CAPITOLO 10 RETI AD ACCESSO MULTIPLO. DI RETI DI TELECOMUNICAZIONI

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1 CPITOLO 0 RETI D CCESSO MULTIPLO. DI RETI DI TELECOMUNICZIONI

2 0. RETI D CCESSO MULTIPLO bbiamo già visto che le reti possono essere suddivise in due categorie: reti che usano connessioni punto-punto e reti che usano un singolo canale nel quale sono attestate più stazioni. Queste ultime sono le RETI D CCESSO MULTIPLO (o anche broadcast network), che si strutturano con topologia Stellare, a Ring (basato sull interconnessione di vari circuiti punto punto), a Bus, ad lbero etc. nalizzeremo i meccanismi protocollari per risolvere le contese del bus comune. Questa funzionalità compete al PROTOCOLLO DI LINE (DLL), il quale, in tali reti, viene suddiviso in due sottolivelli:. LLC (LOGICL LINK CONTROL) 2. MC (MEDIUM CCESS CONTROL) L LLC, basandosi sui servizi messi a disposizione dal MC, fornisce ai livelli superiori un canale di comunicazione affidabile. Il MC invece si occupa della gestione del link ad accesso multiplo. Il processo di standardizzazione iniziato negli anni 80 è stato chiamato IEEE 802 e nel 987 sono stati realizzati i seguenti protocolli: IEEE (a livello LLC). IEEE anche indicato col nome CSM/CD (Carrier Sense Multiple ccess/collision Detection a livello MC). IEEE anche indicato col nome TOKEN BUS (MC). IEEE anche indicato col nome TOKEN RING (MC). IEEE anche indicato col nome DQDB (Distributed Queue Dual Bus - MC). Nel definire gli standard si è pensato di fornire servizi CONNECTION ORIENTED e CONNECTIONLESS. In particolare nell LLC sono presenti i tre tipi di servizi. Connection-less 2. Connection Oriented (coincide con l HDLC in classe BM) 3. cknowledged Connection-less, che rappresenta un servizio connection-less che prevede un ack a livello end to end. L si basa su una tecnica di accesso al mezzo CSM/CD. Si ha un PHYSICL LYER con collegamento a bus, il quale può essere un cavo coassiale (banda base o banda larga) o un doppino intrecciato. Di questa famiglia fa parte la classica ETHERNET, anche detta 0 Base 5, che è una rete che fa uso del cavo coassiale e permette un throughput massimo di 0 Mbit/sec. L e l sono completamente diversi dall 802.3, e si basano su un accesso al mezzo controllato da un token. L è stato definito per applicazioni industriali, mentre l ha una struttura a ring e la sua standardizzazione fu fortemente voluta dall IBM. Una prima classificazione dei protocolli di MC può essere effettuata secondo le tecniche di accesso al mezzo: 2

3 ccesso Random: permette a tutte le stazioni di trasmettere in un qualunque istante, ammettendo che possa avvenire una contesa. nalizzeremo in particolare tre varianti denominate:. CCESSO RNDOM 2. CSM 3. CSM/CD ccesso Controllato: disciplina l accesso al mezzo evitando sempre la collisione. Questo potrebbe comportare degli sprechi, in quanto ogni stazione deve comunque attendere il proprio turno prima di poter trasmettere, anche nel caso in cui le altre stazioni non hanno nulla da inviare. Due varianti di tale tecnica sono:. CENTRLIZZTO: vi è una stazione master che disciplina l accesso eseguendo un polling, oppure sfruttando delle tecniche di prenotazione (le stazioni slave informano il master che devono trasmettere sfruttando un canale di controllo). B. DISTRIBUITO: disciplina l accesso al mezzo attraverso, ad esempio, un token, o tramite una sorta di prenotazione distribuita (come accade nel protocollo DQDB), oppure sfruttando la tecnica collision avoidance, usata nel protocollo 802. per reti locali di tipo wireless. nalizziamo più in dettaglio le tecniche elencate. 0. Metodi di ccesso Random per le Reti Locali PROTOCOLLO LOH Fu introdotto nei primi anni 70 da Norman bramson e dai suoi collaboratori dell Università delle Hawaii. L obiettivo del progetto era quello di permettere lo scambio dati tra i vari atolli delle isole Hawaii, attraverso interfaccia radio. Fu scelta una propagazione via radio perché la stesura di cavi sottomarini sarebbe stata molto costosa. Ogni stazione utilizzava il collegamento con stazioni radio di terra per trasmettere sull etere, in cui si ammettevano possibili collisioni. In questa tecnica l asse temporale è indiviso; dunque ogni stazione può trasmettere in qualsiasi istante ne abbia bisogno. I pacchetti (frame) sono di lunghezza fissa e, tramite un meccanismo di feedback, ogni stazione riesce a capire se si è avuta una corretta ricezione del messaggio che ha trasmesso: infatti in una diffusione via etere di tipo broadcast, ogni stazione, nel momento in cui trasmette, riceve il messaggio inviato; quindi, sfruttando questa situazione, confronta il messaggio trasmesso con lo stesso ricevuto e, se rileva collisioni o rumore in linea, procederà alla ritrasmissione. Inoltre, non essendo la trasmissione satellitare, il tempo di propagazione è trascurabile e quindi con molta probabilità la ritrasmissione andrà a buon fine. Ogni qual volta due stazioni trasmettono contemporaneamente si ha una collisione e i pacchetti, in fase di trasmissione, divengono inutilizzabili. Il caso peggiore si verifica non appena c è sovrapposizione (Fig. 0.-), anche di un solo bit, tra la parte iniziale di una frame, trasmessa da un certo terminale, e la parte finale della frame trasmessa da un altro terminale: entrambe le trame verranno corrotte e dovranno quindi essere ritrasmesse successivamente. Terminale Terminale 2 Collisione Fig. 0.-: Caso peggiore di collisione nell LOH tempo tempo 3

