TUGAS KOMUNIKASI DATA
DATA LINK KONTROL K ONTROL
OLEH : 1. DIKA PRAMANA
(H1C007005)
2. JULI PRIMANDITA PRIMANDITA
(H1C007023)
3. MUFTI AL AZIZ
(H1C007031)
UNIVERSITAS JENDERAL SOEDIRMAN FAKULTAS SAINS DAN TEKNIK JURUSAN TEKNIK PROGRAM STUDI TEKNIK ELEKTRO PURWOKERTO 2010
I.
PENDAHULUAN
Dalam pembahasan ini, ini, kita menggeser penekanan kita kita kepada pengiriman data melalui link komunikasi data. Untuk mencapai kontrol yang diperlukan, lapisan logika ditambahkan di atas antarmuka fisik yang dibahas dalam bab sebelumnya (interfacing); logika ini disebut sebagai kontrol data link atau protokol kontrol data link. Bila protokol kontrol data link digunakan, media transmisi antara sistem disebut sebagai link data. Untuk melihat kebutuhan untuk kontrol data link, kita daftar beberapa persyaratan dan tujuan untuk komunikasi data yang efektif antara dua stasiun yang terhubung langsung: y
Sinkronisasi Frame . Data dikirim dalam blok yang disebut frame. Awal dan akhir setiap
frame harus dikenali. d ikenali. Kita diperkenalkan secara singkat topik ini pada pembahasan sebelumnya tentang frame sinkron. y
Arus kontrol. Stasiun pengirim tidak boleh mengirim frame dengan rate yang lebih cepat
dari kemampuan stasiun penerima. y
Kesalahan
kontrol. Setiap
kesalahan
bit
yang
terjadi
pada
sistem
transmisi
harus dikoreksi. y
Addressing . Pada line multipoint, seperti jaringan area lokal (LAN), identitas dari dua
stasiun yang terlibat dalam transmisi harus ditentukan. y
Kontrol dan data pada link yang sama . Biasanya kita tidak menginginkan adanya jalur
komunikasi yang terpisah secara fisik untuk informasi kontrol. Oleh karena itu, penerima harus dapat membedakan informasi kontrol dari data yang ditransmisikan. y
Link manajemen . Inisiasi, pemeliharaan, dan pemberhentian dari pertukaran data yang
dilakukan memerlukan cukup banyak koordinasi dan kerjasama antara stasiun. Prosedur untuk pengelolaan pertukaran ini adalah diperlukan.
Tak satu pun dari persyaratan ini dipenuhi oleh teknik antarmuka fisik diuraikan dalam bab sebelumnnya. Kita akan lihat dalam da lam bab ini bahwa data dat a link protokol yang memenuhi persyaratan ini adalah hal yang agak rumit. Kita mulai dengan melihat tiga mekanisme kunci yang merupakan bagian dari kontrol data link: flow control, pendeteksian error, dan kontrol error. mengikuti informasi latar belakang ini, kita melihat contoh yang paling penting dari protokol data link control: HDLC (high-level data link control). Protokol ini penting karena dua alasan: Pertama, secara luas digunakan sebagai standar protokol kontrol ko ntrol data d ata link. Dan
I.
PENDAHULUAN
Dalam pembahasan ini, ini, kita menggeser penekanan kita kita kepada pengiriman data melalui link komunikasi data. Untuk mencapai kontrol yang diperlukan, lapisan logika ditambahkan di atas antarmuka fisik yang dibahas dalam bab sebelumnya (interfacing); logika ini disebut sebagai kontrol data link atau protokol kontrol data link. Bila protokol kontrol data link digunakan, media transmisi antara sistem disebut sebagai link data. Untuk melihat kebutuhan untuk kontrol data link, kita daftar beberapa persyaratan dan tujuan untuk komunikasi data yang efektif antara dua stasiun yang terhubung langsung: y
Sinkronisasi Frame . Data dikirim dalam blok yang disebut frame. Awal dan akhir setiap
frame harus dikenali. d ikenali. Kita diperkenalkan secara singkat topik ini pada pembahasan sebelumnya tentang frame sinkron. y
Arus kontrol. Stasiun pengirim tidak boleh mengirim frame dengan rate yang lebih cepat
dari kemampuan stasiun penerima. y
Kesalahan
kontrol. Setiap
kesalahan
bit
yang
terjadi
pada
sistem
transmisi
harus dikoreksi. y
Addressing . Pada line multipoint, seperti jaringan area lokal (LAN), identitas dari dua
stasiun yang terlibat dalam transmisi harus ditentukan. y
Kontrol dan data pada link yang sama . Biasanya kita tidak menginginkan adanya jalur
komunikasi yang terpisah secara fisik untuk informasi kontrol. Oleh karena itu, penerima harus dapat membedakan informasi kontrol dari data yang ditransmisikan. y
Link manajemen . Inisiasi, pemeliharaan, dan pemberhentian dari pertukaran data yang
dilakukan memerlukan cukup banyak koordinasi dan kerjasama antara stasiun. Prosedur untuk pengelolaan pertukaran ini adalah diperlukan.
Tak satu pun dari persyaratan ini dipenuhi oleh teknik antarmuka fisik diuraikan dalam bab sebelumnnya. Kita akan lihat dalam da lam bab ini bahwa data dat a link protokol yang memenuhi persyaratan ini adalah hal yang agak rumit. Kita mulai dengan melihat tiga mekanisme kunci yang merupakan bagian dari kontrol data link: flow control, pendeteksian error, dan kontrol error. mengikuti informasi latar belakang ini, kita melihat contoh yang paling penting dari protokol data link control: HDLC (high-level data link control). Protokol ini penting karena dua alasan: Pertama, secara luas digunakan sebagai standar protokol kontrol ko ntrol data d ata link. Dan
kedua, HDLC berfungsi sebagai dasar dari yang hampir semua protokol kontrol data link penting diturunkan darinya. Setelah HDLC diperiksa d iperiksa secara rinci, protokol lain secara singkat disurvei. disurvei.
II.
TUJUAN 1.
Mengetahui tentang flow kontrol dan jenisnya.
2. Mengetahui tentang pendeteksian error dan metodenya. 3. Mengetahui tentang error kontrol. ko ntrol. 4. Mengetahui tentang HDLC dan ko ntrol protokol data link lainya.
III.
PEMBAHASAN 3.1 Flow kontrol Flow
kontrol adalah teknik untuk memastikan bahwa suatu entitas kirim tidak
membanjiri entitas terima dengan data. Entitas yang menerima biasanya mengalokasikan buffer data dengan panjang maksimum untuk transfer. Ketika data diterima, receiver harus melakukan sejumlah proses sebelum melewatkan data ke perangkat lunak tingkat yang lebih tinggi. Dengan tidak adanya flow control, buffer penerima mungkin mengisi dan da n meluap ketika sedang memproses data lama. Untuk memulai, kita mengamati mekanisme untuk mengontrol aliran tanpa adanya kesalahan. Model yang akan kita gunakan digambarkan dalam Gambar 6.la, yang merupakan diagram waktu urutan vertikal. Hal ini memiliki keunggulan menunjukkan ketergantungan waktu dan menggambarkan dengan benar hubungan kirim-terima. Masing-masing pa nah mewakili sebuah frame tunggal transit data link antara dua stasiun. Data dikirim dalam rangkaian frame dengan masing-masing frame yang berisi sebagian data dan beberapa informasi kontrol. Untuk saat ini, kita berasumsi bahwa semua frame yang dikirim telah berhasil diterima, tidak ada frame yang hilang dan tidak datang dengan kesalahan. Selain itu, frame tiba dalam urutan yang sama dimana mereka d ikirim. Namun, setiap frame fra me ditransmisikan mengalami suatu arbitrary dan sejumlah variable tunda sebelum penerimaan. pener imaan.
3.1.1 Stop-and-Wait Flow Control
Bentuk paling sederhana dari flow control dikenal sebagai kontrol aliran berhenti-dantunggu (stop-and-wait), bekerja sebagai berikut. ber ikut. Sebuah sumber mengirimkan sebuah entitas e ntitas frame. Setelah penerimaan, entitas tujuan menunjukkan kesediaan untuk menerima frame lainnya dengan mengirimkan kembali pemberitahuan (acknowledgment) bahwa frame baru saja diterima. Sumber harus menunggu sampai menerima pemberitahuan sebelum mengirim frame berikutnya. Tujuan, dengan demikian dapat menghentikan aliran data dengan hanya menahan pemberitahuan. Prosedur ini bekerja dengan de ngan baik ba ik dan, memang, tidak bisa diperbaiki diperba iki ketika pesan dikirim dalam beberapa frame besar. Namun, sering terjadi bahwa sumber akan memecah blok data yang besar ke dalam blok yang lebih kecil dan mengirimkan data dalam frame banyak. Ini dilakukan dengan alasan sebagai berikut :
y
Ukuran buffer penerima terbatas
y
Semakin lama transmisi, semakin besar kemungkinan bahwa akan ada kesalahan, yang memerlukan transmisi ulang seluruh frame. Dengan frame yang lebih kecil, kesalahan terdeteksi lebih cepat, dan sejumlah kecil data yang perlu dipancarkan ulang.
y
Pada media bersama, seperti LAN, biasanya tidak diizinkan satu stasiun untuk menduduki media untuk waktu yang diperpanjang, karena ini dapat menyebabkan delay yang panjang di stasiun pengiriman lainnya.
