A camada de enlace, redes locais e acesso sem fio

Um datagrama pode atravessar Wi-Fi, Ethernet e vários enlaces entre roteadores a caminho de um servidor. A camada de enlace cuida de cada travessia local. Seu pacote, um quadro, envolve o datagrama com um cabeçalho e, geralmente, um campo final.

Acompanhe o próximo salto

Um nó é um dispositivo que executa um protocolo da camada de enlace: um hospedeiro, roteador, comutador ou ponto de acesso. Um enlace conecta nós adjacentes. A camada de rede escolhe para onde o datagrama deve ir em seguida; a camada de enlace o entrega pelo enlace escolhido.

Imagine um laptop enviando dados por um ponto de acesso e um roteador do campus. O laptop primeiro envia um quadro 802.11 ao AP. O AP faz a ponte do tráfego para a Ethernet. O roteador do campus remove o quadro recebido, examina o destino IP e monta um quadro adequado ao seu enlace de saída. Um comutador dentro da rede local Ethernet encaminha um quadro sem substituir seus endereços MAC de origem e destino. Um roteador cria um novo invólucro da camada de enlace para a próxima rede.

Quatro serviços, escolhas diferentes

Os protocolos escolhem os serviços necessários a seus enlaces. A Ethernet verifica a CRC de um quadro e descarta um quadro danificado sem reconhecê-lo. O Wi-Fi reconhece quadros de dados unicast recebidos corretamente; a ausência de um ACK pode acionar uma nova tentativa local. Erros sem fio são comuns o suficiente para que a recuperação no salto sem fio possa evitar a demora de uma retransmissão TCP fim a fim. Uma troca Wi-Fi bem-sucedida ainda não garante que um datagrama sobreviverá a todos os enlaces posteriores.

Canais compartilhados e dedicados

Um enlace ponto a ponto une duas extremidades, como um hospedeiro e uma porta de comutador. Um meio compartilhado ou de difusão permite vários transmissores, como em um canal Wi-Fi ou no canal de subida da internet a cabo. Eles precisam de regras para compartilhar o tempo de transmissão. Um canal compartilhado não garante que todas as estações possam ouvir umas às outras: obstáculos e distância podem ocultar transmissores sem fio.

Full-duplex permite que ambas as extremidades enviem ao mesmo tempo. Half-duplex permite que apenas uma envie por vez. Um enlace moderno de hospedeiro em Ethernet comutada normalmente é full-duplex; estações Wi-Fi compartilham o tempo de transmissão por rádio.

Onde o trabalho acontece

O controlador de interface de rede (NIC) realiza em hardware a delimitação de quadros, o acesso ao meio e as verificações de erros na velocidade do enlace. O software do sistema operacional fornece datagramas e informações de endereçamento, trata interrupções e passa os datagramas recebidos à camada superior. Para enviar, o NIC monta o quadro, calcula os bits de verificação, segue as regras de acesso e transmite. Para receber, verifica o quadro e extrai o datagrama se o quadro for aceitável.

Mantenha separados os dois escopos de endereçamento. Endereços da camada de enlace identificam o remetente e o receptor de uma entrega local. Endereços IP de origem e destino normalmente identificam as extremidades ao longo do caminho roteado; o NAT pode reescrevê-los.

Verificações de erro adicionam informações que o receptor pode testar. Uma verificação que falha comprova danos; uma que passa significa que o método não encontrou erro. Verificações diferentes deixam passar padrões diferentes.

Conte os uns com paridade

Com paridade par, escolha um bit que torne par a contagem total de uns. Os dados 1101011 têm cinco uns, então acrescente 1: a sequência transmitida é 11010111. Se um bit for invertido, a contagem se torna ímpar e o receptor detecta o erro. Um número ímpar de inversões sempre muda a paridade. Um número par a preserva, incluindo duas inversões que mudam um zero para um e um um para zero.

A paridade bidimensional verifica tanto as linhas quanto as colunas de um bloco. Para as linhas 1011, 0110 e 1100, os bits de paridade par das linhas são 1, 0 e 0. Os bits de paridade das colunas são 0, 0, 0 e 1; um bit no canto completa a paridade dos bits de verificação. Se a linha 2 se tornar 0100, as verificações da linha 2 e da coluna 3 falharão. Sua interseção localiza o bit alterado, que o receptor inverte de volta.

A regra de correção vale para um erro de um único bit. A paridade bidimensional detecta todos os padrões de erro de um, dois e três bits, mas várias falhas não identificam necessariamente uma única correção. Quatro bits invertidos nos cantos de um retângulo mudam dois bits em cada linha e coluna afetada. Todas as verificações de paridade passam.

Corrija sem uma ida e volta

A correção antecipada de erros (FEC) envia redundância suficiente para que o receptor recupere alguns dados danificados sem pedir outra cópia. Isso é útil quando uma retransmissão chegaria tarde demais, como no tráfego em tempo real ou em uma longa ida e volta por satélite. Bits extras de verificação consomem capacidade mesmo quando não ocorre erro. Códigos FEC modernos oferecem proteção mais forte que o método simples de linhas e colunas.

Some palavras de 16 bits

A soma de verificação da internet usa adição em complemento de um. Some as palavras de 16 bits e depois faça qualquer transporte que ultrapasse o limite retornar à extremidade de menor ordem. Inverta todos os bits da soma final de 16 bits para formar a soma de verificação.

Para 0x8F3A, 0x6C21 e 0x1E07:

1. Some as duas primeiras palavras: 0x8F3A + 0x6C21 = 0xFB5B.
2. Some a terceira: 0xFB5B + 0x1E07 = 0x11962.
3. Faça o transporte retornar: 0x1962 + 0x0001 = 0x1963.
4. Inverta os bits: a soma de verificação é 0xE69C.

O receptor inclui a soma de verificação em sua soma. Aqui, 0x1963 + 0xE69C = 0xFFFF, então a verificação passa. Descartar o transporte produziria uma soma de verificação errada; seu retorno faz parte da aritmética.

A soma de verificação exige poucos recursos em software e é usada por IPv4, TCP e UDP. Sua cobertura difere: o IPv4 verifica seu cabeçalho; TCP e UDP cobrem seus dados de transporte e um pseudocabeçalho. Trocar palavras completas de 16 bits de posição deixa a soma inalterada, então a soma de verificação não consegue detectar essa mudança de ordem. Ethernet e Wi-Fi usam uma CRC mais forte, calculada de forma eficiente no hardware do adaptador.

Uma verificação de redundância cíclica (CRC) trata bits como coeficientes em um cálculo polinomial. Você pode calculá-la diretamente com padrões de bits: deslocamentos e OU exclusivo substituem a multiplicação e a subtração comuns.

Defina a quantidade de bits de verificação

O remetente e o receptor escolhem um polinômio gerador, G. Um gerador com r + 1 bits produz r bits de verificação. Para G = 1011, r é 3. O remetente escolhe esses três bits de modo que os dados seguidos dos bits de verificação sejam divisíveis por G na aritmética módulo 2.

A adição e a subtração módulo 2 são ambas XOR. Bits iguais produzem 0; bits diferentes produzem 1. Assim, 1011 XOR 0101 = 1110. Não há transportes nem empréstimos. Acrescentar r zeros desloca um padrão de dados D r posições à esquerda, o equivalente a multiplicar por $2^r$.

Faça a divisão

Use D = 11010011 e G = 1011.

1. Acrescente três zeros: 11010011000.
2. Começando pelo primeiro 1 à esquerda, alinhe com ele o bit mais à esquerda do gerador e aplique XOR.
3. Avance para o próximo 1 restante e repita. Pule os zeros à esquerda.
4. Pare após processar as posições de dados; os últimos três bits são o resto R.

