisables dans les conditions actuelles.

Localiser la collision cachée

Supposons que A et C puissent tous deux atteindre B sans pouvoir s’entendre. A peut entendre le silence alors que C envoie déjà des données à B. A transmet alors et les trames se brouillent au niveau de B. Ce problème du terminal caché montre pourquoi le résultat de la détection de porteuse par un émetteur ne décrit pas les conditions au niveau du récepteur.

Bluetooth classique dessert des appareils personnels à courte portée, souvent autour de 10 m, dans la bande de 2,4 GHz. Un appareil central peut coordonner jusqu’à sept périphériques actifs. Il saute entre 79 canaux de un mégahertz à raison de 1 600 sauts/s. Bluetooth Low Energy utilise 40 canaux de deux mégahertz. Ce sont des organisations différentes des canaux physiques, même si les deux technologies prennent en charge des appareils personnels à faible consommation.

Les pertes radio variables justifient les acquittements locaux, les retransmissions et la FEC. Une perte causée par une mauvaise réception peut tout de même réduire le débit effectif de TCP si la récupération à la couche transport la traite comme une congestion.

Le Wi-Fi est la famille IEEE 802.11 de réseaux locaux sans fil. Un point d’accès (AP) fait passer les trames sans fil sur un réseau de distribution, souvent Ethernet. Il n’a pas nécessairement à effectuer de routage IP.

Distinguer un nom d’une interface radio

Un ensemble de services de base (BSS) comprend un point d’accès en mode infrastructure et les stations qui lui sont associées. Le SSID est le nom du réseau ; le BSSID identifie un BSS particulier, normalement à l’aide de l’adresse MAC de l’interface radio du point d’accès. Plusieurs BSS reliés par un système de distribution commun et partageant un SSID forment un ensemble de services étendu (ESS). Deux points d’accès sans lien qui utilisent le même nom ne forment pas pour autant un ESS.

Une station peut trouver un point d’accès par recherche passive, en écoutant les trames balises périodiques, ou par recherche active, en envoyant une requête de sondage et en écoutant les réponses. Les balises annoncent des informations comme le SSID et le BSSID, généralement une dizaine de fois par seconde. La station choisit un BSS et échange une requête et une réponse d’association. Un signal fort est utile, mais un point d’accès avec de nombreux clients en concurrence peut tout de même fournir un débit effectif inférieur à celui d’un point d’accès au signal légèrement plus faible et moins sollicité.

Mettre les étapes de configuration dans l’ordre

La sécurité et l’association sont des opérations distinctes. WPA2 utilise d’abord l’authentification ouverte 802.11 et l’association. WPA2-Personal établit ensuite les clés avec la négociation en quatre temps ; WPA2-Enterprise effectue un échange d’identifiants 802.1X avant cette négociation de clés. WPA3-Personal utilise quant à lui l’authentification SAE par mot de passe avant l’association, suivie de la négociation en quatre temps. Une fois la liaison établie, DHCP peut fournir les paramètres IP.

Comparer les bandes et les générations

Les chiffres sont des débits physiques maximaux utilisant les capacités maximales correspondantes, pas le débit effectif applicatif de chaque utilisateur. La prise en charge des anciennes générations exige une bande et un mode communs aux deux appareils. Les fonctions OFDMA récentes peuvent ordonnancer les utilisateurs, tandis que la contention reste centrale dans l’accès Wi-Fi.

Comprendre le chevauchement des canaux

Dans la séquence ordinaire de canaux à 2,4 GHz, les fréquences centrales sont espacées de 5 MHz. Les canaux 1, 6 et 11 sont centrés sur 2 412, 2 437 et 2 462 MHz. Un signal d’environ 20 MHz chevauche ses voisins proches : les canaux 1 et 4 ne sont espacés que de 15 MHz, tandis que les canaux 1 et 6 sont espacés de 25 MHz.

Les bandes de 5 et 6 GHz offrent davantage de canaux distincts. L’agrégation de canaux réunit du spectre en canaux de 40, 80 ou 160 MHz ; Wi-Fi 7 prend aussi en charge des canaux de 320 MHz. Les canaux disponibles et les largeurs autorisées dépendent de la réglementation radio locale, en particulier à 6 GHz. Des canaux plus larges peuvent augmenter le débit, mais la largeur annoncée ne crée pas un spectre dédié à chaque station.

Le Wi-Fi utilise CSMA/CA, la détection de porteuse avec évitement des collisions. Le signal radio propre d’un émetteur couvre les signaux entrants faibles, et des stations cachées peuvent être inaudibles. L’émetteur envoie une trame complète et apprend sa réussite grâce à un acquittement.