4 Ovviamente le stazioni aspetteranno un tempo random prima di ritrasmettere la frame, al fine di evitare che la collisione si ripeti all infinito. L CK in questa tecnica è sempre necessario perché la stazione destinataria potrebbe ricevere i dati con qualche interferenza, al contrario della stazione trasmittente che potrebbe non rilevare problemi quando ascolta il pacchetto in trasmissione. Il rendimento di tale tecnica è molto limitato. In particolare si osserva che al crescere del fattore di utilizzazione, aumenta sia il numero medio di ritrasmissioni per il singolo pacchetto, che la probabilità di avere collisioni. Prestazioni del protocollo LOH Per valutare le prestazioni di questo sistema, effettuiamo il calcolo del massimo throughput nelle seguenti ipotesi: un numero infinito di stazioni, la lunghezza della trama costante, il canale immune da errori, nessun buffering delle trame, la trasmissione con distribuzione esponenziale. Sotto queste ipotesi, la probabilità di avere k arrivi in corrispondenza di k trasmissioni nell intervallo di tempo τ, è pari a P k ( G k! k τ ) Gτ e Eq. 0.- dove G rappresenta il rate medio del traffico immesso in rete. Consideriamo il traffico immesso in rete normalizzato rispetto al tempo di trama T (tempo necessario alla trasmissione della singola frame - Fig. 0.-2), che è costante, avendo ipotizzato la trama di lunghezza costante. Il throughput S rappresenta il volume di traffico utile che si riesce ad immettere in rete, normalizzato rispetto al tempo di trama T. E evidente che il traffico totale G sul canale è dato dal throughput S (somma delle nuove frame generate dalle stazioni) più il numero di frame ritrasmesse, in seguito ad errori o collisioni, nell unità di tempo T, cioè: GS+(numero di ritrasmissioni per unità di tempo T) Eq.0.-2 Il numero di ritrasmissioni per unità di tempo possiamo considerarlo come il prodotto e quindi G (Probabilità che una frame sia soggetta a collisione) GS+ G P(una frame sia soggetta a collisione) Eq La probabilità che avvenga una collisione, all interno dell intervallo di trama T, dipende dalla probabilità che un altra stazione dati trasmetta all interno del tempo di vulnerabilità, che, come mostrato in Fig. 0.-2, è pari al doppio del tempo di trama. Quindi GS+ G P(di avere uno o più arrivi durante il tempo di vulnerabilità) Eq

5 Tempo di Trama Tempo di Trama Tempo di Trama Tempo di vulnerabilità Fig. 0.-2: tempo di trama e di vulnerabilità nell LOH t vendo normalizzato rispetto al tempo di trama T, il tempo di vulnerabilità è pari a 2T/T2. Se si considerano gli arrivi all interno del periodo di vulnerabilità, nell Eq. 0.- bisogna porre τtempo di vulnerabilità2, da cui segue che P 2G 0 e è la probabilità di avere 0 arrivi all interno del periodo di vulnerabilità e quindi P 0 e 2G è la probabilità di avere k arrivi (k ) all interno del periodo di vulnerabilità. In base a quanto ottenuto, l Eq diventa 2G G S + G ( e ) Eq da cui si ottiene che il throughput per il protocollo LOH è pari a: S G e 2 G LOH Differenziando, rispetto a G, l Eq e ponendo tale derivata uguale a 0, ds LOH dg e 2G 2Ge 2G e 2G si ottiene che il massimo throughput è pari a: S ( 2G) 0 2e ( 2G) 0 [ S ] LOH LOH G 2 Eq G MX Eq cioè il massimo throughput ottenibile con l LOH è il 8,4% della capacità del canale. Questo significa che non si può caricare il canale radio più del 8.4%, altrimenti, come si vede dal grafico di Fig. 0.-4, il throughput S comincia a diminuire, in quanto ci si sposta verso la regione di instabilità in cui il numero di ritrasmissioni aumenta a dismisura. Se consideriamo il fattore a, definito come il rapporto fra il tempo di propagazione e il tempo di trasmissione di un singolo messaggio, cioè tempo di propagazione a tempo di trasmissione le Eq. 0.-5, 0.-6 e 0.-7 (in cui si è trascurato a, visto che nell LOH il tempo di trasmissione >> del tempo di trasmissione) si riscrivono, rispettivamente, in questa forma: 2 ( + a) G G S + G( e ) Eq