Os padrões sucessivos com todos os bits são:

11010011000
01100011000
00111011000
00010111000
00000001000
00000000011

O resto é 011. Mantenha seu zero à esquerda: o campo de verificação sempre tem três bits. Substitua os zeros acrescentados por esse resto e transmita 11010011011.

Verifique o que chegou

O receptor divide a sequência completa recebida pelo mesmo gerador. Ele não acrescenta outro conjunto de zeros. A divisão de 11010011011 produz resto 000, então nenhum erro é detectado. Se o terceiro bit mudar, a sequência recebida será 11110011011; seu resto será 010, então ela será rejeitada.

Isso funciona porque o padrão transmitido válido é múltiplo de G. Um erro altera esse padrão. O receptor detecta a alteração, a menos que o padrão de erro também seja múltiplo de G.

Conheça a proteção

Um gerador adequado de grau r detecta todo erro em rajada cuja extensão seja de no máximo r bits. Para rajadas aleatórias mais longas, a chance de um erro não detectado é de aproximadamente $2^{-r}$. Geradores que contêm o fator $x+1$ também detectam qualquer número ímpar de inversões. Essas são garantias diferentes: o comprimento da rajada é a distância do primeiro bit alterado ao último, incluindo os bits inalterados entre eles.

Ethernet e Wi-Fi usam uma CRC de 32 bits, transportada como uma sequência de verificação de quadro (FCS) de quatro bytes. Sua probabilidade de não detectar uma longa rajada aleatória é de cerca de um em 4,3 bilhões. A CRC-32 detecta até três bits invertidos em um quadro do tamanho de um quadro Ethernet. Registradores de deslocamento e portas XOR em hardware podem calculá-la enquanto os bits passam pelo adaptador.

Uma CRC detecta danos acidentais; ela não autentica um remetente. Alguém que altere deliberadamente um quadro pode calcular uma nova CRC. Ela também não fornece correção automática: a Ethernet descarta um quadro com erro, enquanto a ausência de ACK no Wi-Fi pode causar uma nova tentativa.

Várias interfaces que compartilham um canal precisam de uma regra para decidir quem envia. Se transmissões se sobrepõem em um receptor e não podem ser decodificadas, uma colisão desperdiça tempo do canal. Um protocolo de acesso ao meio coordena os remetentes concorrentes.

O que o compartilhamento ideal alcançaria?

Para um canal de taxa R, um remetente ativo deve receber toda a taxa R. Com M remetentes ativos, cada um deve receber em média R/M. A coordenação deve ser simples, barata e descentralizada, sem um controlador vulnerável ou relógios sincronizados. Protocolos reais fazem concessões entre esses objetivos.

Três famílias fazem escolhas diferentes: o particionamento de canal reserva parcelas, o acesso aleatório permite tentativas e resolve colisões, e a alternância concede permissão temporária para enviar.

Reserve tempo ou frequências

O TDMA atribui um intervalo por nó em cada quadro de tempo recorrente. Cada transmissão usa a taxa total do canal durante seu intervalo, mas a parcela de longo prazo de um nó é R/N para N nós aos quais foram atribuídos intervalos. Quatro nós compartilhando 1 Gb/s recebem cada um, em média, 250 Mb/s. Se três não tiverem dados, seus intervalos fixos permanecerão vazios; o quarto continuará recebendo em média 250 Mb/s.

O FDMA atribui uma banda de frequência separada a cada nó. O nó pode transmitir continuamente em sua banda, mas uma divisão igual novamente fornece R/N. O silêncio desperdiça uma banda reservada assim como desperdiça um intervalo TDMA.

O particionamento fixo evita disputas entre os usuários aos quais foram atribuídas parcelas, mas o tráfego em rajadas frequentemente deixa parcelas ociosas enquanto outro remetente tem uma fila.

Separe sinais sobrepostos com códigos

O CDMA representa um bit de dados como +1 para o bit 1 ou −1 para o bit 0. Multiplique esse valor por uma sequência de chips específica do remetente, cada um com valor +1 ou −1. Sequências simultâneas de chips se somam no canal.

Considere os códigos $c_1=(1,1,1,1)$ e $c_2=(1,-1,1,-1)$. Seu produto interno é zero, então eles são ortogonais. Se o remetente 1 transmitir +1 e o remetente 2 transmitir −1, suas sequências de chips serão (1, 1, 1, 1) e (−1, 1, −1, 1). A soma recebida será (0, 2, 0, 2).

Para decodificar o remetente 1, multiplique os chips recebidos pelo código dele, some e divida por quatro: $(0+2+0+2)\mathrm{/}4=1$. O cálculo do remetente 2 é $(0-2+0-2)\mathrm{/}4=-1$. Cada código remove a contribuição do outro remetente nesse modelo ideal.

Sistemas reais precisam de controle cuidadoso de potência para que um sinal forte e próximo não encubra um sinal fraco e distante. A ortogonalidade é uma propriedade de pares de códigos, não uma garantia de que sinais de rádio quaisquer se separem perfeitamente. O CDMA serviu de base ao acesso 3G; LTE e 5G usam acesso baseado em OFDM, com o enlace de subida do LTE usando o método relacionado SC-FDMA.

O acesso aleatório permite que um nó transmita sem antes reservar uma parcela. Uma colisão é seguida por um atraso aleatório escolhido independentemente. A aleatoriedade ajuda os remetentes a parar de repetir juntos a mesma colisão.

Adicione limites de intervalo

No ALOHA com intervalos, quadros de mesmo comprimento cabem exatamente em intervalos de L/R segundos. Os nós sincronizam seus relógios e começam apenas nos limites dos intervalos. Um novo quadro usa o próximo intervalo. Após uma colisão, um nó que espera tenta transmitir em cada intervalo posterior com probabilidade p.

Um intervalo tem três resultados possíveis: nenhum nó transmite, exatamente um transmite com sucesso ou vários colidem. Tornar p muito pequeno reduz colisões, mas cria intervalos vazios. Torná-lo grande demais preenche intervalos com tentativas concorrentes.

Derive a probabilidade de sucesso

Suponha que N nós sempre tenham quadros e façam tentativas independentemente com probabilidade p. Para um nó específico ter sucesso, ele deve transmitir e todos os outros N − 1 devem permanecer em silêncio. Sua probabilidade de sucesso é $p(1-p{)}^{N-1}$. Qualquer um dos N nós pode ser esse único remetente, resultando na eficiência total

Com N = 10 e p = 0,1, o valor é $10(\mathrm{0,1})(\mathrm{0,9}{)}^9\approx \mathrm{0,387}$. Um canal de 100 Mb/s transporta, portanto, cerca de 38,7 Mb/s de quadros bem-sucedidos no total. Isso não representa 38,7 Mb/s para cada nó. Nós simétricos saturados compartilham essa capacidade útil.

A melhor probabilidade de tentativa é $p=1\mathrm{/}N$. À medida que N cresce, a fração útil máxima se aproxima de $1\mathrm{/}e\approx \mathrm{0,368}$. A fração restante inclui colisões e intervalos vazios. O acesso aleatório tem sobrecarga mesmo quando todos os remetentes estão prontos.

Elimine a sincronização

O ALOHA puro envia sempre que um quadro está pronto, sem intervalos. Suponha que um quadro leve T segundos. Outra transmissão que comece pouco antes dele pode se sobrepor ao seu início; uma que comece antes de seu término pode se sobrepor ao seu final. O intervalo de vulnerabilidade abrange 2T.

Os intervalos eliminam sobreposições parciais ao forçar cada início a ocorrer em um limite. No modelo padrão de probabilidade com nós saturados, um remetente ALOHA puro tem sucesso com probabilidade $p(1-p{)}^{2(N-1)}$, e a eficiência máxima agregada para uma população grande é $1\mathrm{/}(2e)\approx \mathrm{0,184}$. O ALOHA puro é mais simples de coordenar, mas tem cerca de metade da melhor vazão do ALOHA com intervalos.