Ne décompter que pendant les créneaux libres

Dans la procédure de contention de base, une station attend un intervalle DIFS pendant lequel le canal est libre. Si elle a dû attendre, elle choisit un recul aléatoire et le décompte pendant les créneaux libres. Un canal occupé gèle le compte restant. Une fois l’échange terminé et le DIFS écoulé, le décompte reprend.

Si X choisit 3 et Y choisit 7, X atteint zéro en premier. Y gèle son compteur alors qu’il reste 4 créneaux pendant que X transmet. Une trame de données unicast correcte reçoit un ACK après l’intervalle SIFS, plus court. Le SIFS donne à cette réponse la priorité sur les stations qui attendent le DIFS. Y reprend après l’échange ; elle ne recommence pas automatiquement à 7 et ne décompte pas pendant la transmission de X.

Un ACK manquant provoque une nouvelle tentative avec une fenêtre de contention plus grande. Cela peut indiquer une perte des données ou de l’ACK. Les numéros de séquence permettent au récepteur de supprimer un doublon dans le second cas. Les trames de données ordinaires de diffusion et multicast ne reçoivent pas d’ACK individuels.

Réserver du temps d’antenne pour les émetteurs cachés

Les échanges RTS/CTS facultatifs réservent une durée avant une longue trame de données. Un émetteur envoie une demande d’émission ; le récepteur répond par une autorisation d’émettre. Une station cachée qui entend le CTS attend pendant la durée annoncée, même si elle n’a jamais entendu le RTS. Les courtes trames de contrôle ajoutent un surcoût, mais peuvent éviter de gaspiller une longue transmission de données dans une collision. Elles réduisent les dommages dus aux terminaux cachés sans supprimer toutes les collisions du canal.

Suivre trois rôles d’adresse

Une trame de données de base contient le contrôle de trame, la durée, les adresses 1 à 3, le contrôle de séquence, une adresse 4 facultative, une charge utile et un CRC de 32 bits, dans cet ordre. La charge utile maximale traditionnelle est de 2 312 octets ; les formats d’agrégation plus récents ajoutent une structure supplémentaire. Une quatrième adresse apparaît dans les formats à quatre adresses comme les ponts sans fil. Dans les trames de données ordinaires en mode infrastructure, l’adresse 1 est celle du récepteur radio immédiat et l’adresse 2 celle de l’émetteur radio. L’adresse 3 conserve l’adresse de l’extrémité côté système de distribution.

Pour l’hôte H1 qui émet vers l’interface de routeur R1 par l’intermédiaire du point d’accès AP :

1. Vers AP : adresse 1 = AP, adresse 2 = H1, adresse 3 = R1.
2. AP émet une trame Ethernet de source H1 et de destination R1.
3. Au retour, la trame Ethernet a pour source R1 et pour destination H1.
4. AP envoie les données radio avec adresse 1 = H1, adresse 2 = AP, adresse 3 = R1.

L’adresse 3 peut appartenir à un autre hôte du réseau local plutôt qu’à un routeur. Le rôle radio du point d’accès ne doit pas remplacer l’extrémité Ethernet d’origine dans la trame relayée.

Se déplacer ou se mettre en veille

Le passage de AP1 à AP2 sur le même sous-réseau préserve l’adresse IP de H1. La réassociation change son rattachement radio. Une trame arrivant par AP2 avec H1 comme source apprend aux commutateurs le nouvel emplacement de H1. Le passage à un autre sous-réseau nécessite un nouvel adressage ou une prise en charge de la mobilité pour préserver les connexions existantes.

Pour économiser de l’énergie, une station indique au point d’accès qu’elle va se mettre en veille. Le point d’accès met ses trames en mémoire tampon et annonce le trafic en attente dans les informations des trames balises. La station se réveille pour vérifier et récupérer les données, puis peut se rendormir. La veille économise l’énergie radio, mais peut retarder l’acheminement jusqu’au prochain réveil.

Un réseau cellulaire divise sa couverture en cellules desservies par des stations de base. Le téléphone ou le modem est un équipement utilisateur (UE). Sa carte SIM contient une identité d’abonné, l’IMSI, et un secret à long terme utilisé pour l’authentification.

Distinguer les rôles dans le réseau

Un IMSI comporte jusqu’à 15 chiffres : un code pays mobile de trois chiffres, un code réseau de deux ou trois chiffres et un numéro d’abonné. L’identité de test 001 01 0123456789 illustre ces champs. Elle identifie un abonnement, pas l’adresse IP de l’UE.

La station de base LTE, un eNodeB, ordonnance les ressources radio, gère sa cellule et participe au transfert intercellulaire. Sa liaison de collecte mène au cœur de réseau par paquets évolué (EPC).

Les messages de contrôle établissent et gèrent la connectivité. Les paquets du plan utilisateur transportent les données réelles de l’abonné. Considérer la MME comme le routeur de chaque paquet web revient à confondre ces plans.