Dengan penggunaan frame multiple untuk sebuah pesan tunggal, prosedur berhenti dan menunggu mungkin tidak memadai. Inti dari masalahnya adalah ba hwa hanya satu frame di suatu waktu bisa di transit. Dalam situasi dimana panjang bit dari link adalah lebih besar dari panjang frame, hasil serius yang inefisiensi; ini diilustrasikan pada Gambar 6.2. Dalam gambar, waktu transmisi (waktu yang diperlukan untuk stasiun untuk mengirimkan sebuah frame) adalah dinormalkan ke satu, dan delay propagasi (waktu yang diperlukan bit untuk bepergian dari pengirim ke penerima) dinyatakan sebagai variabel a. Dengan kata lain, ketika a kurang dari 1, waktu propagasi kurang dari waktu transmisi. Dalam hal ini, frame cukup panjang dimana bit pertama dari frame telah tiba di tujuan sebelum sumber telah menyelesaikan transmisi frame. Ketika a lebih besar dari 1, waktu propagasi lebih besar dari waktu transmisi. Dalam kasus ini, pengirim menyelesaikan pengiriman seluruh frame sebelum bit yang paling depan dari frame tiba pada penerima. Dengan kata lain, nilai-nilai yang lebih besar dari a konsisten dengan tingkat data yang lebih tinggi dan / atau lebih jauh jarak a ntara stasiun. Kedua bagian dari gambar (a dan b) terdiri dari urutan snapshot dari proses transmisi dari waktu ke waktu. Dalam kedua kasus, empat snapshot pertama menunjukkan proses transmisi suatu frame yang berisi data, dan snapshot terakhir menunjukkan kembalinya frame pemberitahuan kecil. Perhatikan bahwa untuk a > 1, salurannya selalu kurang dimanfaatkan, dan, bahkan untuk a <
1,
saluran tersebut digunakan secara tidak efisien. Pada dasarnya,
untuk kecepatan data sangat tinggi, atau untuk jarak yang sangat jauh antara pengirim dan penerima metode stop-and-wait ini memberikan penggunaan saluran yang tidak efisien.
3.1.2 Sliding-Window Flow Control
Inti dari masalah yang diuraikan sejauh ini adalah bahwa hanya satu frame pada suatu waktu dapat dalam perjalanan. Dalam situasi dimana panjang bit dari link adalah lebih besar dari panjang frame (a > 1), hasil serius yang inefisiensi. Efisiensi dapat sangat ditingkatkan dengan memungkinkan beberapa frame berada dalam transit pada waktu yang sama. Mari kita lihat bagaimana ini mungkin bekerja untuk dua stasiun, A dan B, yang dihubungkan melalui link fullduplex. Stasiun B mengalokasikan ruang buffer untuk n frame. Jadi, B dapat menerima n frame, dan A diperbolehkan untuk mengirim n frame tanpa menunggu pemberitahuan. Untuk melacak frame yang telah diketahui, setiap frame dilabeli dengan nomor urutan. B mengetahui suatu frame dengan mengirimkan sebuah pemberitahuan yang termasuk nomor urutan frame berikutnya yang diharapkan. pemberitahuan ini juga secara implisit memberitahu bahwa B siap untuk menerima n frame berikutnya, awal dengan nomor yang telah ditetapkan. Skema ini juga dapat digunakan untuk memberitahu beberapa frame. Misalnya, B dapat menerima frame 2,3, dan 4, tapi menahan pemberitahuan sampai frame 4 tiba: lalu kemudian mengambalikan pemberitahuan dengan urutan nomor 5, B mengetahui bahwa frame 2,3, dan 4 pada satu waktu. A
mempertahankan daftar nomor urutan yang diperbolehkan untuk mengirim, dan B menyimpan daftar nomor urut yang siap untuk menerima. Setiap daftar ini dapat dianggap sebagai frame window. Operasi ini disebut sebagai kontrol aliran jendela geser (sliding-window). Beberapa ko mentar tambahan perlu dibuat. Karena nomor urut untuk digunakan menempati tempat di frame, jelas ukuran dibatasi. Sebagai contoh untuk field 3-bit, no mor urutan dapat berkisar antara 0 sampai 7. Oleh karena itu, frame diberi modulo nomor 8, yaitu setelah-urutan nomor 7, nomor berikutnya adalah 0. Pada umumnya, untuk field k -bit kisaran nomor urutan 0 hingga 2k - 1, dan frame dinomori modulo 2k ; dengan pemikiran ini, Gambar 6.3 adalah cara yang berguna menggambarkan proses sliding-window. Hal ini mengasumsikan penggunaan nomor urut 3-bit, sehingga frame diberi nomor berurutan dari 0 sampai 7, dan kemudian nomor yang sama tersebut digunakan kembali untuk frame berikutnya. Persegi panjang yang diarsir menunjukkan bahwa pengirim dapat mengirim 7 frame, dimulai dengan frame 6. Setiap kali frame dikirim, jendela yang diarsir menyusut; setiap kali peemberitahuan diterima, jendela yang diarsir mengembang.
Ukuran jendela yang sebenarnya tidak perlu ukuran maksimum yang mungkin untuk diberikan urutan nomor panjang. Misalnya, menggunakan nomor urut 3-bit, jendela ukuran 4 dapat dikonfigurasi untuk stasiun menggunakan proto kol kontrol aliran geser-jendela. Contoh ditunjukkan pada Gambar 6.4. Contoh tersebut mengasumsikan urutan 3-bit nomor lapangan dan ukuran jendela maksimum tujuh frame. Pada awalnya, A dan B memiliki jendela menunjukkan bahwa A dapat mengirimkan tujuh frame, dimulai dengan frame 0 (F0). Setelah transmisi tiga frame ( F0,
F1,
F2)
tanpa pemberitahuan, A menyusutkan
jendelanya untuk empat frame. Jendela menunjukkan bahwa A dapat mengirimkan empat frame, dimulai dengan frame nomor 3. B kemudian mengirimkan sebuah RR (siap-terima) 3, yang berarti: "Saya telah menerima semua frame melalui frame nomor 2 dan siap untuk menerima nomor frame 3, bahkan, saya siap untuk menerima tujuh frame, dengan nomor frame awal 3." Dengan pengakuan ini, A kembali ke izin untuk mengirimkan tujuh frame, masih dimulai dengan frame 3. Sebuah hasil untuk mengirimkan frame 3, 4, 5, dan 6. B mengembalikan sebuah RR 4, yang memungkinkan A untuk mengirim hingga dan termasuk frame F2. Mekanisme yang sejauh ini dijelaskan memang memberikan bentuk kontrol aliran: penerima hanya harus mampu mengakomodasi 7 frame diluar satu yang telah diketahui terakhir; untuk
melengkapi
ini,
sebagian
besar
protokol
juga
memungkinkan
stasiun
untuk
sepenuhnya memotong aliran frame dari sisi lain dengan mengirimkan pesan tidak-siap-terima (RNR), yang mengetahui mantan frame tapi melarang transfer frame tersebut. Jadi, RNR 5 berarti: "Saya telah menerima semua frame sampai melalui nomor 4 tetapi saya tidak dapat menerima lagi "Pada beberapa titik berikutnya., stasiun harus mengirim pemberitahuan normal untuk membuka kembali jendela.