Um único remetente ativo pode usar todos os intervalos no ALOHA com intervalos. O limite de 37% descreve muitos nós saturados concorrentes, não um limite físico para todo uso do protocolo. O ALOHA começou como uma rede de rádio entre ilhas no Havaí; sua ideia de disputa e nova tentativa também aparece em solicitações de acesso por cabo e celular.

O acesso múltiplo com detecção de portadora (CSMA) faz um nó escutar antes de transmitir. A detecção de colisões (CD) faz um nó transmissor parar quando detecta uma colisão. Escutar melhora a eficiência, mas não elimina o atraso até a chegada de um sinal distante.

Por que ainda pode haver colisão em um canal ocioso

Se B começar a enviar em uma extremidade de um cabo, D, na outra extremidade, ainda poderá ouvir silêncio. D pode começar durante esse intervalo de propagação, produzindo uma colisão. Com CSMA/CD, os adaptadores monitoram o meio enquanto enviam. Ao detectar uma colisão, um adaptador interrompe o quadro, envia um sinal de interferência e programa uma nova tentativa.

Escolha um atraso aleatório para a nova tentativa

Após a colisão n do mesmo quadro, o recuo exponencial binário escolhe um número inteiro K uniformemente de 0 até $2^m-1$, com $m=\min (n,10)$. O atraso é K vezes 512 tempos de bit. O intervalo dobra após as primeiras colisões sucessivas, distribuindo as novas tentativas concorrentes por mais possibilidades. O adaptador abandona um quadro após 16 tentativas malsucedidas.

A 100 Mb/s, um bit leva 10 ns. Um intervalo de 512 bits dura, portanto, 5,12 μs. Após a terceira colisão, K pode ser de 0 a 7, então a espera mais longa é $7(\mathrm{5,12})=\mathrm{35,84}$ μs. A 10 Mb/s, os mesmos 512 tempos de bit duram 51,2 μs. Uma contagem de tempos de bit não representa um número fixo de segundos em diferentes velocidades de enlace.

Verifique os tempos da rede

A detecção de colisões só funciona enquanto o remetente ainda está transmitindo. Um quadro mínimo deve durar mais que o pior tempo de ida até uma colisão distante e de volta. O mínimo de 64 bytes da Ethernet clássica fornece 512 tempos de bit.

Para uma extensão de 2 km e velocidade de sinal de $2\times {10}^8$ m/s, o tempo de propagação de ida e volta é $4000\mathrm{/}(2\times {10}^8)=20$ μs. Isso ultrapassa os 5,12 μs de um intervalo a 100 Mb/s, mesmo antes dos atrasos dos dispositivos. Um quadro mínimo poderia terminar cedo demais. O limite de distância considerando apenas a propagação é de cerca de 512 m; os limites reais de redes compartilhadas também devem considerar concentradores e adaptadores.

Estime a eficiência

Uma aproximação comum é

em que o atraso de propagação é o tempo de ida através da rede e o atraso de transmissão é o tempo para enviar um quadro de tamanho máximo. Para 200 m na mesma velocidade de sinal, a propagação leva 1 μs. Um quadro de 1.518 bytes a 100 Mb/s leva $1518(8)\mathrm{/}{10}^8=\mathrm{121,44}$ μs. A substituição fornece cerca de 0,96, ou 96% de eficiência. Um atraso de propagação menor e quadros maiores reduzem o custo relativo da disputa.

A Ethernet moderna comutada e full-duplex não tem colisões em meio compartilhado e não executa CSMA/CD. A Ethernet de 10 Gb/s ou mais é apenas full-duplex. O Wi-Fi também detecta a portadora, mas usa prevenção de colisões: um rádio transmissor não consegue detectar de forma confiável o sinal muito mais fraco de outra estação, e estações ocultas podem estar fora do alcance auditivo umas das outras.

Protocolos de alternância tentam dar a um remetente sozinho quase todo o canal, dividindo a capacidade com equidade quando muitos remetentes estão ativos. Eles evitam colisões repetidas controlando a permissão para transmitir.

Consulte cada remetente ou passe a permissão

Na consulta (polling), um controlador convida os nós a enviar em sequência, frequentemente com um limite de quadros por turno. O limite impede que um nó ocupado mantenha todos os outros esperando. Mensagens de consulta consomem tempo de transmissão, e um nó pronto pode esperar enquanto o controlador verifica nós ociosos. O controlador também é um ponto único de falha. O Bluetooth clássico usa acesso coordenado centralmente em uma piconet.

Na passagem de permissão (token passing), um pequeno quadro de controle circula em uma ordem fixa. Ter a permissão permite que um nó envie uma quantidade limitada. Um nó sem dados passa-a adiante prontamente. Não é necessário um controlador central de consultas, mas o protocolo precisa de procedimentos para perda da permissão ou ruptura do ciclo lógico. Token Ring e FDDI usavam essa abordagem.

Em um canal de dez nós com apenas o nó 7 ativo, o TDMA fixo concede a ele um décimo do tempo. O ALOHA com intervalos pode permitir que ele use todos os intervalos. A consulta se aproxima da taxa máxima, mas gasta algum tempo consultando os nove nós silenciosos.

Acompanhe o acesso ao canal de subida por cabo

O DOCSIS conecta modems a cabo a um sistema de terminação de modems a cabo (CMTS). Recursos de frequência separam os canais. Em um canal de descida comum, o CMTS é o único remetente. Em um canal de subida, muitos modems disputam o acesso a esse mesmo CMTS.

O canal de subida é dividido em minintervalos. Uma mensagem MAP no canal de descida anuncia quais oportunidades de subida pertencem a quais modems. O CMTS pode dar a um modem minintervalos consecutivos para uma rajada de dados e depois dar a oportunidade seguinte a outro modem.

Um modem com dados na fila pode enviar uma breve solicitação de largura de banda em uma oportunidade de disputa. As solicitações podem colidir. O modem monitora MAPs posteriores para saber o resultado de sua solicitação. Quando o prazo de reconhecimento de sua solicitação tiver passado e nenhuma concessão ou concessão pendente a contemplar, o modem tentará novamente usando recuo exponencial binário truncado. A simples ausência de uma concessão imediata de dados não comprova uma colisão: uma solicitação reconhecida ainda pode estar esperando o escalonamento.

O DOCSIS combina, portanto, três ideias: divisão de frequência organiza os canais, acesso aleatório obtém solicitações e concessões escalonadas transportam dados no canal de subida. O DOCSIS 3.1 e 4.0 adiciona OFDM na descida e OFDMA na subida, dividindo canais em subportadoras estreitas e mantendo o acesso por solicitação e concessão. Chamar o acesso por cabo apenas de TDMA deixa de lado a disputa que obtém uma oportunidade de transmissão.

Um endereço IP ajuda a selecionar um destino de rede. Um endereço MAC identifica uma interface para entrega local de quadros. Um laptop com Ethernet e Wi-Fi tem um endereço MAC separado para cada interface.

Leia um endereço de 48 bits

Um endereço MAC comum tem seis bytes, escritos como seis pares hexadecimais: 5C-F9-38-A2-41-07. O espaço de 48 bits contém cerca de 2,8 × 10¹⁴ valores. No conhecido modelo de atribuição por fabricante, um identificador organizacionalmente único (OUI) emitido pelo IEEE fornece os primeiros 24 bits, e o fabricante atribui os 24 restantes.

Endereços MAC são planos: nenhuma parte especifica a sub-rede IP atual da interface. Uma interface pode manter seu endereço MAC depois de mudar de lugar. O software também pode substituir um endereço de fábrica; dispositivos Wi-Fi costumam usar endereços aleatórios administrados localmente para proteger a privacidade. Os endereços devem permanecer únicos dentro da rede local.