Se rattacher étape par étape

L’UE trouve des signaux de synchronisation et choisit une cellule. Il envoie une requête de rattachement à la MME par l’eNodeB. La MME obtient des informations d’authentification auprès du HSS nominal de l’abonné. L’UE et le réseau s’authentifient et établissent une protection, puis la MME coordonne les chemins de données des supports de transmission par les passerelles. La P-GW fournit l’adresse IP de l’UE.

LTE est un système de paquets entièrement fondé sur IP ; le service vocal pris en charge circule lui aussi sur IP, comme les données ordinaires. Entre l’eNodeB, la S-GW et la P-GW, GTP-U transporte les paquets de l’UE dans des tunnels sur UDP et IP externe. Le datagramme interne conserve l’adresse de l’UE comme extrémité, tandis que les adresses externes identifient les extrémités du tunnel. Un changement de rattachement radio peut donc modifier une extrémité du tunnel sans changer l’adresse IP de l’UE.

Répartir le travail radio

La pile de liaison comporte trois sous-couches principales. PDCP assure notamment la compression des en-têtes et le chiffrement. RLC segmente et réassemble les données et peut assurer la retransmission en mode acquitté. MAC gère les possibilités de transmission planifiées et l’ARQ hybride, qui combine des nouvelles tentatives rapides avec le codage.

La voie descendante de LTE utilise OFDMA ; la voie montante utilise la méthode apparentée SC-FDMA. Les sous-porteuses sont espacées de 15 kHz. Un bloc de ressources couvre 12 sous-porteuses, soit 180 kHz, pendant un créneau de 0,5 ms. L’ordonnancement attribue généralement les ressources dans des sous-trames de 1 ms. Davantage de blocs attribués et un débit de modulation utilisable plus élevé peuvent augmenter le débit de données d’un UE ; la norme n’impose pas un algorithme d’équité particulier.

Un UE inactif économise de l’énergie grâce à des procédures de veille et de réveil. Seul le saut d’accès doit être radio : la liaison de collecte peut utiliser la fibre, le cuivre ou les faisceaux hertziens, et les passerelles séparent toujours le réseau radio d’Internet.

La 5G étend l’accès cellulaire avec une gestion souple du temps radio et un cœur de réseau repensé. Les débits maximaux élevés, la faible latence et les grandes populations d’appareils répondent à différents cas d’usage ; un appareil ne doit pas s’attendre à atteindre tous les objectifs de conception à la fois.

Interpréter les objectifs de conception

IMT-2020 définit le haut débit mobile amélioré, eMBB ; les communications ultra-fiables à faible latence, URLLC ; et les communications massives de type machine, mMTC. Les exigences associées comprennent un débit descendant maximal de 20 Gb/s, une latence radio de 1 ms dans le plan utilisateur pour URLLC et un million d’appareils par kilomètre carré pour les communications denses entre machines. Ce sont des objectifs d’évaluation dans des conditions précises, pas des garanties de débit de téléchargement Internet ou de latence aller-retour au quotidien.

Modifier le découpage temporel radio

New Radio (NR) utilise OFDM avec un espacement modulable. Avec la numérologie μ, l’espacement entre sous-porteuses est de $15(2^{\mu })$ kHz et un créneau normal de 14 symboles dure $1\mathrm{/}{2}^{\mu }$ ms. À 30 kHz, μ = 1 et le créneau dure 0,5 ms. À 120 kHz, μ = 3 et il dure 0,125 ms. Des créneaux plus courts permettent des possibilités d’ordonnancement plus rapides, même si la latence de bout en bout comprend aussi le transport, le traitement et les files d’attente.

La plage FR1 de NR s’étend de 410 MHz à 7,125 GHz, y compris la bande intermédiaire courante autour de 3,5 GHz. FR2 s’étend de 24,25 à 71 GHz sur ses sous-plages. Les bandes hautes, souvent appelées ondes millimétriques, offrent de larges canaux, mais subissent de fortes obstructions et ont une courte portée utile. De petites cellules et des faisceaux concentrés par de grands réseaux d’antennes aident à les utiliser. De nombreux déploiements 5G utilisent FR1 et n’ont pas besoin de liaison à ondes millimétriques.

Relier les responsabilités du cœur de réseau

Un gNB est une station de base 5G. Les déploiements non autonomes (NSA) combinent un accès NR avec un ancrage LTE et un cœur de réseau 4G. Les déploiements autonomes (SA) utilisent l’organisation du cœur de réseau 5G fondée sur les services.