Sejauh ini, kita telah membahas transmisi dalam satu arah saja. Jika dua stasiun pertukaran data, masing-masing perlu memelihara dua jendela, satu untuk mengirim dan satu untuk menerima, dan setiap sisi butuh mengirim data dan pemberitahuan kepada yang lain. Untuk memberikan dukungan yang efisien untuk kebutuhan ini, sebuah fitur yang dikenal sebagai piggyback in g biasanya disediakan. Setiap frame data termasuk field yang memegang nomor urut frame itu ditambah tempat yang memegang nomor urut yang digunakan untuk pemeberitahuan. Jadi, jika suatu stasiun memiliki data untuk mengirimkan dan pemberitahuan untuk mengirim, ia mengirimkannya bersamaan dalam satu frame, sehingga menghemat kapasitas komunikasi. Tentu saja, jika suatu stasiun memiliki sebuah pemberitahuan tapi tidak ada data untuk mengirim, ia mengirimkan sebuah frame pemberitahuan yang terpisah. Jika stasiun memiliki data untuk mengirim tetapi tidak ada pemberitahuan baru untuk mengirim, harus mengulang pemberitahuan terakhir yang dikirim, ini karena data frame memuat sebuah tempat untuk nomor pemberitahuan, dan beberapa nilai harus dimasukkan ke tempat tersebut. Bila stasiun menerima pemberitahuan duplikat, diabaikan saja.
Sudah jelas dari diskusi diatas bahwa kontrol aliran sliding-window berpotensi jauh lebih efisien dari pada kontrol aliran stop-and-wait. Alasannya adalah bahwa, dengan kontrol aliran sliding-window, link transmisi diperlakukan sebagai pipa yang bisa diisi dengan frame dalam perjalanan. Sebaliknya, dengan stop-dan-tunggu kontrol aliran, hanya satu frame mungkin dalam pipa pada suatu waktu.
3.2 Error Detection
Pada bab-bab sebelumnya, kita berbicara tentang gangguan transmisi dan efek dari data rate dan rasio sinyal-to-noise pada laju kesalahan bit. Terlepas dari desain transmisi sistem, akan ada kesalahan, sehingga terjadi perubahan satu atau lebih bit dalam frame yang ditransmisikan. Mari kita mendefinisikan probabilitas ini sehubungan dengan kesalahan dalam frame yang ditransmisikan: P b:
Probabilitas dari error bit tunggal, juga dikenal sebaga i laju kesalahan bit.
P 1:
Probabilitas bahwa sebuah frame tiba tanpa bit error.
P 2:
Probabilitas bahwa sebuah frame tiba denga n satu atau lebih bit error tidak terdeteksi.
P 3:
Probabilitas bahwa sebuah frame tiba dengan satu atau lebih bit error terdeteksi tetapi tidak ada bit kesalahan yang tidak terdeteksi.
Pertama, pertimbangkan kasus bila tidak ada diambil untuk mendeteksi kesalahan; probabilitas kesalahan terdeteksi ( P 3), kemudian, adalah nol. Untuk mengungkapkan probabilitas yang tersisa, mengasumsikan bahwa probabilitas bahwa setiap bit yang dalam error (Pb) adalah konstan dan independen untuk setiap bit. Kemudian kita memiliki
dimana
F
adalah jumlah bit per frame. Dengan kata lain, probabilitas bahwa frame datang
dengan tanpa bit error menurun ketika probabilitas kesalahan bit tunggal meningkat, seperti yang diharapkan. Selain itu, probabilitas bahwa sebuah frame datang tanpa bit error menurun dengan meningkatnya panjang frame; semakin panjang frame, semakin banyak bit-bitnya dan semakin tinggi kemungkinan bahwa salah satu ini adalah dalam error.
Mari kita mengambil contoh sederhana untuk menggambarkan hubungan ini. Sebuah obyek didefinisikan untuk koneksi ISDN adalah bahwa error bit rate pada saluran 64-kbps harus kurang dari l0-6 pada setidaknya 90% dari 1 menit interval pengamatan. Misalkan sekarang kita memiliki kebutuhan pengguna yang agak sederhana yang paling banyak satu frame dengan sedikit terdeteksi kesalahan harus terjadi per hari di terus-menerus digunakan saluran 64-kbps, dan mari kita mengasumsikan panjang frame 1000 bit. Jumlah frame yang dapat ditransmisikan 6
dalam satu hari adalah 5.529 x l0 , yang menghasilkan laju kesalahan frame yang diinginkan P 2 = l/(5,529 x l06) = 0.18 x l0-6. Tetapi, jika kita asumsikan nilai Pb adalah 10-6, kemudian P 1 = (0. 1 000
999999)
-3
= 0.999 dan, karenanya, P 2 =10 yang adalah sekitar tiga orde magnitud terlalu besar
untuk memenuhi kebutuhan kita. Ini adalah jenis hasil yang memotivasi penggunaan teknik-teknik deteksi kesalahan. Semua teknik ini beroperasi pada prinsip berikut (Gambar 6.5). Untuk sebuah bit frame yang diberikan, bit tambahan yang merupakan kode error-deteksi ditambahkan oleh transmitter. Kode ini dihitung sebagai fungsi dari bit lainnya yang dikirimkan. Penerima melakukan perhitungan yang sama dan membandingkan dua hasil. Sebuah kesalahan terdeteksi terjadi jika dan hanya jika ada ketidakcocokan. Jadi, P 3 adalah probabilitas yang mana jika frame berisi kesalahan, skema deteksi kesalahan akan mendeteksi fakta tersebut.
P 2
dikenal sebagai residu tingkat
kesalahan, dan merupakan probabilitas bahwa sebuah kesalahan akan tak terdeteksi meskipun digunakan skema deteksi kesalahan.
3.2.1 Cek Paritas
Skema deteksi kesalahan yang paling sederhana adalah menambahkan sebuah bit paritas ke ujung blok data. Sebuah contoh yang khusus adalah transmisi ASCII, di mana bit paritas terpasang untuk tiap karakter ASCII 7-bit. Nilai bit ini dipilih sehingga karakter memiliki jumlah 1
yang genap (paritas genap) atau ganjil (paritas ganjil). Jadi, untuk contohnya, jika pemancar
transmisi sebuah ASCII G (1110001) dan menggunakan paritas ganjil, akan menambahkan 1 dan mengirimkan
11100011.
Penerima memeriksa karakter yang diterima dan, jika jumlah 1 ganjil,
mengasumsikan bahwa tidak ada kesalahan terjadi. Jika satu bit (atau jumlah ganjil lain dari bit) adalah terbalik selama transmisi (Misalnya,
11000011),
maka penerima akan mendeteksi
kesalahan. Namun, perlu diketahui bahwa jika dua (atau jumlah genap) bit
1
terbalik, kesalahan
menjadi tidak terdeteksi. Biasanya, paritas genap digunakan untuk transmisi sinkron dan paritas ganjil untuk transmisi asinkron. Penggunaan bit paritas yang tidak aman, seperti impuls kebisingan sering cukup panjang untuk menghancurkan lebih dari satu bit, terutama pada tingkat data yang tinggi.
3.2.2 Cyclic redundancy check (CRC)
Salah satu yang paling umum, dan salah satu yang paling kuat, kode dalam mendeteksi kesalahan
adalah
cek
redundansi
siklik
(CRC),
yang
dapat
digambarkan
sebagai
berikut. Diberikan sebuah k -bit blok bit, atau pesan, transmitter menghasilkan suatu urutan n-bit, dikenal sebagai urutan cek frame (FCS), sehingga frame yang dihasilkan, terdiri dari k + n bit, dapat
dibagi
oleh
beberapa
jumlah
yang
telah
ditetapkan. Penerima
kemudian
membagi frame yang masuk dengan nomor tersebut dan, jika tidak ada sisa, dianggap tidak ada kesalahan. Untuk memperjelas hal ini, kita menyajikan prosedur ini di tiga cara: aritmatika modulo 2, polinomial, dan logika digital.
3.2.2.1 Aritmatika modulo 2
Modulo 2 aritmatika penjumlahan biner tanpa carrier, yang hanya merupakan operasi XOR. Sebagai contoh:
Sekarang definisikan: T = (k + n)-bit frame untuk ditransmisikan, dengan k < n M = k -bit pesan, k bit pertama dari T F = n P =
bit FCS, n bit terakhir T
pola n + 1 bit, ini adalah pembagi yang telah ditetapkan
Kami ingin T / P tidak memiliki sisa. Harus jelas bahwa: n
T = 2 M + F Artinya, dengan mengalikan M dengan 2n, yang telah, pada dasarnya, menggesernya ke kiri dengan bit n dan mendapat hasilnya dengan nol. Menambahkan F menghasilkan konkatenasi M n
dan F , yaitu T . Kita ingin T dapat habis dibagi oleh P . Misalkan kita dibagi 2 M dengan P :
Ada sebuah hasil bagi dan sisanya. Karena divisi ini modulo 2, sisanya selalu setidaknya satu bit kurang dari pembagi. Kita akan menggunakan sisanya sebagai FCS. Kemudian n
T = 2 M + R Pertanyaan: Apakah R memenuhi kondisi kita bahwa T / P tidak memiliki sisa? Untuk melihat bahwa seperti itu, pertimbangkan
Mensubstitusikan Persamaan (6.1), kita memiliki
Namun, setiap bilangan biner ditambahkan dengan dirinya sendiri (modulo 2) hasil nol. Dengan demikian,
Tidak ada sisa, dan, karenanya, T adalah tepat habis dibagi oleh
P .