Os dois bits de menor ordem do primeiro byte têm significados especiais. O bit menos significativo é 0 para um endereço individual e 1 para um endereço de grupo. O bit seguinte é 0 para administração universal e 1 para administração local. 5C termina em 00 binário, então identifica um endereço unicast administrado universalmente. DA termina em 10, então identifica um endereço unicast administrado localmente. FF-FF-FF-FF-FF-FF é o destino de difusão.

Resolva um vizinho IPv4

O Protocolo de Resolução de Endereços (ARP) associa um endereço IPv4 a um endereço MAC na sub-rede local. Um cache ARP armazena mapeamentos IP–MAC com informações de expiração. Mensagens ARP viajam diretamente em quadros da camada de enlace, identificadas pelo EtherType 0x0806.

Suponha que A em 192.168.1.10/24 precise de B em 192.168.1.20 e não tenha um mapeamento em cache:

1. A difunde uma requisição ARP perguntando quem possui o endereço IPv4 de B. Ela inclui os próprios endereços IP e MAC de A.
2. Todas as interfaces locais recebem a requisição; B reconhece o endereço procurado.
3. B envia sua resposta ao endereço MAC de A e pode aprender o mapeamento de A.
4. A armazena o mapeamento de B em cache e envia o quadro de dados a B.

O adaptador de destino aceita um quadro endereçado a ele, ao endereço de difusão ou a um grupo multicast do qual recebe mensagens. Ele normalmente descarta quadros endereçados a outros destinos antes que cheguem ao IP.

Envie para fora da sub-rede

Para o destino 203.0.113.5, A primeiro reconhece que o endereço está fora de sua sub-rede /24. Ele seleciona o gateway 192.168.1.1, resolve o endereço MAC desse gateway e envia o quadro Ethernet para lá. O datagrama IP encapsulado continua endereçado a 203.0.113.5. Cada roteador decide o próximo salto e monta o quadro de saída.

O ARP não consegue descobrir o endereço MAC de um servidor remoto através de roteadores. Os roteadores interrompem a difusão local, e o MAC remoto de qualquer forma não identificaria o próximo receptor no cabo de A.

O ARP não autentica declarações de propriedade, então respostas falsificadas podem redirecionar o tráfego local. O IPv6 usa a Descoberta de vizinhos por ICMPv6, com solicitações e anúncios de vizinho, em vez de ARP.

A Ethernet abrange muitos meios físicos e velocidades, mantendo uma estrutura de quadro reconhecível e endereçamento de 48 bits. A Ethernet coaxial compartilhada e a Ethernet baseada em concentradores usavam um único domínio de colisão. Um comutador fornece a cada hospedeiro um enlace separado, normalmente operado em full-duplex.

Leia os campos

A sequência de sincronização compreende sete bytes de bits alternados e um delimitador de início. Ela precede a parte contabilizada no comprimento usual do quadro, de 64 a 1.518 bytes. Os EtherTypes incluem 0x0800 para IPv4, 0x86DD para IPv6 e 0x0806 para ARP. O receptor usa esse campo para entregar a carga útil ao protocolo correto.

Diferencie MTU de tamanho de quadro

A unidade máxima de transmissão (MTU) usual da Ethernet é de 1.500 bytes: o maior datagrama da camada de rede transportado no campo de dados. Ela não inclui o cabeçalho Ethernet nem a CRC. Um datagrama maior precisa de uma MTU maior compatível ou de tratamento na camada de rede, como pacotes menores; o IPv4 pode fragmentar onde for permitido, enquanto roteadores IPv6 não fragmentam pacotes encaminhados.

Um datagrama de 20 bytes precisa de 26 bytes de preenchimento para alcançar o campo de dados mínimo de 46 bytes. Acrescentar 14 bytes de cabeçalho e quatro bytes de CRC resulta no quadro mínimo de 64 bytes. O receptor usa o comprimento do pacote IP para distinguir o datagrama do preenchimento. No outro extremo, um datagrama de 1.500 bytes produz um quadro sem etiqueta de 1.518 bytes.

Inclua o tempo de ocupação do enlace

Cada quadro também usa a sequência de preâmbulo e início de oito bytes e um intervalo ocioso de 96 bits, equivalente a 12 tempos de byte. Uma transmissão de tamanho máximo ocupa, portanto, 1.538 tempos de byte. A fração correspondente ao campo de dados é $1500\mathrm{/}1538\approx \mathrm{0,975}$, cerca de 97,5%.

Um quadro mínimo ocupa $64+8+12=84$ tempos de byte. Seu campo de dados de 46 bytes corresponde a cerca de 55% desse tempo. Se apenas 20 bytes forem dados IP efetivos, a eficiência útil de IP será ainda menor: preenchimento não é informação da aplicação. Sempre indique quais bytes contam como úteis ao informar a eficiência.

Entenda o serviço

A Ethernet é não orientada a conexão: nenhuma negociação Ethernet precede um quadro. Ela também é não confiável no sentido do protocolo: uma CRC incorreta causa descarte sem ACK Ethernet ou nova tentativa. O TCP ou uma aplicação pode recuperar os dados perdidos posteriormente.

O IEEE 802.3 inclui tecnologias de 10 Mb/s a 800 Gb/s em cobre e fibra. Nomes como 100BASE-TX e 10GBASE-T codificam detalhes de velocidade e sinalização física. Alguns centros de dados usam quadros jumbo com cargas úteis de aproximadamente 9.000 bytes. O suporte deve ser compatível ao longo do caminho relevante; um enlace mais rápido, por si só, não aumenta a MTU normal.

Um comutador conecta segmentos Ethernet e encaminha quadros pelo endereço MAC de destino. Hospedeiros endereçam quadros uns aos outros ou a um roteador, não ao comutador. Essa transparência permite inserir um comutador sem mudar o endereçamento dos hospedeiros.

Tome duas decisões separadas

Para cada quadro recebido, primeiro aprenda a origem: registre seu endereço MAC, a porta de entrada e o horário atual. Depois, consulte o destino para decidir para onde o quadro deve ir.

Aprender pelo destino seria circular: o comutador ainda não observou de onde esse destino realmente envia. Entradas expiram quando não são atualizadas, geralmente após cerca de 300 segundos, para que localizações antigas não permaneçam para sempre.

Acompanhe uma tabela inicialmente vazia

Conecte A à porta 1, B à porta 2 e C à porta 3.

1. A envia para B. O comutador registra A → 1. B é desconhecido, então o quadro sai pelas portas 2 e 3.
2. B responde a A. O comutador registra B → 2 e envia apenas à porta 1.
3. C envia para B. O comutador registra C → 3 e envia apenas à porta 2.

Uma difusão é enviada por inundação mesmo quando outros endereços são conhecidos. Um unicast desconhecido também é enviado por inundação, mas continua endereçado a uma única interface; os outros adaptadores o descartam. Um destino silencioso permanece desconhecido até que um quadro com seu endereço de origem chegue ao comutador.

Se A e D compartilharem um concentrador conectado à porta 1 e D já tiver sido aprendido nessa porta, o quadro de A para D chegará pela porta 1. O comutador o filtra porque D já está no segmento de entrada. D pode receber a cópia local do concentrador sem que o comutador envie outra cópia.

Evite inundações intermináveis

Quadros Ethernet não têm campo de contagem de saltos nem TTL. Um laço pode fazer difusões circularem repetidamente, multiplicando cópias até formar uma tempestade de difusão. O Protocolo de Árvore de Abrangência (STP) cria uma árvore ativa sem laços bloqueando enlaces redundantes. Um caminho bloqueado pode se tornar ativo após uma falha. Em uma topologia de camada 2 baseada em STP, enlaces redundantes fornecem resiliência, mas não são todos usados simultaneamente para encaminhamento comum.