Les fonctions se partagent les responsabilités ; la correspondance ne consiste pas à remplacer un ancien équipement par un nouvel équipement au fonctionnement identique. Séparer le transfert du plan utilisateur du contrôle permet à un opérateur de placer une UPF près d’une application locale. Le découpage en tranches du réseau permet de prendre en charge des réseaux virtuels aux propriétés de service différentes sur une infrastructure partagée.

Comparer l’accès cellulaire et le Wi-Fi

Les réseaux cellulaires utilisent généralement un spectre sous licence, des abonnés gérés par l’opérateur et des ressources radio ordonnancées de façon centralisée sur de vastes zones. Le Wi-Fi utilise généralement un spectre local sans licence et un accès par contention géré par une organisation ou un utilisateur. Wi-Fi 6 et les versions ultérieures prennent aussi en charge OFDMA ordonnancé par le point d’accès : l’ordonnancement n’est donc pas propre au cellulaire. Les deux familles adaptent les débits radio et récupèrent certaines pertes localement. 5G-Advanced prolonge la famille 5G ; la 6G reste un projet de développement visant environ 2030.

Un changement de rattachement radio est facile à masquer si un appareil conserve son adresse IP. Le passage d’un réseau à un autre est plus difficile : une connexion TCP ordinaire est identifiée par les adresses et les ports de ses extrémités. Les mécanismes de mobilité maintiennent l’accessibilité de l’appareil tandis que le chemin physique d’acheminement change.

Distinguer l’identité stable de l’emplacement actuel

Le réseau nominal conserve le dossier d’abonnement ; un réseau visité dessert ailleurs un abonné en itinérance. Dans Mobile IP, une adresse nominale stable identifie l’appareil et une adresse temporaire indique son rattachement actuel. Annoncer une route distincte pour chaque appareil mobile dans tout Internet imposerait une charge de routage énorme et en constante évolution.

Avec le routage indirect, le correspondant envoie les données à l’adresse nominale. Un agent nominal intercepte le trafic et le transmet dans un tunnel vers l’adresse temporaire. Le correspondant n’a pas besoin de suivre les déplacements, mais le chemin peut faire un détour par le réseau nominal. Le trafic qu’un abonné brésilien à Tokyo reçoit d’un serveur de Tokyo peut d’abord passer par le Brésil : c’est le routage triangulaire.

Avec le routage direct, le correspondant apprend l’emplacement actuel et transmet les données dans un tunnel vers le réseau visité. Cela évite le détour par le réseau nominal, mais exige la participation du correspondant ainsi que des mises à jour ou un transfert lorsque l’appareil se déplace à nouveau. En itinérance LTE, le routage nominal par une P-GW du réseau nominal et la sortie locale offrent des choix apparentés.

Suivre un transfert intercellulaire LTE

Dans un réseau LTE, la S-GW peut rester le point d’ancrage du chemin de données lorsque l’UE change d’eNodeB :

1. Les mesures de signal transmises par l’UE conduisent l’eNodeB source à demander un transfert à une cible.
2. La cible réserve des ressources et renvoie les informations d’accès.
3. La source commande à l’UE de se déplacer et transfère vers la cible les données encore en cours d’acheminement.
4. L’UE se synchronise avec la cible, y accède et envoie un message de fin de transfert.
5. La cible demande un basculement du chemin par l’intermédiaire de la MME ; la S-GW change l’extrémité de son tunnel.
6. Les anciennes ressources radio sont libérées et le trafic suit le nouveau tunnel.

La préparation a lieu avant le déplacement de l’UE ; le basculement du chemin dans le cœur de réseau suit son arrivée à la cible. Un transfert intercellulaire peut retarder brièvement des paquets ou en perdre sans modifier l’adresse IP interne.

Distinguer les versions de Mobile IP

Mobile IPv4 prend en charge une adresse temporaire fournie par un agent étranger ou obtenue directement par l’appareil mobile. La découverte et l’enregistrement informent l’agent nominal. Mobile IPv6 n’a pas besoin d’agent étranger : la configuration IPv6 ordinaire obtient l’adresse temporaire et une mise à jour d’association l’enregistre auprès de l’agent nominal. Ces mécanismes de l’IETF sont moins largement déployés que la gestion de la mobilité propre aux réseaux cellulaires.

Relier les pertes au comportement du transport

Le TCP classique fondé sur les pertes considère généralement une perte comme un signe de congestion : une erreur radio ou une perte pendant un transfert intercellulaire peut donc réduire son débit d’émission même si les files n’étaient pas surchargées. L’ARQ et la FEC locaux peuvent masquer certaines pertes sans fil. D’autres approches distinguent les causes des pertes ou scindent une connexion de transport entre les parties sans fil et filaire. Cette scission modifie l’organisation initiale du transport de bout en bout. Des applications comme la vidéo en continu peuvent aussi réduire leur débit binaire lorsque le débit disponible diminue.