Dengan demikian,
FCS
adalah mudah dihasilkan: Cukup membagi 2n M dengan P dan menggunakan sisanya sebagai FCS.
Pada penerimaan, penerima akan membagi T dengan
sisanya jika sudah tidak ada kesalahan.
P
dan tidak akan mendapatkan
Mari kita pertimbangkan contoh sederhana. 1.
Diberikan Pesan M = 1010001101 (10 bit) Pola P = 110101 (6 bit) FCS R
= untuk dihitung (5 bit) 5
2. Pesan M dikalikan dengan 2 , menghasilkan 101000110100000. 3. Produk ini dibagi dengan P:
n
4. Sisanya (R = 01110) ditambahkan ke 2 M untuk memberikan T = 101000110101110, yang ditransmisikan. 5. Jika tidak ada kesalahan, receiver menerima T secara utuh. Frame yang diterima dibagi dengan P:
Karena tidak ada sisa, diasumsikan bahwa tidak ada kesalahan. Pola P dipilih menjadi salah satu bit lebih panjang dari FCS yang diinginkan, dan pola bit yang tepat yang dipilih tergantung pada jenis kesalahan yang diharapkan. Pada nilai minimum, baik orde tinggi dan rendah bit dari P harus 1. Terjadinya kesalahan mudah diungkapkan. Sebuah hasil kesalahan dalam pembalikan dari bit. Hal ini setara dengan mengambil XOR dari bit dan 1 (penambahan modulo 2 dari 1 ke bit): 0 + 1 =
1; 1
+
1
= 0. Dengan demikian, kesalahan dalam sebuah ( n + k )-bit frame dapat
diwakili oleh (n + k )-bit tempat dengan
1
di tiap posisi kesalahan. Hasilnya T r frame, dapat
dinyatakan sebagai T r = E + T Dimana T = frame yang ditransmisikan E = pola kesalahan dengan 1 dalam posisi di mana kesalahan terjadi.
T r = frame yang diterima Penerima akan gagal untuk mendeteksi kesalahan jika dan hanya jika T r habis dibagi oleh P , yang setara dengan E dibagi oleh P . Secara intuitif, ini tampaknya tidak mungkin kejadian.
3.2.2.2 Polinomial
Cara kedua melihat proses CRC adalah untuk mengekspresikan semua nilai sebagai polinomial dalam sebuah dumm y variabel X , dengan koefisien biner. Koefisien sesuai dengan bit 5
4
dalam bilangan biner. Jadi, untuk M = 110011, kita memiliki M ( X ) = X + X + X + 1, dan, untuk P
=
11001,
4
3
kita memiliki P ( X ) = X + X + 1. operasi aritmatika adalah modulo 2 lagi. Proses
CRC sekarang dapat digambarkan sebagai
kesalahan E ( X ) hanya tak akan terdeteksi jika dibagi oleh P ( X ). Hal ini dapat ditunjukkan bahwa semua kesalahan berikut ini tidak dibagi sesuai yang dipilih oleh P ( X ) dan, karenanya, adalah terdeteksi: y
Semua single-bit error.
y
Semua kesalahan double-bit, sepanjang P ( X ) memiliki setidaknya tiga 1.
y
Setiap kesalahan ganjil, sepanjang P ( X ) berisi faktor ( X + 1).
y
Setiap kesalahan burst yang panjang burst kurang dari panjang pembagi polinomial, yaitu kurang dari atau sama dengan panjang FCS.
y
Burst error yang lebih besar. Selain itu, dapat ditunjukkan bahwa jika semua pola kesalahan dianggap sama
mungkin, maka untuk burst error dengan panjang r + 1, probabilitas bahwa E ( X ) habis dibagi P r -1
r
( X ) adalah 1/2 , dan untuk brust yang lebih panjang, probabilitasnya adalah 1/2 di mana r adalah panjang dari FCS. Tiga versi P ( X ) banyak digunakan: CRC-16
16
15
6
2
=X +X
2
+X +1 5
CRC-CCITT = X1 + X1 + X + 1 CRC-32
= X32 + X26 + X23 + X22 + X16 + X12 + X11 + X10 + X8 + X7 + 5
4
2
X +X +X +X+1
3.2.2.3 Digital Logic
Proses CRC dapat diwakili oleh, dan memang diimplementasikan sebagai, sebuah sirkuit yang terdiri dari gerbang eksklusif-OR dan sebuah register geser. Register geser adalah string perangkat penyimpanan bit-1. Setiap perangkat memiliki line output, yang menunjukkan nilai sekarang disimpan, dan garis masukan. Pada instants waktu diskrit, yang dikenal sebagai clock time, yang nilai dalam perangkat penyimpanan diganti dengan nilai yang ditunjukkan oleh baris input. Seluruh register clock secara bersamaan, menyebabkan bit bergeser 1 sepanjang seluruh register. Sirkuit diterapkan sebagai berikut: 1)
Register ini berisi bit n, yang sama dengan panjang FCS.
2) Ada n gerbang eksklusif-OR. 3) Adanya sebuah gerbang sesuai dengan kehadiran atau tidak adanya hubungan dalam polinomial pembagi P (X). Arsitektur
rangkaian
ini
paling
baik
dijelaskan
dengan
terlebih
dahulu
mempertimbangkan contoh, yang diilustrasikan dalam Gambar 6.6. Dalam contoh ini, kita menggunakan :
yang digunakan sebelumnya dalam diskusi. Bagian (a) dari gambar menunjukkan implementasi register geser. Proses dimulai dengan reg ister geser dibersihkan (semua nol). Pesan, atau dividen, kemudian
masuk, satu bit pada suatu waktu, dimulai dengan bit yang paling signifikan. Bagian (b) adalah tabel yang menunjukkan langkah demi langkah sebagai masukan operasi diterapkan satu bit pada suatu waktu. Masing-masing baris tabel menunjukkan nilai-nilai saat ini disimpan dalam lima elemen shift register. Selain itu, baris menunjukkan nilai-nilai yang muncul di bagian keluaran dari tiga sirkuit eksklusif-or. Dan terakhir, baris yang menunjukkan nilai bit input berikutnya, yang tersedia untuk pengoperasian langkah berikutnya.
Karena tidak ada umpan balik terjadi sampai-dividen bit
1
tiba di paling signifikan akhir
register, lima dari operasi pertama pergeseran sederhana. Setiap kali 1 bit sampai di ujung kiri register (c4) a 1 dikurangi (ekslusif-or) dari kedua (c3), keempat (c1), dan keenam (input) bit di shift berikutnya. Hal ini identik dengan proses panjang pembagian biner yang
diilustrasikan sebelumnya. Proses berlanjut
melalui semua bit pesan, ditambah lima nol bit. Bit-bit terakhir untuk memindahkan account M ke kiri lima posisi untuk mengakomodasi FCS. Setelah bit terakhir diproses, register geser berisi sisa (FCS), yang kemudian dapat ditransmisikan. Pada penerima, logika yang sama digunakan. Karena setiap bit M itu dimasukkan ke dalam register geser. Jika tidak ada kesalahan, register geser harus berisi pola bit untuk R pada akhir M. Bit yang ditransmisikan R sekarang mulai tiba, dan efeknya adalah nol-out register sehingga, pada akhir penerimaan, register berisi semua 0s. Gambar 6.7 menunjukkan arsitektur umum implementasi register geser n CRC untuk
polinomial P ( X) = dimana a0 = a1 = dan semua ai sama dengan 0 atau 1.
3.3 Error Kontrol (Kontrol Kesalahan)
Kontrol kesalahan mengacu pada mekanisme untuk mendeteksi dan memperbaiki kesalahan yang terjadi pada transmisi frame. Model yang akan kita gunakan, yang meliputi kasus yang khas, diilustrasikan dalam 6.lb. Gambar yang seperti sebelumnya, data yang dikirim sebagai frame yang berurutan; frame tiba dalam urutan yang sama dimana mereka akan dikirim; dan masing-masing frame yang ditransmisikan mengandung arbitrary dan jumlah variabel yang ditunda sebelum penerimaan. Ada dua jenis kesalahan:
y
Lost frame (frame yang hilang) : frame gagal tiba di sisi penerima. Contohnya: noise burst
dapat merusak frame sejauh penerima tidak menyadari bahwa frame telah dikirimkan. y
Damaged frame / frame rusak. frame yang dikenali sampai pada tujuan, tetapi beberapa bit
pada frame ada yang rusak (telah diubah selama transmisi).