6 S MX S 2 (+ a) G G e Eq [] S G Eq (+ a) 2e( + a) Passiamo al calcolo del ritardo. Si definisce ritardo (delay) l intervallo di tempo che intercorre dall istante in cui un nodo è pronto a trasmettere una frame, all istante in cui il messaggio è correttamente ricevuto dal destinatario. Esso sarà dato dalla somma del tempo di attesa in coda, del tempo di propagazione e del tempo di trasmissione. Nell LOH il tempo di attesa in coda è nullo, in quanto la stazione trasmette istantaneamente, non appena ha qualcosa da inviare. Poiché, però, vi sono le collisioni, possiamo considerare come tempo di attesa in coda, il tempo necessario che intercorre affinché la trasmissione avvenga correttamente. Ovvero, utilizzando l Eq. 0.-8, il tempo di attesa in coda, sarà pari a: Il ritardo totale sarà dunque dato da: D G S e 2(+ a) G 2(+ a) G { e } + a + δ Eq. 0.- dove δ è il ritardo medio per una ritrasmissione. Un algoritmo spesso usato nell LOH esegue la ritrasmissione dopo un tempo t distribuito uniformemente tra e K volte il tempo di trasmissione di una frame. Il tempo di attesa medio sarà dunque (K+)/2. Inoltre a questo bisogna aggiungere un ulteriore ritardo necessario affinché la stazione si accorga che si sia avuta una collisione. Esso è dato dalla somma del tempo (+a) necessario per completare la trasmissione, del tempo (w) necessario affinché il ricevente generi il segnale di acknowledgement e del tempo (a) di propagazione che il messaggio di ack impiega per raggiungere la stazione (per semplicità assumeremo che i segnali di ack non siano soggetti a collisioni e successive ritrasmissioni). Quindi, in definitiva, si ha che K + K + δ + ( + a) + w + a + 2a + w (+ a) G K + D { e } + 2a + w + + a + 2 Eq Dal grafico di Fig.0.-5(b) si osserva come nell LOH, all aumentare del ritardo trasmissivo, il throughput cresce fino al valore /2e di massima utilizzazione del canale, oltre il quale inizia a decrescere a causa dell instabilità del sistema ad alto carico. Dall analisi delle prestazioni, si può affermare che il protocollo LOH è limitato da un traffico che non deve superare l utilizzazione massima del canale se non si vuole raggiungere l instabilità. PROTOCOLLO SLOTTED LOH E l evoluzione naturale dell LOH. dottato nel 972 (3 anni dopo la pubblicazione dell LOH), lo SLOTTED LOH considera l asse temporale slottato (suddiviso in slot temporali) e quindi ogni stazione può iniziare la trasmissione solo in particolari istanti temporali 6

7 scanditi da un clock di rete globale. Come mostra la figura 0.-3, il risultato di tale assunzione provoca o una collisione totale della trama (dal primo all ultimo bit) oppure nessuna collisione. Terminale tempo Terminale 2 Collisione Fig. 0.-3: Collisione nello SLOTTED-LOH tempo Prestazioni del protocollo SLOTTED-LOH Per calcolare il throughput S nello Slotted LOH, si ripercorrono gli stessi passaggi effettuati nell LOH puro. L unica variante riguarda il periodo di vulnerabilità che nell LOH era pari al doppio del tempo di trama T. Infatti adesso, essendo l asse temporale slottato, il periodo di vulnerabilità coincide con il tempo di trama. Normalizzando rispetto al tempo di trama, il periodo di vulnerabilità è pari a T/T. Quindi il throughput per il protocollo SLOTTED LOH è pari a: S G SLOTED LOH G e Eq Differenziando, rispetto a G, l Eq e ponendo tale derivata uguale a 0, ds SLOTTED LOH dg G G G e Ge e ( G) 0 ( G) 0 G si ottiene che il massimo throughput è pari a: S e [ S ] SLOTTEDLOH SLOTTED LOH G MX Eq cioè il massimo fattore di utilizzazione ottenibile con lo Slotted LOH è il 36% della capacità trasmissiva del canale. Con lo Slotted LOH è stato possibile dimezzare il periodo di vulnerabilità a vantaggio dell efficienza del sistema che è raddoppiata, anche se rimane, comunque, il problema dell instabilità. E importante osservare che se una stazione dati trasmette più trame, nel caso di una sola collisione, sarà necessario ritrasmettere solo la trama che ha colliso, in quanto le altre occupano slot che non sono stati intaccati e quindi arriveranno a destinazione con successo. Ovviamente bisogna prevedere una procedura che conservi le trame pervenute correttamente e riordini il tutto non appena arriva la trama ritrasmessa, al fine di passare l informazione, nella sua interezza, a livello superiore. Nello Slotted LOH il ragionamento da seguire per calcolare il ritardo è del tutto analogo al procedimento effettuato nel protocollo LOH. Essendo il periodo di vulnerabilità normalizzato pari a T/T, si avrà che: D (+ a) G K + { e } + 2a + w a Eq

8 In Fig. 0.-4, 0.-5 (a) e 0.5-(b) sono riportate le prestazioni dei due protocolli LOH e SLOTTED LOH in termini di throughput S, ritardo medio D e traffico offerto G. 0.6 S (throughput) 0.4 /e 0.2 /2e Slotted LOH Pure LOH G (Offered Channel Traffic) Fig. 0.-4: throughput in funzione del traffico offerto nel protocollo LOH e SLOTTED LOH Le curve di Fig mettono in luce la natura instabile dei protocolli a contesa. Infatti non appena il carico offerto al sistema supera un determinato valore (G0.5 nell LOH e G nello SLOTTED LOH), il throughput diminuisce fino a divenire praticamente nullo. Questo perché aumenta vertiginosamente il numero di frame coinvolte in collisioni. In Fig sono mostrati gli andamenti del ritardo medio, in funzione del carico offerto G e del throughput S. Osserviamo dalla Fig. 0.-5(b) che il ritardo aumenta con l aumentare del throughput, fino al punto di massimo throughput prima calcolato, oltre il quale S diminuisce notevolmente all aumentare del ritardo. D, delay 200 LOH S-LOH D, delay 40 S-LOH LOH (a) G, Offered Load e e (b) S, throughput Fig. 0.-5: andamenti del ritardo medio, in funzione del carico offerto G e del throughput S, 8