Compare os limites

Comutadores separam domínios de colisão e podem conectar portas de velocidades diferentes. Eles podem armazenar quadros recebidos em buffer e colocá-los em filas de portas de saída ocupadas. Eles não eliminam um gargalo quando várias entradas disputam uma saída mais lenta.

Roteadores encaminham por IP, separam sub-redes e interrompem difusões da camada de enlace. Seu endereçamento hierárquico e seus protocolos de roteamento dão suporte a redes maiores; o TTL do IP limita datagramas em laço. Redes locais comutadas, por sua vez, precisam de uma topologia de encaminhamento sem laços e de controle do crescimento das difusões.

A autoaprendizagem também expõe uma fraqueza: endereços de origem falsos podem esgotar a tabela de um comutador. Mais destinos legítimos passam então a ser desconhecidos e seus quadros podem ser enviados por inundação. Os limites das VLANs ainda restringem o alcance da inundação; a aprendizagem da tabela não é um mecanismo de autenticação.

Uma única rede local comutada de grande porte espalha difusões para muitos hospedeiros e vincula grupos lógicos ao cabeamento físico. Uma rede local virtual (VLAN) divide a mesma infraestrutura de comutação em redes separadas de camada 2.

Atribua a participação lógica

Com VLANs baseadas em portas, cada porta de acesso pertence a um grupo escolhido. As portas 2–8 poderiam pertencer à VLAN 10 da engenharia e as portas 9–15 à VLAN 20 do financeiro. Uma difusão que entra na VLAN 10 alcança as outras portas da VLAN 10, não as portas do financeiro. Transferir um usuário entre grupos pode exigir uma alteração por software da VLAN à qual a porta pertence.

Uma VLAN é um domínio de difusão. Ela pode abranger vários comutadores físicos, e um comutador pode oferecer suporte a várias VLANs. Hospedeiros em portas de acesso comuns enviam e recebem quadros comuns sem etiqueta; eles não precisam saber como os comutadores dividem a rede local.

Faça o roteamento entre grupos

VLANs diferentes não podem trocar quadros diretamente. Um hospedeiro da engenharia em 10.1.10.25 que envia dados ao hospedeiro do financeiro em 10.1.20.40 reconhece uma sub-rede remota e envia ao endereço MAC de seu gateway. O roteador remove o quadro da VLAN 10 e encaminha o datagrama IP para a VLAN 20 em um novo quadro. Um comutador de camada 3 pode realizar esse roteamento internamente.

A separação na camada 2 não proíbe, por si só, a comunicação roteada. As regras de filtragem no caminho roteado decidem qual tráfego entre VLANs é permitido. Atribuir duas portas a VLANs diferentes não substitui essa política.

Transporte a identificação da VLAN por um enlace tronco

Um enlace tronco transporta várias VLANs entre comutadores, limitadas às que são permitidas nele. No caso com etiqueta, o IEEE 802.1Q insere quatro bytes após o endereço MAC de origem:

• Um identificador de protocolo de etiqueta de dois bytes, geralmente 0x8100.
• Três bits de prioridade.
• Um bit de elegibilidade para descarte.
• Um identificador de VLAN de 12 bits, ou VID.

O comutador receptor usa a etiqueta para manter o quadro na VLAN correta. A entrega a uma porta de acesso comum sem etiqueta remove a etiqueta. Enlaces tronco também podem oferecer suporte a uma VLAN nativa sem etiqueta; as regras de etiquetagem devem ser consistentes entre as extremidades.

O VID tem $2^{12}=4096$ padrões de bits. Os valores 0 e 4095 são reservados, restando 4094 identificadores comuns de VLAN. Uma etiqueta amplia um quadro máximo sem etiqueta de 1.518 bytes para 1.522 bytes. Alterar os bytes cobertos pela FCS exige uma nova CRC.

Estenda o isolamento por uma estrutura roteada

Redes em nuvem podem precisar de mais de 4094 grupos isolados. O VXLAN encapsula um quadro Ethernet em UDP e IP, usando um identificador de rede virtual de 24 bits. Isso fornece cerca de 16,7 milhões de identificadores, enquanto os roteadores subjacentes encaminham o pacote IP externo.

O quadro interno representa a entrega local da rede virtual; o pacote externo atravessa a estrutura física roteada. Isso permite que redes virtuais abranjam servidores sem transformar todo o centro de dados em um único e enorme domínio de difusão físico. VLANs também podem ser atribuídas por outros critérios, como endereço MAC de origem ou protocolo, embora a atribuição por porta seja o modelo mais simples.

Um centro de dados atende clientes externos e também movimenta grandes quantidades de tráfego entre seus próprios servidores. Replicação de armazenamento, distribuição de buscas e aprendizado de máquina distribuído podem sobrecarregar os enlaces entre racks.

Construa a estrutura de comutação

Servidores se conectam a um comutador de topo de rack (ToR), frequentemente um para 20–40 servidores. Em uma hierarquia clássica, os comutadores ToR se conectam a níveis superiores por comutadores de nível 2 e de nível 1. Roteadores de borda conectam a estrutura à internet. Um balanceador de carga recebe tráfego para um serviço e distribui requisições entre servidores; clientes podem usar um endereço público de serviço enquanto o conjunto interno de servidores muda.

A questão central é quanto tráfego pode sair de um rack. Ter enlaces rápidos de servidores não garante largura de banda igual nos enlaces de subida.

Calcule a sobressubscrição

Suponha que 40 servidores tenham cada um um enlace de 25 Gb/s. Sua demanda potencial total é $40(25)=1000$ Gb/s. Quatro enlaces de subida de 100 Gb/s fornecem 400 Gb/s. A razão de sobressubscrição é

Isso corresponde a 2,5 : 1. Se todos os 40 servidores enviarem igualmente a outros racks e esses enlaces de subida forem o gargalo, a média será de $400\mathrm{/}40=10$ Gb/s para cada um. O tráfego que permanece dentro do rack não consome os enlaces de subida da mesma forma. A razão descreve a capacidade agregada, não um limite automático de taxa fixa para cada servidor.

Adicione caminhos com redes Clos

Uma estrutura de comutação Clos fornece múltiplos caminhos entre racks usando muitos comutadores menores. Para k par, uma árvore gorda de três níveis com comutadores de k portas tem k grupos, cada um com k/2 comutadores de borda e k/2 de agregação, além de (k/2)² comutadores de núcleo. Com enlaces de mesma taxa, ela suporta $k^3\mathrm{/}4$ hospedeiros usando $5k^2\mathrm{/}4$ comutadores.

Para k = 4, o número de hospedeiros é $4^3\mathrm{/}4=16$ e o número de comutadores é $5(4^2)\mathrm{/}4=20$. Para k = 48, esses valores passam a 27.648 hospedeiros e 2.880 comutadores. A topologia fornece capacidade agregada total para tráfego admissível com atribuição adequada de caminhos. Ela não garante a cada hospedeiro a taxa total de seu enlace quando todos os hospedeiros enviam para um único destino ou quando o roteamento concentra fluxos.

Distribua fluxos por caminhos de mesmo custo

O roteamento por múltiplos caminhos de custo igual (ECMP) aplica uma função hash a campos do pacote, como endereços IP e portas de transporte, para selecionar um caminho. Pacotes de um fluxo normalmente seguem o mesmo caminho, preservando sua ordem, enquanto fluxos diferentes podem seguir caminhos diferentes.

O uso de hash não é um balanceamento de carga perfeito. Dois fluxos grandes podem escolher um caminho enquanto outro permanece ocioso. Mover livremente pacotes individuais entre caminhos pode mudar sua ordem e acionar uma recuperação TCP desnecessária. A capacidade da topologia e a capacidade usada por um determinado padrão de tráfego são medidas diferentes.