Pada umumnya teknik yang digunakan untuk kontrol kesalahan yang didasarkan pada beberapa hal berikut: y
Error detection / Kesalahan deteksi : Seperti dijelaskan dalam bagian sebelumnya.
y
Positive acknowledgment (pemberitahuan Positif) : tujuan mengembalikan sebuah
pemberitahuan positif bahwa data berhasil diterima dan be bas dari kesalahan frame. y
Retransmission
after
timeout
/
pengiriman
ulang
setelah
timeout.
Sumber
mentransmisikan kembali frame yang belum diakui setelah jumlah waktu yang telah ditentukan. y
Negative
acknowledgment
and
retransmission
:
tujuan
mengembalikan
negatif
acknowledgment untuk frame ketika kesalahan terdeteksi. Sumber mentransmisikan frame kembali. Secara keseluruhan, semua mekanisme ini disebut sebagai automatic repeat request (ARQ)/ permintaan mengulang otomatis. Pengaruh ARQ adalah untuk mengubah data link yang tidak dapat dipercaya menjadi data yang handal/dapat di percaya. Tiga versi ARQ yang telah d istandarkan: 1)
Stop-and-wait ARQ
2) Go-back-N ARQ 3) Selective-reject ARQ Semua bentuk ini didasarkan pada penggunaan teknik kontrol aliran yang dibahas dalam Bagian 6.1.
3.3.1 Stop-and-Wait ARQ
Stop-and-wait ARQ didasarkan pada teknik kontrol Stop-and-wait data yang digariskan sebelumnya yang digambarkan pada Gambar 6.8. Sumber mengirimkan sebuah frame tunggal dan kemudian harus menunggu pemberitahuan (ACK). Tidak ada frame data yang dapat dikirimkan sampai stasiun tujuan menjawabnya.
Dua macam kesalahan dapat terjadi. Pertama frame yang tiba di tempat tujuan dapat rusak, penerima mendeteksi ini dengan menggunakan teknik deteksi kesalahan yang disebut sebelumnya dan hanya membuang frame. Untuk account peluang ini, Sumber dilengkapi dengan timer. Setelah sebuah frame ditransmisikan, stasiun sumber menunggu acknowledgment. Jika tidak ada pemberitahuan yang diterima oleh penerima hingga waktu habis, maka frame yang sama akan dikirim lagi. Pada metode ini, pemancar memerlukan salinan frame yang dikirim sampai pemberitahuan diterima oleh pemancar / sumber. Jenis kedua adalah pemberitahuan yang rusak. Dengan mempertimbangkan situasi berikut ini. Stasiun A mengirim frame, frame diterima dengan benar oleh stasiun B yang merespon dengan pemberitahuan (ACK). ACK ini rusak dalam perjalanan sehingga tidak dikenali oleh A, dan akan menyebabkan time out. Setelah itu, A akan mengirim ulang frame yang sama. Duplikat frame ini tiba dan diterima oleh B, sehingga B menerima dua salinan frame yang sama, tetapi seolah-olah mereka terpisah. Untuk menghindari masalah ini, secara bergantian diberi label dengan 0 atau 1, dan pemberitahuan yang positif dari bentuk dan ACK 1 ACK0. Sesuai dengan konvensi sliding window, sebuah ACK0 mengakui penerimaan frame nomor 1 dan menunjukkan bahwa penerima siap dengan frame nomor 0. Keuntungan utama stop-and-wait ARQ adalah kesederhanaannya. Prinsip pokok yang merugikan, seperti dibahas dalam Bagian 6.1, bahwa stop-and-wait ARQ adalah mekanisme yang tidak efisien. Aliran kontrol teknik sliding window dapat diadaptasi untuk memberikan lebih efisien menggunakan line; dalam konteks ini, kadang-kadang disebut sebagai cont inous ARQ.
3.3.2 Go-back-N ARQ
Bentuk kontrol kesalahan berdasarkan pada kontrol sliding-window flow yang paling sering digunakan disebut go-back-N ARQ. Dalam go-back-N ARQ, stasiun sumber mengirimkan serangkaian frame dengan nomor berurutan modulo terhadap suatu nilai maksimum. Jumlah frame yang tidak diakui akan beredar dan ditentukan oleh ukuran window dengan menggunakan teknik kontrol sliding-window flow. Meskipun tidak ada kesalahan yang terjadi, tujuan tersebut akan mengakui (RR = receiveready)
frame yang masuk seperti biasa. Jika stasiun tujuan mendeteksi kesalahan dalam frame, ia mengirimkan sebuah pemberitahuan negatif (REJ = menolak) untuk frame. Tujuan stasiun akan membuang frame tersebut dan semua frame sampai masuk frame yang salah dapat diterima dengan benar. Dengan demikian, stasiun sumber ketika menerima REJ, harus mengirim ulang frame yang tidak terkirim ditambah semua frame berikutnya yang ditransmisikan untuk sementara. Ketika stasiun A mengirimkan frame ke stasiun B. Maka, Sebuah set timer pemberitahuan untuk frame juga dikirimkan. Teknik go-back-N memperhitungkan kontinjensi berikut: 1.
Damaged frame. Ada tiga subcases: a) mengirimkan Frame i. B mendeteksi kesalahan dan telah berhasil sebelumnya menerima frame (i-1) mengirimkan. B mengirimkan REJ i, menunjukkan bahwa frame i ditolak. Ketika A menerima REJ, maka harus mengirim ulang frame i dan frame berikutnya yang telah dikirim sejak transmisi asli dari frame i. b)
Frame
i hilang ketika transmisi.
A kemudian mengirim frame (i + 1). B menerima frame (i + 1) rusak dan mengirimkan REJ i. maka A harus mengirim ulang frame i dan semua frame berikutnya. c)
Frame
i hilang ketika transmisi, dan A tidak segera mengirim additional frames. B tidak
menerima apa-apa dan juga tidak mengirimkan pemberitahuan kembali ke A, baik RR maupun REJ. Ketika timer berakhir, sumber mengirimkan sebuah frame RR yang dikenal sebagai P bit, yang di set ke 1. B menafsirkan frame RR dengan P bit 1 sebagai perintah frame yang harus diberitahukan dengan mengirim RR yang menunjukkan bahwa mereka mengharapkan frame berikutnya. Ketika A menerima RR, maka A mentransmisikan kembali frame i. 2. Damaged RR Ada dua subcases: a) B menerima frame i dan mengirim RR (i + 1), yang hilang dalam perjalanan. Karena pemberitahuan bersifat kumulatif (misalnya, RR 6 berarti bahwa se mua frame sampai 5),
mungkin bahwa A akan menerima berikutnya dan akan tiba sebelum timer terkait dengan frame i berakhir. b) Jika timer A berakhir, A akan mengirimkan perintah RR seperti dalam Kasus lc. timer lain, yang disebut-bit timer P gaga l untuk merespon perintah RR, atau jika respon yang rusak, maka P-bit timer pada A akan berakhir. Pada titik, A akan mencoba lagi dengan menerbitkan perintah RR baru dan merestart P-bit timer. Prosedur ini mencoba untuk sejumlah iterasi. Jika A gagal memperoleh pemberitahuan sete lah beberapa upaya maksimal, maka A memulai prosedur reset. 3. Damaged REJ Jika REJ hilang, ini setara dengan kasus lc.
Gambar 6.9 adalah contoh dari aliran frame untuk go-back-N ARQ. Karena propagasi delay on line, dengan pewaktu ketika pemberitahuan (positif atau negatif) frames tiba kembali di stasiun pengirim, hal itu sudah dikirim dua frame tambahan dari luar yang telah diakui. Jadi ketika REJ diterima di frame 5, tidak hanya frame 5 , tetapi frame 6 dan 7, harus dipancarkan kembali. Jadi, pemancar harus menyimpan salinan dari semua frame yang t idak diakui. Pada Bagian 6.1, kita menyebutkan bahwa untuk nomor urutan medan bit-k, yang menyediakan berbagai nomor urutan berkaitan
dengan
interaksi
k
2 ,
antara
ukuran jendela maksimum terbatas kontrol
kesalahan
dan
2
k
-
1.
pemberitahuan.
Hal ini Dengan
mempertimbangkan bahwa jika data sedang dipertukarkan pada kedua arah, stasiun B harus mengirimkan pernyataan terima kasih piggybacked ke frame A stasiun dalam frame data yang dikirimkan oleh B, bahkan jika pemberitahuan telah dikirimkan; seperti yang telah kita sebutkan, hal ini dikarenakan B harus menempatkan beberapa nomor di field pemberitahuan. Sebagai contoh, asumsikan sedikit urut-3 (urutan nomor space = 8).