9 CSM bbiamo visto come il meccanismo random utilizzato dall LOH è notevolmente imprudente al fenomeno della collisione: è come se, in senso figurativo, ogni persona che attraversa la strada, tiene in conto un possibile impatto con un automobile, senza usare un minimo di cautela nel guardarsi attorno per vedere se stia sopraggiungendo un autovettura. Il protocollo CSM (Carrier Sense Multiple ccess - accesso multiplo con rilevamento di portante) fa parte dei protocolli a contesa ad accesso random. Questo protocollo ha prestazioni superiori all LOH, poiché le stazioni, prima di iniziare la trasmissione di un pacchetto, controllano se vi è una trasmissione in corso, rilevando la presenza di eventuali portanti in linea (carrier sense): infatti, l esistenza di una portante in linea è indice di una trasmissione in corso da parte di una qualche stazione remota. Questo tipo di approccio è anche detto listening before talking (LBT - ascoltare prima di parlare). Il CSM, comunque, non evita le collisioni, a causa del tempo di propagazione che non è nullo: naturalmente la probabilità di avere collisioni diminuisce se le stazioni si trovano a distanze sufficientemente piccole. Questo spiega il motivo per cui il CSM non è utilizzato su collegamenti a grandi distanza (come i collegamenti via satellite). Il tempo di vulnerabilità è sempre legato al tempo di propagazione massimo lungo il mezzo che si sta considerando. In realtà, anche se il tempo di propagazione fosse nullo, la collisione avviene quando due stazioni iniziano la trasmissione nello stesso istante. Esaminiamo in dettaglio il CSM nel caso più generale. Come detto, se una stazione sente che il canale è libero, trasmette. Viceversa, se il canale è occupato (busy), possono essere adottate due strategie (Fig. 0.-6) : I. si desiste - logica non persistente: le stazioni che trovano il canale busy, ritentano la trasmissione dopo un certo tempo random, fin quando il canale è idle. II. si persiste logica persistente: la stazione resta ad origliare, ovvero esegue continuamente il sensing, fin quando si accorge che il canale si è liberato. Se la stazione stessa effettua la trasmissione non appena si accorge che il canale è libero, si parla di politica -persistente: cioè, in questo caso, le stazioni persistono nell ascolto e trasmettono, con probabilità, non appena il canale si libera. Questo meccanismo ha la migliore prestazione in condizioni di basso carico, in quanto il messaggio verrà trasmesso nel più breve tempo possibile. Viceversa, in condizioni di saturazione, cresce la probabilità che vi siano più stazioni in attesa di trasmissione: quindi non appena il canale si libera, tutte queste inizieranno la trasmissione con conseguente collisione. Per evitare questo inconveniente si potrebbe usare una politica detta p-persistente: le stazioni ascoltano il canale e trasmettono con probabilità p minore di, non appena il canale si libera. Questo potrebbe diminuire la probabilità di collisione nel caso in cui ci sono più stazioni in attesa di trasmissione. Variable delay Non persistent Channel busy REDY persistent p persistent time Fig.0.-6 : logica non persistent e logica e p persistent. 9

10 Se avviene la collisione, rilevata dalla mancata ricezione dell ack (o, in uno schema broadcast, dell eco del messaggio) il messaggio verrà ritrasmesso. Il tempo minimo per rilevare la collisione è dunque pari a 2 volte il tempo di trasmissione del pacchetto sul mezzo trasmissivo (indicato con il simbolo τ). Questo intervallo è chiamato round trip delay ed è spesso indicato con il simbolo 2τ. CSM/CD Un ulteriore evoluzione è stata quella denominata listening while talking (LWT - ascoltare mentre si parla) utilizzata nella rete ETHERNET. In questa variante, la stazione ascolta il canale durante la trasmissione, in modo tale da rilevare la collisione (quando si ha la collisione il livello del segnale trasmesso è differente da quello contemporaneamente ricevuto). Con la collisione, si interrompe repentinamente la trasmissione in corso e si avviano i meccanismi di ritrasmissione, senza aspettare il limite 2τ del caso precedente. Inoltre si trasmette una particolare sequenza, detta sequenza di jamming (pattern di 32 o 48 bit), che permette a tutte le stazioni di rilevare la collisione. Questo meccanismo, anche indicato col termine CSM/CD (Carrier Sense Multiple ccess/collision Detection - accesso multiplo con rilevamento di portante e rilevazione della collisione), è stato ideato da un giovane ricercatore universitario che lo propose alla XEROX, la quale, insieme alla INTEL e alla DEC (Digital Electrical Corporation) lo commercializzo sotto il nome di ETHERNET. In seguito al grande successo, ETHERNET divenne lo standard Osserviamo che, con il CSM/CD, non è possibile determinare in modo esatto il tempo massimo entro cui una stazione possa trasmettere: questo perché alcune stazioni potrebbero incappare, durante le loro trasmissioni, in continue collisioni.. Per poter captare, in caso di collisione, le corruzioni del segnale trasmesso, non è possibile utilizzare la codifica binaria diretta (che in genere prevede un livello di tensione di 5 Volt per il bit e 0 Volt per il bit 0), in quanto il bit 0 si confonderebbe con il segnale inattivo, per cui, se collidono due bit 0, le stazioni non se ne accorgerebbero. Una codifica molto usata nel CSM/CD è la codifica Manchester, che prevede ogni bit (0 e ) rappresentato attraverso un fronte d onda con due livelli di segnali differenti (in genere ±8.5 Volt): questo evita l inconveniente prima detto, in cui si codifica il bit e il bit 0, con un livello di segnale costante. Nella codifica Manchester classica i due livelli di segnali, con cui sono codificati il bit e il bit zero, occupano metà del fronte d onda (Fig. 0.-7). bit bit 0 Fig. 0.-7: codifica Manchester classica La codifica Manchester differenziale, invece, associa due differenti livelli di segnale costante al bit e 0, che vengono cambiati in ogni semiperiodo. La codifica Manchester, oltre a rilevare facilmente le collisioni, è robusta al rumore elettrico, presente in qualsiasi mezzo trasmissivo. Per come è stata definito, il protocollo CSM/CD richiede una topologia a bus, in cui, come mezzo di comunicazione fisico, viene utilizzato il cavo coassiale. Esistono, comunque delle differenti implementazioni di questo standard (tabella di Fig. 0.-8): 0