Projetos modernos também usam controle definido por software, redes sobrepostas VXLAN para máquinas virtuais e contêineres que mudam de lugar e controle de congestionamento baseado em ECN para filas curtas e baixa latência. Operadoras equilibram largura de banda e resiliência com o custo e o consumo de energia de comutadores, componentes ópticos e enlaces.

Uma nova conexão Ethernet deve obter informações de endereçamento antes que um navegador possa alcançar um site remoto. Acompanhe um laptop em 192.0.2.0/24, com gateway 192.0.2.1, servidor DNS 198.51.100.53 e servidor web 203.0.113.80. A troca usa HTTPS sobre TCP.

Obtenha as configurações de rede

Inicialmente, o laptop tem um endereço MAC, mas nenhum endereço IPv4 utilizável. Ele envia uma descoberta DHCP da porta UDP 68 para a porta 67, usando origem IP 0.0.0.0, destino IP 255.255.255.255 e destino Ethernet FF-FF-FF-FF-FF-FF.

O comutador aprende o MAC de origem do laptop e envia a difusão por inundação. Aqui, o roteador também executa o servidor DHCP. A troca de quatro mensagens é descoberta, oferta, requisição e reconhecimento. O ACK fornece 192.0.2.37/24, o gateway 192.0.2.1 e o endereço do servidor DNS. Uma resposta enviada ao MAC do laptop pode ser encaminhada usando a entrada aprendida pelo comutador; nenhuma consulta ARP foi necessária para a difusão inicial.

Resolva o primeiro próximo salto

O navegador precisa de um endereço IP para www.example.com, então o laptop prepara uma consulta DNS, normalmente para a porta UDP 53. O servidor DNS está fora da sub-rede do laptop. Portanto, o laptop precisa do endereço MAC do gateway, não do MAC do servidor DNS.

Sem um mapeamento do gateway em cache, ele difunde uma requisição ARP para 192.0.2.1. O roteador responde com o endereço MAC de sua interface local. O laptop armazena esse mapeamento em cache e coloca o datagrama DNS dentro de um quadro Ethernet endereçado a essa interface.

Atravesse o caminho roteado

O destino do quadro é local, enquanto o destino IP encapsulado é 198.51.100.53. O roteador do campus remove o quadro Ethernet, consulta a rota IP e monta o quadro do próximo enlace. OSPF e BGP podem fornecer as rotas usadas dentro das redes e entre elas. Cada roteador seguinte repete o encaminhamento ao próximo salto.

O DNS retorna 203.0.113.80. O laptop agora pode criar uma conexão de transporte com o servidor web. O MAC de seu gateway já está em cache; alcançar outro IP remoto não exige resolver outro MAC local.

Troque dados web cifrados

O TCP se conecta à porta 443 com SYN, SYN-ACK e ACK. Uma negociação TLS estabelece então o canal cifrado. O navegador envia um HTTP GET dentro do TLS sobre TCP. O servidor retorna a página por essa conexão.

No caminho de volta, o roteador do campus coloca o datagrama IP final em um quadro endereçado ao laptop. O comutador o encaminha à porta aprendida. O NIC verifica a FCS, o IP entrega ao TCP, o TCP ordena os bytes, o TLS processa os registros cifrados e o navegador lê a resposta HTTP.

Comutadores dentro de uma rede local Ethernet mantêm inalterados os endereços MAC das extremidades. Roteadores substituem o quadro para cada próxima rede; os endereços IP das extremidades permanecem inalterados neste acompanhamento. Um NAT em outra rede poderia reescrever um endereço IP e uma porta. Nem o quadro de saída nem o de retorno precisa do endereço MAC de uma porta de comutador como destino.

Uma rede sem fio combina hospedeiros, enlaces de rádio e frequentemente uma estação rádio base. Seu canal muda quando dispositivos se movem, objetos bloqueiam caminhos e outros transmissores ficam ativos. Essas mudanças influenciam tanto as taxas de transmissão quanto a recuperação de erros.

Classifique a conexão

O modo de infraestrutura envia por meio de uma estação rádio base: um ponto de acesso Wi-Fi ou uma estação rádio base celular. O modo ad hoc não tem essa infraestrutura. Qualquer uma das configurações pode usar um salto sem fio ou vários.

Um dispositivo central Bluetooth coordena sua piconet, mas não é uma estação rádio base de acesso à internet nessa classificação. Mudar o AP ou a estação rádio base celular que atende o dispositivo é uma transferência de conexão.

Explique um sinal fraco ou distorcido

A perda de percurso reduz a potência recebida com a distância e os obstáculos. A interferência adiciona energia indesejada de outros transmissores; o Wi-Fi de 2,4 GHz compartilha espectro com Bluetooth e fornos de micro-ondas. A propagação por múltiplos percursos traz cópias refletidas por rotas de comprimentos diferentes, o que pode tornar os símbolos menos nítidos no receptor.

A relação sinal-ruído (SNR) compara a potência do sinal recebido com a potência do ruído:

Uma razão de potências de 100 resulta em 20 dB. Em um modelo de espaço livre, a potência cai com o quadrado da distância. Dobrar a distância deixa um quarto da potência, uma queda de cerca de 6 dB se o ruído permanecer fixo. Em ambientes internos, paredes e reflexões também afetam o sinal recebido, então a distância sozinha não determina a SNR.

Equilibre taxa e erros

Uma modulação que transporta mais bits por símbolo pode enviar mais rápido, mas seus estados de sinal são mais difíceis de distinguir. Para uma modulação fixa, uma SNR maior geralmente reduz a taxa de erro de bits. A adaptação da taxa de transmissão seleciona um modo mais robusto e lento quando a recepção piora e um modo mais rápido quando ela melhora. A maior taxa anunciada nem sempre é o modo que entrega a maior quantidade de dados úteis nas condições atuais.

Localize a colisão oculta

Suponha que A e C consigam alcançar B, mas não consigam ouvir um ao outro. A pode ouvir silêncio enquanto C já está enviando para B. A então transmite e os quadros interferem entre si em B. Esse problema do terminal oculto mostra por que o resultado da detecção de portadora pelo remetente não descreve as condições no receptor.

O Bluetooth clássico atende dispositivos pessoais de curto alcance, frequentemente em torno de 10 m, na faixa de 2,4 GHz. Um dispositivo central pode coordenar até sete periféricos ativos. Ele salta entre 79 canais de um megahertz a 1.600 saltos/s. O Bluetooth Low Energy usa 40 canais de dois megahertz. São configurações diferentes de canais físicos, embora ambas ofereçam suporte a dispositivos pessoais de baixo consumo.

Perdas de rádio variáveis motivam reconhecimentos locais, retransmissões e FEC. Uma perda causada por recepção fraca ainda pode reduzir a vazão do TCP se a recuperação no transporte a tratar como congestionamento.

Wi-Fi é a família IEEE 802.11 de redes locais sem fio. Um ponto de acesso (AP) faz a ponte dos quadros sem fio para uma rede de distribuição, frequentemente Ethernet. Ele não precisa realizar roteamento IP.

Distinga um nome de um rádio

Um conjunto básico de serviços (BSS) compreende um AP de infraestrutura e suas estações associadas. O SSID é o nome da rede; o BSSID identifica um BSS específico, normalmente usando o endereço MAC do rádio do AP. Vários BSSs ligados por um sistema de distribuição comum e que compartilham um SSID formam um conjunto estendido de serviços (ESS). Dois APs sem relação entre si que usam o mesmo nome não formam, por isso, um único ESS.

Uma estação pode encontrar um AP por varredura passiva, escutando quadros de sinalização periódicos, ou por varredura ativa, enviando uma requisição de sondagem e escutando as respostas. Quadros de sinalização anunciam informações como SSID e BSSID, normalmente cerca de dez vezes por segundo. A estação escolhe um BSS e troca uma requisição e uma resposta de associação. Um sinal forte é útil, mas um AP com muitos clientes concorrentes ainda pode entregar menos vazão que um AP um pouco mais fraco e menos ocupado.