Misalkan stasiun mengirim frame 0 dan mendapatkan kembali sebuah RR 1, dan kemudian mengirimkan frames 1, 2, 3, 4, 5 , 6, 7, 0 dan mendapat RR 1 yang lain. Hal ini bisa berarti bahwa delapan frame 1, 2, 3, 4, 5 , 6, 7, 0 yang diterima dengan benar dan 1 RR adalah pemberitahuan kumulatif. Hal itu juga bisa berarti bahwa semua (delapan) frame rusak atau hilang dalam perjalanan, dan stasiun mengulangi yang sebelumnya. Masalah ini dihindari jika maksimum ukuran jendela terbatas sampai 7 (23 - 1).
3.3.3 Selective-reject ARQ
Dengan selektif-reject ARQ, frame-frame hanya ditransmisikan ulang oleh penerima pemberitahuan negatif, dalam hal ini disebut post-SREJ, atau time-out. Hal ini akan lebih efisien dibandingkan go-back-N, karena meminimalkan jumlah pengiriman ulang. Di sisi lain, penerima
harus menjaga buffer yang besar agar cukup untuk menyimpan posting-SREJ frame sampai frame kesalahan ditransmisikan ulang, dan harus berisi logika untuk Memasukkan kembali bahwa frame berada pada urutan yang tepat. Transmitter membutuhkan logika yang lebih kompleks untuk dapat mengirimkan sebuah frame dari urutan. Karena komplikasi tersebut, Selective-reject ARQ jauh lebih kecil digunakan d ari go-back-N ARQ. Pembatasan ukuran jendela lebih selektif-terbatas untuk menolak daripada goback-N. dengan mengamati kasus ukuran bit nomor urutan 3 untuk selektif-reject. Biarkan ukuran jendela tujuh, dan mempertimbangkan skenario berikut : 1.
Stasiun mengirim frame 0 sampai 6 ke stasiun B.
2. Stasiun B menerima ketujuh frame dan secara kumulatif mengakui dengan RR 7. 3. Karena ledakan kebisingan, RR 7 hilang. 4. Keluar frame A dan mentransmisikan kembali 0. 5. B sudah canggih dalam hal menerima frame window untuk menerima 7,0,1,2,3,4, dan 5 Dengan demikian, diasumsikan bahwa frame 7 telah hilang dan bahwa ini adalah frame baru 0, yang diterima. Masalah dengan skenario di atas adalah bahwa ada tumpang tindih antara pengirim dan penerima jendela. Untuk mengatasi masalah tersebut, jendela maksimum ukuran tidak boleh lebih dari setengah kisaran nomor urut. Dalam skenario di atas, jika hanya empat frame mungkin tidak diakui beredar, tidak ada kebingungan terhadap hasil. Secara umum, untuk nomor urutan k
medan bit-k, yang memberikan suatu urutan berbagai jumlah 2 , ukuran jendela maksimum k
terbatas 2 -1.
3.4 High Level Data Link Control (HDLC)
Data link kontrol protocol yang paling penting adalah HDLC (IS0 33009, IS0 4335). Tidak hanya HDLC banyak digunakan, tapi juga merupakan dasar bagi banyak data penting lainnya pada link protokol, yang menggunakan format yang sama atau serupa dan mekanisme DNS yang sama seperti yang digunakan dalam HDLC. Oleh karena itu, dalam bagian ini kita menyediakan diskusi rinci Bagian 6.5 survei protokol terkait.
3.4.1 Karakteristik Dasar
Untuk memenuhi berbagai aplikasi, HDLC mendefinisikan tiga tipe stasiun, dua link konfigurasi, dan tiga data transfer mode operasi. Ketiga stasiun jenis tersebut adalah : y
Primary station / stasiun primer bertanggung jawab untuk mengendalikan pengoperasian
link. Frame yang dikeluarkan oleh disebut perintah utama. y
Secondary station / Stasiun sekunder Beroperasi di bawah kendali utama.
Frame
dikeluarkan oleh bagian sekunder ini disebut tanggapan. primer akan menyimpan logical link yang terpisah dengan setiap stasiun sekunder di saluran. y
Combined station : Menggabungkan fitur primer dan sekunder. Sebuah stasiun gabungan
dapat mengeluarkan baik perintah maupun tanggapan.
konfigurasi dua linknya adalah : y
Unbalanced configuration / Konfigurasi tidak seimbang. Terdiri dari satu dasar dan satu
atau lebih stasiun sekunder dan mendukung transmisi full-duplex dan half-duplex. y
Balanced configuration / Konfigurasi seimbang. Terdiri dari gabungan dua stasiun
mendukung transmisi full-duplex dan half-duplex.
Ada tiga mode transfer data: y
Normal response mode (NRM) Digunakan dengan konfigurasi tidak seimbang. Primer
dapat melakukan transfer data ke sekunder, tapi sekunder mungkin hanya mengirimkan data sebagai tanggapan atas perintah dari primer. y
Asynchronous balanced mode (ABM) Digunakan dengan konfigurasi yang seimbang.
Salah satu stasiun gabungan dapat memulai transmisi tanpa menerima izin dari stasiun gabungan lainnya. y
Asynchronous response mode (ARM) : Digunakan dengan konfigurasi tidak seimbang.
Bagian sekunder dapat memulai transmisi tanpa izin eksplisit dari primer. Primar masih tetap bertanggungjawab kepada saluran, termasuk inisialisasi, pemulihan kesalahan, dan pemutusan logis. NRM digunakan pada saluran mulitdrop, di mana beberapa terminal terhubung ke komputer host. komputer mempoling setiap terminal input. NRM juga kadang-kadang digunakan pada link poin-to-point, terutama jika link menghubungkan terminal atau perangkat lain ke
komputer. ABM yang paling banyak digunakan ada tiga mode; hal ini membuat lebih efisien dari link full duplex point-to point karena tidak ada polling overhead. ARM jarang digunakan, berlaku untuk beberapa situasi khusus di mana suatu sekunder mungkin perlu untuk memulai transmisi.
3.4.2 Struktur Frame
HDLC menggunakan transmisi sinkron. Semua transmisi adalah dalam bentuk frame, dan format frame tunggal cukup untuk semua jenis data dan kontrol pertukaran. Gambar 6.10a menggambarkan struktur dari frame HDLC. flag, alamat, dan control field yang mendahului field informasi yang dikenal sebagai header. trailer.
Gambar 6.10 struktur frame HDLC
FCS
dan flag field setelah data field disebut sebagai
3.4.2.1 Flag Fields Flag
field membatasi frame di kedua ujungnya dengan pola unik 01111110. Single flag
dapat digunakan sebagai bendera penutup untuk satu frame dan flag pembuka untuk berikutnya. Pada kedua sisi-jaringan antarmuka pengguna, penerima terus mencari urutan bendera untuk menyinkronkan pada awal frame. Meskipun menerima frame, stasiun terus mencari urutan akhir dari frame. Namun, ada kemungkinan bahwa pola 01111110 akan muncul di suatu tempat di dalam frame, sehingga menghancurkan level frame sinkronisasi. Untuk menghindari hal ini, sebuah prosedur dikenal sebagai bit stuffing digunakan. Antara transmisi awal dan akhir flag, pemancar akan selalu menyisipkan ekstra 0 bit setelah setiap kejadian lima kali 1 dalam frame. Setelah mendeteksi flag memulai, penerima memonitor bit streamnya. Ketika sebuah pola lima 1 muncul, bit keenam diperiksa. Jika bit ini adalah 0, maka akan dihapus. Jika bit keenam adalah 1 dan bit ketujuh adalah 0, kombinasi diterima sebagai flag. Jika bit keenam dan ketujuh samasama 1, pengirim menunjukkan kondisi pembatalan. Dengan menggunakan
bit stuffing, pola bit yang arbitrary (berubah-ubah) dapat
disisipkan ke dalam data field dari frame. S ifat ini dikenal sebagai transparansi data. Gambar 6.11a menunjukkan contoh bit stuffing. Perhatikan bahwa dalam dua kasus pertama, ekstra 0 tidak benar-benar diperlukan untuk menghindari pola flag, tapi sangat penting untuk operasi algoritma. Perangkap bit stuffing juga diilustrasikan dalam angka. Ketika flag digunakan baik sebagai akhir dan flag mulai, kesalahan 1-bit menggabungkan dua frame menjadi satu, sebaliknya, kesalahan 1-bit di dalam frame bisa terbelah menjadi dua.