11 . la più nota fra tutte è la ETHERNET, detta anche 0 BSE 5 (0 rappresenta la capacità in Mbit/s del canale trasmissivo, mentre 5 00m è la lunghezza massima del bus), che si estende su un cavo coassiale a 50 Ω molto spesso (thick cable). Nel cavo coassiale troviamo delle tacche (ad una distanza minima di due metri e mezzo l una dall altra) attraverso cui è possibile collegare le stazioni, sfruttando un sistema detto di tappo, sul quale è collocato un transceiver, che ha funzioni di rilevamento delle collisioni, della portante, etc. Vi è inoltre una scheda, situata all interno della workstation e collegata al tranceiver, attraverso un doppino intrecciato, che regola la logica dell algoritmo (calcola i tempi in cui bisogna trasmettere ed, eventualmente, effettua il controllo di errore). bbiamo già detto che la lunghezza massima del bus nel 0 base 5 è di 500m; è comunque possibile collegare, fra loro, diversi segmenti fino ad un massimo di 2500m (Fig (c)), utilizzando 4 dispositivi, chiamati repeater, per amplificare il segnale. B. Vi è anche la possibilità di utilizzare un cavo coassiale (sempre a 50 Ω e 0Mbit/sec.) più sottile, detto thin cable, tipicamente di colore grigio avorio: in pratica, le stazioni vengono direttamente collegate con dei transceiver a T; con questo tipo di cablaggio l ampiezza massima del segmento si riduce a 85m. Tale standard è chiamato 0 BSE 2 (lunghezza massima, circa 2x00m) e offre delle prestazioni peggiori rispetto al 0 base 5, anche se risulta essere più economico (Fig (b)). Tramite le giunzioni a T il cavo viene connesso verso la scheda di rete che ha sede nel computer. Questa scheda realizza il framing (organizza i vari messaggi secondo il formato supportato dal MC di ETHERNET); effettua la codifica del segnale, che tipicamente è di tipo Manchester differenziato; calcola la Frame Check Sequenze, in quanto è previsto anche un campo per il controllo di errore; effettua l Exponential Backoff che, come vedremo, gestisce la politica di ritrasmissione. La connessione tra un transceiver ed il cavo coassiale viene effettuata attraverso un interfaccia che prevede 5 circuiti di interfaccia: 2 servono per i dati in ingresso e in uscita, nelle due direzioni; 2 servono per il controllo e per alimentazione dell interfaccia. C. Un altra possibile implementazione del CSM/CD è la STRLN, non più basata su cavo coassiale, bensì su doppini. In questo caso, la lunghezza massima rimane pressoché immutata, mentre si ha riduzione a Mbit/s della la banda a disposizione. D. Una variante della STRLN è la 0 BSE T che fa uso del twisted pair (T) costituito da doppini intrecciati, per ridurre le interferenze, raggiungendo, grazie a dei dispositivi detti HUB (concentratore) (Fig (a)), capacità di canale di 0 Mbit/s. La rete si presenta compattata su tali dispositivi e le stazioni sono collegate all HUB tramite doppino intrecciato. L HUB realizza anche lo switching, per interconnettere le stazioni ad esso connesse con stazioni che afferiscono ad altri HUB. I doppini utilizzati in questo schema sono gli UTP-3 o gli UTP-5. La sigla UTP sta per Unshielded Twisted Pair, ossia doppino non schermato (meno protetto dalle interferenze, ma decisamente più economico). La politica 0 BSE T è, fra tutte, la più utilizzata. E. Il nuovo standard, chiamato Fast Ethernet (00 base T) o Switched Ethernet, con capacità di canale di 00 Mbit/s, fa uso degli HUB, basandosi essenzialmente sul 0 base T. La trattazione di questo protocollo è sviluppata successivamente in questa sezione. F. Oltre alla banda base baseband, sono anche possibili implementazioni con cavo coassiale in banda larga broadband con impedenza di 75 Ω.

12 Medium 0 BSE 5 Ethernet Coaxial cable 50 ohms-0mm 0 BSE 2 CheaperNet Coaxial cable 50 ohms-5 mm StarLN BSE 5 StarLN Twister pair Unshielded 0 BROD 36 Broadband Coaxial cable 75 ohms 0 BSE T 2 simplex twister pair unshielded Signals 0 Mbps-Manch 0Mbps-Manch Mbps-Manch Mbps-DPSK 0 Mbps-Manch Maximum Segment Maximum Distance Nodes per Segment Collision Detection Notes 500 m 85 m 500 m.800 m 00 m 2.5 Km Km 2.5 Km 3.6 Km Km Excess current 2 active hub inputs Slot time 52 bits; gap time 96 bits; jam 32 to 48 bits Transmission reception Fig. 0.-8: differenti implementazioni dello standard ctivity on receiver and transmitter (a) Hub Repeter electronics Tx, Rx circuits Multiway interconnecting connector Wiring termination block (b) Termination Coax connector 0.25 coat (c) 0.5 coat Transceiver Drap catte (twisted pairs) workstation/server Fig. 0.-6: (a) 0 base T ; (b) 0 base 2; (c) 0 base 5 2