Coloque as etapas de configuração em ordem

Segurança e associação são operações distintas. O WPA2 primeiro usa autenticação aberta 802.11 e associação. O WPA2-Personal estabelece então chaves com a negociação em quatro etapas; o WPA2-Enterprise realiza uma troca de credenciais 802.1X antes dessa negociação de chaves. Já o WPA3-Personal usa autenticação SAE por senha antes da associação, seguida da negociação em quatro etapas. Após a configuração bem-sucedida do enlace, o DHCP pode fornecer as configurações IP.

Compare faixas e gerações

Os valores são taxas físicas máximas que usam as capacidades máximas relevantes, não a vazão de aplicação de cada usuário. O suporte a gerações anteriores exige uma faixa e um modo compartilhados pelos dois dispositivos. Recursos OFDMA mais recentes podem escalonar usuários, enquanto a disputa continua sendo central para o acesso Wi-Fi.

Entenda a sobreposição de canais

Na sequência comum de canais de 2,4 GHz, os centros estão separados por 5 MHz. Os canais 1, 6 e 11 estão centrados em 2.412, 2.437 e 2.462 MHz. Um sinal de aproximadamente 20 MHz se sobrepõe a vizinhos próximos: os canais 1 e 4 estão separados por apenas 15 MHz, enquanto 1 e 6 estão separados por 25 MHz.

As faixas de 5 e 6 GHz oferecem mais canais separados. A agregação de canais une espectro em canais de 40, 80 ou 160 MHz; o Wi-Fi 7 também oferece suporte a canais de 320 MHz. Os canais disponíveis e as larguras permitidas dependem das regulamentações locais de rádio, especialmente em 6 GHz. Canais mais largos podem aumentar a taxa, mas a largura anunciada não cria espectro dedicado para cada estação.

O Wi-Fi usa CSMA/CA, detecção de portadora com prevenção de colisões. O próprio sinal de rádio de um transmissor encobre sinais fracos recebidos, e estações ocultas podem estar fora do alcance auditivo. Ele envia um quadro completo e sabe se houve sucesso por meio de um reconhecimento.

Conte apenas os intervalos ociosos

No procedimento básico de disputa, uma estação espera um intervalo DIFS ocioso. Se tiver adiado a transmissão, escolhe um recuo aleatório e faz a contagem regressiva durante intervalos ociosos. Um canal ocupado congela a contagem restante. Após o fim da troca e a passagem do DIFS, a contagem regressiva recomeça.

Se X escolher 3 e Y escolher 7, X chegará a zero primeiro. Y congela com 4 intervalos restantes enquanto X transmite. Um quadro de dados unicast correto recebe um ACK após o intervalo SIFS, mais curto. O SIFS dá a essa resposta prioridade sobre estações que aguardam o DIFS. Y retoma a contagem após a troca; ela não recomeça automaticamente em 7 nem conta durante a transmissão de X.

A ausência de ACK causa uma nova tentativa com uma janela de disputa maior. Ela pode significar perda de dados ou perda de um ACK. Números de sequência permitem que o receptor descarte uma duplicata no segundo caso. Quadros comuns de dados de difusão e multicast não recebem ACKs individuais.

Reserve tempo de transmissão para remetentes ocultos

Trocas opcionais de RTS/CTS reservam um período antes de um quadro de dados longo. Um remetente envia uma solicitação de envio; o receptor responde com uma autorização para envio. Uma estação oculta que ouve o CTS espera pelo tempo anunciado, mesmo que nunca tenha ouvido o RTS. Quadros curtos de controle adicionam sobrecarga, mas podem evitar o desperdício de uma longa transmissão de dados em uma colisão. Eles reduzem os danos causados por terminais ocultos sem tornar o canal livre de colisões.

Acompanhe três papéis de endereços

Um quadro básico de dados transporta controle de quadro, duração, endereços 1–3, controle de sequência, um endereço 4 opcional, uma carga útil e uma CRC de 32 bits, nessa ordem. A carga útil máxima tradicional é de 2.312 bytes; formatos de agregação mais recentes adicionam mais estrutura. Um quarto endereço aparece em formatos de quatro endereços, como pontes sem fio. Em quadros comuns de dados de infraestrutura, o endereço 1 é o receptor imediato por rádio e o endereço 2 é o transmissor por rádio. O endereço 3 preserva a extremidade do lado do sistema de distribuição.

Para o hospedeiro H1 enviando por um AP à interface de roteador R1:

1. Em direção ao AP: endereço 1 = AP, endereço 2 = H1, endereço 3 = R1.
2. O AP envia um quadro Ethernet com origem H1 e destino R1.
3. No retorno, o quadro Ethernet tem origem R1 e destino H1.
4. O AP envia dados por rádio com endereço 1 = H1, endereço 2 = AP, endereço 3 = R1.

O endereço 3 pode pertencer a outro hospedeiro da rede local em vez de a um roteador. O papel de rádio do AP não deve substituir a extremidade Ethernet original no quadro encaminhado pela ponte.

Mova-se ou entre em repouso

Mover-se de AP1 para AP2 na mesma sub-rede preserva o endereço IP de H1. A reassociação muda sua conexão por rádio. Um quadro que chega por AP2 com origem H1 ensina aos comutadores a nova localização de H1. Mudar para uma sub-rede diferente exige novo endereçamento ou suporte à mobilidade para preservar as conexões existentes.

Para economizar energia, uma estação informa ao AP que entrará em repouso. O AP armazena seus quadros em buffer e anuncia o tráfego em espera nas informações do quadro de sinalização. A estação acorda para verificar e coletar dados e pode voltar ao repouso. O repouso economiza energia do rádio, mas pode atrasar a entrega até o próximo intervalo em que a estação acorda.

Uma rede celular divide a cobertura em células atendidas por estações rádio base. O telefone ou modem é o equipamento do usuário (UE). Seu SIM contém uma identidade de assinante, a IMSI, e um segredo de longo prazo usado na autenticação.

Separe os papéis na rede

Uma IMSI tem até 15 dígitos: um código de país móvel de três dígitos, um código de rede de dois ou três dígitos e um número de assinante. A identidade de teste 001 01 0123456789 ilustra esses campos. Ela identifica uma assinatura, não o endereço IP do UE.

A estação rádio base LTE, uma eNodeB, escalona recursos de rádio, cuida de sua célula e participa da transferência de conexão. Sua rede de transporte de acesso leva ao núcleo de pacotes evoluído (EPC).

Mensagens de controle estabelecem e gerenciam a conectividade. Pacotes do plano de usuário transportam os dados efetivos do assinante. Tratar a MME como o roteador de cada pacote web confunde esses planos.

Conecte-se passo a passo

O UE encontra sinais de sincronização e seleciona uma célula. Ele envia uma requisição de conexão por meio da eNodeB à MME. A MME obtém informações de autenticação do HSS da rede de origem do assinante. O UE e a rede se autenticam e estabelecem proteção; depois, a MME coordena os caminhos de dados dos portadores pelos gateways. O P-GW fornece o endereço IP do UE.

O LTE é um sistema de pacotes inteiramente IP; o serviço de voz compatível também viaja como IP, assim como os dados comuns. Entre a eNodeB, o S-GW e o P-GW, o GTP-U transporta os pacotes do UE por túneis sobre UDP e IP externo. O datagrama interno mantém o endereço da extremidade do UE, enquanto os endereços externos identificam as extremidades do túnel. Uma mudança de conexão por rádio pode, portanto, mudar uma extremidade do túnel sem mudar o endereço IP do UE.