Gambar 6.11 Bit Stuffing 3.4.2.2 Addressing Field
Alamat field mengidentifikasi stasiun sekunder yang ditransmisikan atau menerima frame. field ini tidak diperlukan untuk link point-to-point, tapi selalu disertakan demi keseragaman. Alamat field
biasanya delapan bit panjangnya tetapi, dengan persetujuan
sebelumnya, format yang extended/diperpanjang dapat digunakan di mana panjang alamat sebenarnya adalah multiple dari tujuh bit (Gambar 6.10b). bit yang paling tidak signifikan dari setiap oktet adalah 1 atau 0, tergantung apakah itu akhir oktet atau bukan dari address field. Sisa tujuh bit lainya dari setiap oktet membentuk bagian dari alamat tersebut. Alamat oktet tunggal dari
11111111
ditafsirkan sebagai alamat semua stasiun baik di format dasar dan format yang
diperpanjang. Hal ini digunakan untuk memungkinkan bagian primer untuk membroadcast frame untuk penerimaan oleh semua bagian sekunder. 3.4.2.3 Field Kontrol
HDLC mendefinisikan tiga jenis frame, masing-masing dengan format field kontrol yang berbeda.
Frame
informasi (frame I) membawa data yang akan dikirimkan untuk pengguna
(logika di atas HDLC yang menggunakan HDLC). Selain itu, aliran dan kontrol kesalahan data, menggunakan mekanisme ARQ, yang bersifat piggybacked pada frame informasi.
Frame
supervisor (frame S) menyediakan mekanisme ARQ ketika piggybacked tidak digunakan. Frame tak terbilang (frame U) memberikan fungsi kontrol link tambahan. Satu bit pertama atau dua bit dari field kontrol berfungsi untuk mengidentifikasi tipe frame. Posisi bit yang tersisa tersebut akan disusun dalam sub seperti yang ditunjukkan dalam Gambar 6.10c dan d. Penggunaannya dijelaskan di bawah ini dalam pembahasan operasi HDLC. Perlu diketahui bahwa field kontrol dasar untuk frame S dan I menggunakan nomor urutan 3-bit. Dengan perintah set-mode yang tepat, field kontrol yang diperpanjang dapat digunakan untuk frame S dan I yang menggunakan nomor urutan 7-bit. U-frame selalu mengandung 8 bit fileld kontrol. 3.4.2.4 Field Informasi Field
informasi hanya terdapat dalam frame I dan beberapa frame U. Field dapat berisi
urutan bit tetapi harus terdiri dari sebuah angka integral oktet. Panjang field informasi adalah variabel sampai dengan beberapa sistem yang ditentukan maksimum. 3.4.2.5 Frame Check Sequence Field
Urutan cek frame (FCS) adalah kode pendeteksi error dihitung dari sisa bit dari frame, eksklusif dari flag. Kode normal adalah 16-bit CRCCCITT dijelaskan dalam bagian sebelumnya.
Sebuah FCS 32-bit tambahan, menggunakan CRC-32, mungkin bekerja jika panjang frame atau keandalan saluran menentukan pilihan ini. 3.4.3
Operasi
Operasi HDLC terdiri dari pertukaran frame I, frame S, dan frame U antara dua stasiun. Berbagai perintah dan tanggapan yang ditetapkan untuk frame jenis ini tercantum dalam Tabel 6.1. Dalam menggambarkan operasi HDLC, kita akan membahas tiga jenis frame ini. Operasi dari HDLC melibatkan tiga fase. Pertama, satu sisi atau lainnya menginisialisasi link data sehingga frame dapat ditukar secara teratur. Selama tahap ini, pilihan yang akan digunakan telah disepakati. Setelah inisialisasi, kedua sisi pengguna menukar data dan informasi kontrol untuk melatih aliran dan kesalahan kontrol. Akhirnya, salah satu dari dua sisi sinyal merupakan penghentian dari operasi. 3.4.4
Inisialisasi
Inisialisasi dapat diminta oleh kedua sisinya dengan mengeluarkan salah satu dari enam perintah set-mode. Perintah ini memiliki tiga tujuan: 1.
Memberikan sinyal pada sisi lain yang dimintai inisialisasi.
2. Menentukan yang mana dari ketiga mode (NRM, ABM, ARM) yang diminta. 3. Menentukan apakah nomor urut 3 atau 7-bit yang akan digunakan. Jika sisi lain menerima permintaan ini, maka modul HDLC pada ujungnya mengirimkan sebuah frame tak bernomor yang diketahui (UA) kembali ke sisi awal. Jika permintaan ditolak, maka frame mode terputus (DM) dikirim.
TABEL 6.1 HDLC Commands and responses.
3.4.5
Transfer Data
Ketika inisialisasi telah diminta dan diterima, maka sambungan logika dibuat. Kedua belah sisi mungkin mulai mengirim data pengguna di frame I, dimulai dengan nomor urutan 0. Field
N(S) dan N(R) dari frame I adalah nomor urut yang mendukung kontrol aliran dan kontrol
kesalahan. Sebuah modul HDLC mengirimkan urutan dari frame I akan menomori mereka secara
berurutan, modul 8 atau 128, tergantung pada apakah nomor urutan 3 atau 7-bit yang digunakan, dan tempat nomor urutan di N(S). N(R) adalah pemberitahuan untuk frame I yang diterima; memungkinkan modul HDLC menunjukkan nomor frame I mana yang akan diinginkan ditererima berikutnya. Frame
S juga digunakan untuk kontrol aliran dan kontrol kesalahan.
Frame
Ready
Receive (RR) digunakan untuk memberitahu frame I terakhir diterima dengan mengindikasikan frame I berikutnya yang diharapkan. RR ini digunakan ketika tidak ada lalu lintas data pengguna balik (frame I) untuk membawa pemberitahuan. Receive Not Ready (RNR) menyatakan sebuah frame I, seperti halnya RR, tapi juga meminta entitas peer untuk menghentikan transmisi frame I. Ketika entitas yang mengeluarkan RNR siap kembali, ia mengirimkan sebuah RR. REJ menginisialisasi go-back-N ARQ. Hal ini mengindikasikan bahwa frame I terakhir diterima sudah ditolak dan transmisi kembali semua frame I yang dimulai dengan nomor N(R) diperlukan. Selektif menolak (SREJ) digunakan untuk meminta pengiriman ulang hanya satu frame. 3.4.6
Disconnect
Baik modul HDLC dapat memulai memutuskan, baik atas inisiatif sendiri jika ada semacam kesalahan, atau atas permintaan pengguna layer yang lebih
tinggi. HDLC
mengeluarkan pemutusan dengan mengirimkan frame pemutusan (DISC). Di sisi lain harus menerima pemutusan dengan membalas dengan UA.
3.4.7
Contoh Operasi
Untuk lebih memahami operasi HDLC, beberapa contoh dihadirkan dalam Gambar 6.12. Dalam diagram contoh, setiap arrow termasuk legenda yang menentukan nama frame, setting bit P/F,
dan, ketika sesuai, nilai-nilai merupakan nilai N(R) dan N (S). Pengaturan bit P atau
F
adalah
1
jika penunjukan hadir dan 0 jika absen. Gambar 6.12a menunjukkan frame yang terlibat dalam link setup dan pemutusan. Entitas protokol HDLC untuk satu sisi mengeluarkan perintah SABM sisi ke sisi lain dan memulai timer. Disisi lain, setelah menerima SABM, mengembalikan respon UA dan set variabel lokal dan counter ke nilai awal mereka. Entitas yang memulai menerima respon UA, mengeset variabel dan counter, dan menghentikan timer. Sekarang koneksi logika aktif, dan kedua belah sisi dapat memulai transmisi frame. Sebaiknya timer berakhir tanpa tanggapan, originator akan mengulang SABM, seperti yang diilustrasikan. Hal ini akan diulang sampai UA atau DM diterima atau sampai, setelah diberi nomor dari percobaan, entitas berusaha memberikan inisiasi dan laporan kegagalan sebuah manajemen entitas. Dalam kasus seperti itu, intervensi layer yang lebih tinggi diperlukan. Gambar yang sama (Gambar 6.12a) menunjukkan prosedur disconnect. Satu sisi mengeluarkan perintah DISC, dan yang lainnya merespon dengan respon UA. Gambar 6.12b menggambarkan pertukaran full-duplex dari frame I. Ketika suatu entitas mengirimkan nomor frame I berturut-turut tanpa data yang masuk, maka menerima nomor urut diulang dengan sederhana (misalnya, I,
1, 1;I,
2,
1
di arah A ke B). Ketika suatu entitas
menerima nomor frame I berturut-turut tanpa frame keluar, maka nomor urut yang diterima dalam frame keluar berikutnya harus mencerminkan aktivitas kumulatif (misalnya, I, 1, 3 di arah B ke A). Perhatikan bahwa, selain frame I, pertukaran data mungkin melibatkan frame supervisor.