13 Se una stazione della rete ETHERNET (standard 802.3) ha la necessità di trasmettere una trama, effettua, come detto, il framing (prepara la trama) e il Carrier Sensing nella speranza di trovare il canale libero. Fin quando il Carrier Sensing trova una portante nel canale, la stazione continua ad ascoltare: appena non rileva portanti nel canale, la stazione dati, con logica - persistent, inizia la trasmissione. Se la stazione dati non riceve alcun messaggio di ack durante il tempo di round trip delay, pari a 2a (essendo a l elongazione massima, bisogna attendere che il messaggio e l eventuale segnale di collisione si propaghino lungo il bus), vuol dire che la trasmissione è andata a buon fine. Se la trama viene in parte corrotta dal rumore in linea, la stazione destinataria se ne accorge dal Frame Check Sequence ed attraverso il Logical Link Control provvede ad effettuare l acknowledgement. Se, invece, la stazione rileva una variazione nel livello del segnale o riceve il messaggio di jamming, capisce che è avvenuta una collisione e quindi si prepara ad effettuare la trasmissione con logica diversa dall -persistent, al fine di evitare che la collisione si ripeta all infinito. In pratica attraverso l algoritmo di backoff, regressivo ed esponenziale, ogni stazione può tentare di trasmettere lo stesso messaggio, al più, 6 volte; se per 6 volte consecutive la trama collide, la stazione desiste nella trasmissione, in quanto il traffico in linea è troppo elevato. E quindi necessario avere un contatore che sia incrementato di una unità, ad ogni trasmissione effettuata. Se il valore del contatore è minore di 6, l algoritmo di backoff determina l istante di tempo in cui iniziare la prossima ritrasmissione. Naturalmente l intervallo di tempo minimo che occorre attendere per tentare la ritrasmissione è pari al round trip delay. Nella configurazione classica di ETHERNET, con capacità di 0 Mbit/s ed estensione massima di 2500 m, il round trip dealy è pari a 5,2 µs, quindi, a 0 Mbit/s, si ha una propagazione di 52 bit. L algoritmo di backoff, nella caratterizzazione classica di ETHERNET, prevede che il tempo durante il quale la stazione deve attendere prima di iniziare la ritrasmissione (tempo di backoff ), sia pari ad un multiplo intero del tempo necessario per trasmettere 52 bit. In pratica, detto k il minimo tra 0 e il numero di ritrasmissioni effettuate, il tempo di backoff è pari a r round trip delay dove r è scelto in maniera random nell intervallo ]0,2 k ]. Quindi per il primo tentativo di trasmissione del messaggio, il tempo di backoff è al massimo il doppio del round trip delay. l secondo tentativo, il tempo di backoff sarà compreso tra e 4 volte lo slot di 52 bit, per cui la probabilità che due stazioni trasmettono nello stesso slot, diminuisce, ossia aumenta la probabilità che la trasmissione vada a buon fine. l decimo tentativo sarà improbabile che tutte le stazioni scelgano proprio lo stesso slot su 2 0 slot possibili. vere un round trip delay fissato, nella configurazione classica di ETHERNET, impone un limite ben preciso alla lunghezza minima che deve avere la trama prevista dal MC Protocol del CSM/CD. Infatti, se si considera una trama di lunghezza inferiore a 52 bits (64 bytes), si corre il rischio che una stazione finisca di trasmettere prima che il primo bit, del messaggio inviato, arrivi a destinazione, e quindi sarà impossibile rilevare la collisione, vanificando il miglioramento della Collision Detection. Questo spiega il motivo per cui l ampiezza minima delle trame deve prevedere almeno 52 bits: quindi il generatore di trame deve provvedere al riempimento nel caso in cui si trasmettono un numero inferiore di 52 bits. Inoltre le stazioni riescono facilmente a distinguere la trama informativa dalla sequenza di jamming, la quale è l unica sequenza con un numero di bits inferiore a 52. 3

14 Se si passa da 0 Mbit/s a 00 Mbit/s, chiaramente si deve aumentare la lunghezza minima di trama da 64 bytes a 640 bytes, o alternativamente, ridurre la distanza minima del collegamento da 2500 m a 250 m: ma, quest ultima assunzione è decisamente molto restrittiva. Comprendiamo che, nello schema CSM/CD, non è assolutamente semplice passare da una configurazione a 0 Mbti/s a quella di 00 Mbit/s; infatti la ETHERNET a 00 Mbit/s è completamente differente dal punto di vista protocollare, anche se le configurazioni hardware e altre caratteristiche sono rimaste uguali alla ETHERNET a 0 Mbit/s. In Fig è riportato il formato della frame nello standard LOGICL LINK CONTROL (LLC) N bytes DSP SSP Control DT CSM/CD Bytes 8 2 or 6 2 or Preamble Destination ddress Source ddress Data (LLC) PD Checksum D S FCS Start of Frame Lenght of Delimiter (SFD) data field Fig. 0.-7: struttura della frame nello standard La trama LLC viene inserita nel campo dati della trama del sublayer MC. Il delimitatote SFD (Start of Frame Delimiter), della trama del protocollo CSM/CD, viene utilizzato per la sincronizzazione della trama. Il primo bit del campo D indica se l indirizzo di destinazione riguarda un singolo (bit 0) o un gruppo (bit settato a in fase di configurazione della rete), nel caso si sia implementata una politica di multicast. Nel caso in cui, il campo D contiene una sequenza di bit, allora la trasmissione è di tipo broadcast. Il campo LENGHT indica la lunghezza del campo dati, quindi della trama LLC Il campo PD (riempimento) ha il compito di rendere tutte le frame uguali (minimo 64 byte) anche quando il campo dati è vuoto. Il campo FCS (Frame Checking Sequence) permette il controllo di errore attraverso il codice ciclico, diverso dal quello utilizzato nell'x.25. In reti con capacità più elevate, che usano il CSM/CD, sono necessarie trame più lunghe. La tabella di Fig. 0.-8, riassume i principali pregi e difetti del CSM/CD: Protocollo semplice. Diffusissimo. Vantaggi ccesso fear (cioè tutte le stazioni possono Trasmettere). Con carico inferiore al 70% della capacità del canale, l efficienza è buona. CSM/CD Svantaggi Con elevato carico le prestazioni degradano. Dispositivi usati per il rilevamento della portante e delle collisioni sono analogici e dunque superati. Fault diagnosi. Limiti legati al tempo di propagazione. Sono avvantaggiate le stazioni che Trasmettono frame lunghe. Fig, 0.-8: tabella che riassume i principali pregi e difetti del CSM/CD: 4