Divida o trabalho de rádio

A pilha de enlace tem três subcamadas principais. O PDCP realiza funções que incluem compressão de cabeçalhos e criptografia. O RLC segmenta e remonta dados e pode fornecer retransmissão no modo com reconhecimento. O MAC gerencia oportunidades escalonadas e ARQ híbrido, combinando novas tentativas rápidas com codificação.

O enlace de descida do LTE usa OFDMA; o de subida usa o método relacionado SC-FDMA. As subportadoras estão separadas por 15 kHz. Um bloco de recursos abrange 12 subportadoras, ou 180 kHz, durante um intervalo de 0,5 ms. O escalonamento geralmente atribui recursos em subquadros de 1 ms. Mais blocos atribuídos e uma taxa de modulação utilizável maior podem aumentar a taxa de dados de um UE; o padrão não exige um algoritmo específico de equidade.

Um UE ocioso economiza energia usando procedimentos de repouso e despertar. Apenas o salto de acesso precisa ser por rádio: a rede de transporte de acesso pode usar fibra, cobre ou micro-ondas, e gateways continuam separando a rede de rádio da internet.

O 5G amplia o acesso celular com temporização de rádio flexível e um núcleo redesenhado. Altas taxas máximas, baixa latência e grandes populações de dispositivos atendem a casos de uso diferentes; não se deve esperar que um dispositivo alcance todas as metas de projeto ao mesmo tempo.

Interprete os objetivos de projeto

O IMT-2020 define banda larga móvel aprimorada, eMBB; comunicação ultraconfiável de baixa latência, URLLC; e comunicação massiva entre máquinas, mMTC. Os requisitos associados incluem uma taxa máxima de descida de 20 Gb/s, latência de rádio no plano de usuário de 1 ms para URLLC e um milhão de dispositivos por quilômetro quadrado para comunicação densa entre máquinas. Essas são metas de avaliação sob condições especificadas, não garantias de velocidade comum de download na internet ou de latência de ida e volta.

Mude a temporização do rádio

O New Radio (NR) usa OFDM com espaçamento escalável. Com numerologia μ, o espaçamento entre subportadoras é $15(2^{\mu })$ kHz e um intervalo normal de 14 símbolos dura $1\mathrm{/}{2}^{\mu }$ ms. A 30 kHz, μ = 1 e o intervalo dura 0,5 ms. A 120 kHz, μ = 3 e ele dura 0,125 ms. Intervalos mais curtos permitem oportunidades de escalonamento mais rápidas, embora a latência fim a fim também inclua transporte, processamento e filas.

A FR1 do NR abrange 410 MHz–7,125 GHz, incluindo a faixa média comum em torno de 3,5 GHz. A FR2 abrange 24,25–71 GHz em suas subfaixas. As faixas altas frequentemente chamadas de ondas milimétricas oferecem canais largos, mas sofrem forte bloqueio e têm curto alcance útil. Células pequenas e feixes direcionados de grandes arranjos de antenas ajudam a utilizá-las. Muitas implantações 5G usam FR1 e não precisam de um enlace de ondas milimétricas.

Relacione as responsabilidades do núcleo

Uma gNB é uma estação rádio base 5G. Implantações não autônomas (NSA) combinam acesso NR com uma âncora LTE e núcleo 4G. Implantações autônomas (SA) usam a organização baseada em serviços do núcleo 5G.

As funções dividem responsabilidades; a correspondência não é a substituição de um equipamento antigo por um novo de funcionamento idêntico. Separar o encaminhamento do plano de usuário do controle permite que uma operadora posicione uma UPF perto de uma aplicação local. O fatiamento de rede oferece suporte a redes virtuais com propriedades de serviço diferentes em uma infraestrutura compartilhada.

Compare o acesso celular e o Wi-Fi

Redes celulares geralmente usam espectro licenciado, assinantes gerenciados por operadoras e recursos de rádio escalonados centralmente em áreas amplas. O Wi-Fi geralmente usa espectro local não licenciado e acesso baseado em disputa, gerenciado por uma organização ou usuário. O Wi-Fi 6 e versões posteriores também oferecem suporte a OFDMA escalonado pelo AP, então o escalonamento não é exclusivo das redes celulares. Ambas as famílias adaptam taxas de rádio e recuperam algumas perdas localmente. O 5G-Advanced dá continuidade à família 5G; o 6G permanece em desenvolvimento, com objetivo de implantação por volta de 2030.

É fácil ocultar uma mudança de conexão por rádio se um dispositivo mantiver seu endereço IP. Mudar de rede é mais difícil: uma conexão TCP comum é identificada pelos endereços e portas das extremidades. Mecanismos de mobilidade preservam a alcançabilidade enquanto o caminho físico de entrega muda.

Separe a identidade estável da localização atual

A rede de origem mantém o registro da assinatura; uma rede visitada atende um assinante em roaming em outro local. No Mobile IP, um endereço de origem estável identifica o dispositivo e um endereço de assistência localiza seu ponto de conexão atual. Anunciar uma rota separada para cada dispositivo em movimento por toda a internet criaria uma carga de roteamento enorme e em constante mudança.

Com roteamento indireto, o correspondente envia ao endereço de origem. Um agente de origem intercepta o tráfego e o envia por um túnel em direção ao endereço de assistência. O correspondente não precisa acompanhar o movimento, mas o caminho pode fazer um desvio pela rede de origem. Um assinante brasileiro em Tóquio que recebe dados de um servidor em Tóquio pode ter esse tráfego enviado primeiro pelo Brasil: roteamento triangular.

Com roteamento direto, o correspondente descobre a localização atual e envia os dados por um túnel em direção à rede visitada. Isso evita o desvio pela rede de origem, mas exige a participação do correspondente e atualizações ou encaminhamento quando o dispositivo muda novamente de rede. No roaming LTE, o roteamento pela rede de origem por meio de um P-GW de origem e a saída local oferecem escolhas relacionadas.

Acompanhe uma transferência de conexão LTE

Dentro de uma rede LTE, o S-GW pode permanecer como ponto de referência do caminho de dados enquanto o UE muda de eNodeB:

1. Medições de sinal informadas pelo UE levam a eNodeB de origem a solicitar uma transferência à eNodeB de destino.
2. A de destino reserva recursos e retorna as informações de acesso.
3. A de origem comanda o UE a se mover e encaminha os dados em trânsito à de destino.
4. O UE se sincroniza com a de destino, acessa-a e envia a conclusão.
5. A de destino solicita uma mudança de caminho por meio da MME; o S-GW muda a extremidade de seu túnel.
6. Os recursos de rádio antigos são liberados, e o tráfego segue pelo novo túnel.

A preparação ocorre antes de o UE se mover; a mudança de caminho no núcleo ocorre depois da chegada ao destino. Uma transferência pode atrasar ou perder pacotes brevemente sem mudar o endereço IP interno.

Distinga as versões do Mobile IP

O Mobile IPv4 oferece suporte a um endereço de assistência de agente externo ou a um obtido diretamente pelo dispositivo móvel. A descoberta e o registro informam o agente de origem. O Mobile IPv6 não precisa de agente externo: a configuração IPv6 comum obtém o endereço de assistência, e uma Atualização de vinculação o registra no agente de origem. Esses mecanismos da IETF são menos implantados que o gerenciamento de mobilidade específico das redes celulares.

Relacione perdas ao comportamento do transporte

O TCP convencional baseado em perda geralmente trata perdas como congestionamento, então um erro de rádio ou uma perda durante a transferência de conexão pode reduzir sua taxa de envio mesmo quando as filas não estavam sobrecarregadas. ARQ e FEC locais podem ocultar algumas perdas sem fio. Outras abordagens distinguem as causas das perdas ou dividem uma conexão de transporte entre trechos sem fio e cabeados. Essa divisão muda a organização original do transporte fim a fim. Aplicações como streaming de vídeo também podem reduzir sua taxa de bits quando a largura de banda disponível cai.