Gambar 6.12 Contoh operasi HDLC
Gambar 6.12c menunjukan operasi yang melibatkan kondisi sibuk. Kondisi mungkin timbul karena suatu entitas HDLC tidak mampu memproses frame I secepat mereka tiba, atau pengguna yang dimaksud tidak mampu menerima data secepat mereka tiba dalam frame I. Dalam kedua kasus, buffer penerima dari entitas terisi dan harus menghentikan masukan aliran frame I, dengan menggunakan perintah RNR. Dalam contoh ini, Persoalan A pada RNR, yang mengharuskan B untuk menghentikan transmisi frame I. Stasiun yang menerima RNR biasanya akan menyelidiki stasiun sibuk pada beberapa interval periodik dengan mengirimkan sebuah RR
dengan set bit P; ini memerlukan sisi lainnya untuk merespon keduanya baik dengan RR atau sebuah RNR. Ketika kondisi sibuk telah dibersihkan, A kembali RR, dan transmisi frame I dari B dapat dilanjutkan. Contoh pemulihan kesalahan menggunakan perintah REJ ditunjukkan pada Gambar 6.12d. Dalam contoh ini, A mengirimkan frame I nomor 3,4, dan 5. Nomor 4 mengalami kesalahan dan hilang. Ketika B menerima frame I nomor 5, membuang frame ini karena rusak dan mengirimkan REJ dengan sebuah N(R) 4. Hal ini menyebabkan A memulai transmisi ulang dari semua frame I yang dikirim, dimulai dengan frame 4. Hal ini mungkin terus mengirim frame tambahan setelah frame ditransmisikan ulang. Contoh pemulihan kesalahan menggunakan timeout ditunjukkan pada Gambar 6.12e. Dalam hal ini Misalnya, A mengirimkan frame I nomor 3 sebagai yang terakhir dalam urutan dari frame I.
Frame
mengalami kesalahan. B mendeteksi error dan membuang itu. Namun, B
tidak dapat mengirim sebuah REJ, ini karena tidak ada cara untuk mengetahui apakah ini adalah frame I. Jika kesalahan adalah terdeteksi dalam frame, semua bit dari frame yang dicurigai, dan penerima tidak memiliki cara untuk bertindak atasnya. A, bagaimanapun, akan memulai timer seperti frame yang ditransmisikan. Timer ini memiliki durasi cukup lama untuk rentang waktu respon yang diharapkan. Ketika timer berakhir, pemulihan A dilakukan; ini biasanya dilakukan dengan menyelidiki sisi lain dengan perintah RR dengan set bit P, untuk menentukan status sisi lain. Karena penyelidikan menuntut respon, entitas akan menerima frame yang mengandung N(R) field dan dapat dilanjutkan. Dalam hal ini, respon menunjukkan bahwa frame 3 hilang, dimana A mentransmisikannya kembali.
3.5 Kontrol Protokol Data Link Lainya
Selain HDLC, ada beberapa data link kontrol protokol lainnya yang penting. Gambar 6.13 mengilustrasikan format frame, dan bagian ini menyed iakan singkat ikhtisarnya.
Gambar 6.13 format frame data link kontrol 3.5.1 LAPB
LAPB (Link Access Prosedur, Balanced) telah dikeluarkan oleh ITU-T sebagai bagian dari X.25 nya paket switching standar antarmuka jaringan. Ini adalah subset dari HDLC yang
menyediakan hanya modus seimbang asynchronous (ABM), dirancang untuk hubungan point-to point antara system pengguna dan node jaringan paket switching. Format framenya sama dengan HDLC. 3.5.2 LAPD
LAPD (Link Access Prosedur, D-Channel) dikeluarkan oleh ITU-T sebagai bagian dari set rekomendasi pada ISDN (Integrated Services Digital Network). LAPD menyediakan data link kontrol atas saluran D, yang merupakan saluran logika pada pengguna ISDN interface. Ada beberapa perbedaan utama antara LAPD dan HDLC. Seperti LAPB, LAPD dibatasi untuk ABM. LAPD selalu menggunakan nomor urut 7-bit; nomor urut
3-bit tidak
diperbolehkan. FCS untuk LAPD selalu CRC 16-bit. Akhirnya, field alamat untuk LAPD adalah field 16-bit yang benar-benar berisi dua sub alamat: satu digunakan untuk mengidentifikasi salah satu dari kemungkinan beberapa perangkat di sisi pengguna antarmuka, dan yang lain digunakan untuk mengidentifikasi salah satu dari beberapa kemungkinan logika LAPD pada pengguna sisi antarmuka. 3.5.3 Logical Link Control (LLC)
LLC merupakan bagian dari keluarga standar IEEE 802 untuk operasi pengendalian atas lokal area network (LAN). LLC tidak beberapa fitur yang ditemukan di HDLC dan juga memiliki beberapa fitur tidak ditemukan dalam HDLC. Perbedaan paling jelas antara LLC dan HDLC adalah perbedaan frame format. fungsi kontrol Link dalam kasus LLC sebenarnya dibagi antara dua lapisan: lapisan kontrol akses medium (MAC), dan lapisan LLC, yang beroperasi di atas lapisan MAC. Gambar 6.13c menunjukan struktur gabungan frame MAC/LLC; bagian yang diarsir sesuai dengan field yang dihasilkan pada lapisan LLC, bagian yang tidak diarsir adalah bagian
awal dan gabungan frame MAC. Lapisan MAC mencakup alamat sumber dan tujuan untuk perangkat yang melekat pada LAN. Dua alamat diperlukan karena tidak ada konsep primer dan sekunder dalam lingkungan LAN, sehingga keduanya baik pengirim dan penerima harus diidentifikasi. Kesalahan deteksi dilakukan pada tingkat MAC, menggunakan CRC 32-bit. Akhirnya, ada beberapa pengendalian fungsi khusus untuk menengah akses kontrol yang mungkin termasuk dalam MAC kontrol field. Pada lapisan LLC, ada empat field. Tujuan dan sumber layanan akses poin (DSAP dan SSAP), mengidentifikasi pengguna logika dari LLC pada sumber dan tujuan sistem.
Field
kontrol LLC memiliki format yang sama dengan HDLC, terbatas pada nomor urutan 7-bit. Secara operasional, LLC menyediakan tiga bentuk pelayanan. Layanan mode sambungan adalah sama dengan ABM dari HDLC. Dua layanan lainnya, connectionless tak diakui dan connectionless diakui. 3.5.4 Frame Relay Frame
relay adalah fasilitas data link control yang dirancang untuk memberikan
kemampuan yang efisien untuk digunakan pada network packet-switched dengan kecepatan yang lebih tinggi. Hal ini digunakan sebagai pengganti X.25, yang terdiri dari protokol data link kontrol (LAPB) dan protokol network-layer (disebut lapisan paket X.25). Data link control protokol yang ditetapkan untuk frame relay LAPF (Link Access Prosedur untuk Layanan Pembawa Frame-Mode). Sebenarnya ada dua protokol: DNS protokol, yang memiliki fitur mirip dengan HDLC, dan protokol inti, yang merupakan subset dari protokol kontrol. Ada beberapa perbedaan utama antara protokol kontrol LAPF dan HDLC. Seperti LAPB, LAPF kontrol dibatasi untuk ABM. Kontrol LAPF selalu menggunakan nomor urut 7-bit; nomor
urut 3-bit tidak diperbolehkan.
FCS
untuk kontrol LAPF selalu CRC 16-bit. Akhirnya, field
alamat untuk pengendalian LAPF adalah dua, tiga, atau empat oktet panjangnya, berisi 10-bit, 16-bit,
atau 23-bit DLCI (data link identifier connection). DLCI mengidentifikasi hubungan
logika antara sistem sumber dan tujuan. Selain itu, field alamat berisi bit kontrol yang berguna dalam kontrol aliran. Inti LAPF terdiri dari flag yang sama, alamat, informasi, dan field FCS sebagai kontrol LAPF. Perbedaannya adalah bahwa tidak ada field kontrol untuk inti LAPF. Jadi, tidak ada cara melakukan aliran dan kontrol kesalahan, yang menghasilkan o perasi lebih efisien. 3.5.5 Asynchronous Transfer Mode (ATM)
Seperti frame relay, ATM dirancang untuk memberikan kemampuan transfer datastreamline di seluruh jaringan berkecepatan tinggi. Tidak seperti frame relay, ATM tidak didasarkan pada HDLC. Sebaliknya, ATM didasarkan pada format frame yang baru, yang dikenal sebagai sel, yang menyediakan pengolahan minimum overhead. Sel memiliki panjang tetap sebesar 53 oktet, atau 424 bit.