15 0.2 TOKEN PSSING - Metodi di ccesso Controllato per le Reti Locali Due importanti esempi di RETI LOCLI, che sfruttano metodi di accesso controllato, sono stati standardizzati e prendono il nome di TOKEN BUS (IEEE 802.4) e TOKEN RING (IEEE 802.5). La decisione di introdurre due standard differenti è nata da due proposte dell IBM e della General Motors, relative, rispettivamente, all automazione d ufficio e all automazione delle fabbriche. Per una fabbrica era più conveniente utilizzare una struttura a bus lineare (TOKEN BUS), sia per garantire un alta affidabilità (se in un punto il bus si interrompe, permane il collegamento dei 2 segmenti a monte e a valle del guasto), sia perché le linee di produzione si estendevano linearmente. Nella struttura a ring, utilizzata specialmente in ufficio, sono state introdotte delle procedure che, in caso d interruzione dell anello, potessero riconfigurare l interconnettività. nalizziamo più in dettaglio tali protocolli. TOKEN BUS (IEEE 802.4) Per l è necessario poter valutare, per tutte le stazioni, il tempo massimo di attesa prima di poter trasferire i dati. bbiamo già osservato come tale tempo non è determinabile nello standard IEEE 802.3, in quanto, potrebbe capitare, che una stazione entri sempre in collisione non riuscendo ad inviare dati. Un semplice sistema in cui si può valutare il tempo massimo di attesa per una trasmissione è l anello (ring), in cui le N stazioni collegate trasmettono a turno. Supponendo che ogni stazione impiega al più T secondi per trasferire il dato, il tempo massimo di attesa per ogni stazione è NT sec. La topologia di rete usata per l è un bus, realizzato tramite un cavo coassiale a larga banda, in cui il ring viene costruito logicamente (e non fisicamente), comunicando ad ogni stazione l indirizzo del suo predecessore e del suo successore. Ovviamente non si avrà nessuna corrispondenza fra la posizione fisica delle workstation nel bus e la posizione che esse occupano nel ring logico Broadband Coaxial cable 4 Logical ring This station not currently in the logical ring Direction of Token motion Fig. 0.2-: Token Bus Quando il ring è inizializzato, la stazione con l identificativo (ad ogni stazione appartenente al ring logico, viene assegnato staticamente un identificativo univoco) più elevato può trasmettere la prima frame. Tale stazione, completata la trasmissione, passa una speciale frame di controllo detta token. 5

16 Il token viene dunque propagato lungo il ring logico, e solo la stazione che possiede il token può trasmettere, evitando, dunque, qualsiasi rischio di collisione. Il protocollo è notevolmente complesso: per tale motivo faremo una panoramica curandoci di analizzare solo gli aspetti più importanti. Quando il ring viene inizializzato, le stazioni sono inserite in ordine decrescente, e tale ordine è anche quello che viene seguito nel passaggio del token. Ogni qual volta una stazione ha il token, essa è abilitata a trasmettere dati per un certo tempo massimo (THT token holding time, circa 0 msec.), dopo il quale deve necessariamente passare il token alla stazione successiva del ring logico, per evitare di monopolizzare la risorsa. In tale intervallo di tempo possono essere inviati più pacchetti, oppure, se la stazione non ha nulla da trasmettere passa subito il token. Il token bus gestisce, inoltre, messaggi con 4 differenti classi di priorità (codificate mediante codice binario), indicate convenzionalmente con: Classe 6: usata per i messaggi urgenti; ad esempio allarmi, e funzioni di controllo associate a situazioni critiche. Classe 4: usata per i normali messaggi che effettuano operazioni di controllo e funzioni di gestione del ring. Classe 2: usata per messaggi relativi alla raccolta di dati (escluse le situazioni urgenti). Classe 0: usata per messaggi con la più bassa priorità. d ogni classe di priorità è associato un timer, scaduto il quale si passa alla trasmissione della classe di messaggi a priorità inferiore. Senza entrare troppo nel dettaglio, sulla gestione di questi timer, diciamo che viene garantito un certo intervallo del THT alla classe 6; ovviamente le classi a priorità inferiore, come mostra la Fig , dovranno accontentarsi del tempo che resta. Timer Classe 6 Timer Classe 2 Timer Classe 4 Timer Classe 0 token holding time Fig : rappresentazione grafica dei timer delle varie Classi di priorità Quindi ogni stazione amministra come vuole il THT per trasmettere dati a diversa priorità. La politica delle priorità è gestita in modo differente nel TOKEN RING (che analizzeremo di seguito), dove, invece, si realizzano dei cicli di trasmissione a priorità. Il formato della frame dell (Fig ) è differente da quello usato nell 802.3: Bytes 2 or 6 2 or Destination ddress (D) Source ddress (S) Data (LLC) Checksum (FCS) Frame Format (FF) Start Delimiter (SD) Preamble Fig : formato della frame nell End Delimiter (ED) 6

17 L ottetto finale ED (End Delimiter) rappresenta un delimitatore di fine trama: questo campo non è presente nella trama CSM/CD, in quanto vista la presenza del campo Length, in cui è indicata la lunghezza della trama Dati (LLC), non è necessario inserire un delimitatore di fine trama. Nel campo di controllo FF (Frame Format) è specificato se la trama è una frame dati o di controllo. Inoltre, nelle frame dati, esso contiene la classe di priorità del pacchetto. È anche presente un campo che permette, alla stazione ricevente, di inviare l ack anche se non è in possesso del token. Nel caso di frame di controllo, il campo FF è usato per specificare il tipo di messaggio di controllo (Fig ). Frame Format Field Name Significato Clain_token Richiesta del token durante l inizializzazione del ring Solicit_successor_ Permette alle stazioni di entrare nel ring Solicit_successor_2 Permette alle stazioni di entrare nel ring Who_follows Ripristino dalla situazione di perdita del token Resolve_contention Usata quando più stazioni vogliono entrare nel ring Token Passaggio del token Set_successor Permette alle stazioni di uscire dal ring Fig : Nome e significato del Frame Control Field I campi Destination ddress e Source ddress, contengono rispettivamente l indirizzo della stazione di destinazione e quello della stazione sorgente del messaggio. Il campo Data, può essere al più di 882 byte quando vengono usati indirizzi di 2 byte, mentre è limitato a 874 byte quando sono usati indirizzi formati da 6 byte. Osserviamo che tale campo è molto più lungo del corrispondente nell 802.3: questo è giustificato dal fatto che nel token bus non si hanno problemi di monopolio del canale grazie alla gestione con token. nalizziamo ora le procedure di gestione del ring logico nel TOKEN BUS. Per permettere ad altre stazioni di introdursi dinamicamente nel ring, la stazione che ha il token invia periodicamente una frame di controllo, di tipo solicit_successor (to solicit sollecitare - Fig.0.2-4), in cui sono contenuti l indirizzo della stazione e quello del successore (effettuando una sorta di polling sulle stazioni inattive). Le stazioni con indirizzo compreso in tale intervallo, possono entrare nel ring. Se nessuno risponde alla solit_successor, la stazione continua le normali attività. Se, invece, risponde una sola stazione, questa sarà inserita nel ring logico, come successore dell attuale workstation. Nel caso in cui sono più stazioni a rispondere, viene attivata una procedura di resolve_contention (Fig ) che permetterà ad una sola delle stazioni di entrare nel ring. Le altre riproveranno successivamente. Osserviamo dunque che la politica di gestione del ring è distribuita, poiché tutte le stazioni appartenenti all anello possono permettere l ingresso di ulteriori workstation nell anello. Esistono altre procedure che permettono l inizializzazione del ring e l auto esclusione di una stazione dall anello. Non appena la stazione che vuole uscire dal ring logico riceve il token, invia un messaggio di controllo di tipo Set_successor comunicando al suo successore e al suo predecessore le rispettive identità: questo permette al ring logico di riconfigurarsi dinamicamente ad ogni esclusione. Sono inoltre previste delle procedure per l esclusione di stazioni guaste, e per la gestione di situazioni anomale, quale la perdita del token. 7

18 La tabella di Fig riassume i principali pregi e difetti del TOKEN BUS: Vantaggi Gestione del throughput eccellente a parte l overhead dovuto alla gestione del token. Dinamica ampia. ccesso controllato. Può essere usato anche per applicazioni isocrone. Token Bus lgoritmo pesante. Svantaggi Tecnologia che non ha sfondato, dunque i costi sono rimasti elevati. Fig, 0.2-5: tabella che riassume i principali pregi e difetti del Token Bus. TOKEN RING (IEEE 802.5) Lo standard IEEE 802.5, conosciuto anche con il nome di Token Ring, è ancora un protocollo di TOKEN PSSING ( gettone passante ), basato su una struttura di rete ad anello, che collega le varie stazioni tramite dei link punto-punto. differenza del Token Bus, il ring è fisico e l ordine di percorrenza dell anello coincide con l ordine fisico delle stazioni. Ring interface Station Unidirectional ring Fig : struttura tipica di una rete token ring. Il cavo usato nelle reti Token Ring, varia a secondo dell applicazione che si vuole realizzare; il classico Token Ring utilizza cavi con capacità di 5 Mbit/s. In alcune reti Token Ring si è anche usata la fibra ottica. Nella struttura tipica di una rete Token Ring, riportata in Fig , esiste un grosso problema: se il cavo si interrompe in un qualsiasi punto, il ring perde la sua continuità elettrica e la comunicazione diventa impossibile (non c è più la possibilità di far circolare il token). Per superare tale ostacolo è stata proposta una nuova topologia che fa uso del wire center (centro di connessione - Fig ). Le stazioni sono collegate al wire center con almeno due cavi coassiali 8

19 (per ottenere i due flussi di dati dalla stazione al concentratore e viceversa) secondo una struttura a raggiera. Inoltre all interno del wire center vi sono dei relè che vengono automaticamente attivati quando la stazione, a cui fanno riferimento, si guasta: bypassando (cortocircuitando) la stazione guasta, si ha l effetto di rendere il sistema insensibile ai guasti delle stazioni o dei cavi che collegano le workstation al concentratore. Station Cable Baypass relay Connector Wire Center Fig : topologia del Token Ring che fa uso del wire center Il Token Ring, analogamente al Token Bus, si basa sul concetto di token, che circolando nel ring permette di trasmettere ad una stazione alla volta, evitando così le collisioni. Il free token circola continuamente sul ring quando le stazioni non hanno nulla da trasmettere. ppena la stazione ha un dato da inviare, cattura il free token e lo trasforma in un busy token, invertendo un bit da 0 ad (bit T di Fig ). Quindi trasmette il busy token seguito dalla frame dati. Essendo la trasmissione a diffusione, ogni stazione legge il messaggio, introdotto dal busy token, che circola nel ring, e solamente la workstation, che trova il proprio indirizzo nel campo Destination ddress della trama (Fig ), copia l informazione nel proprio pattern. La stazione sorgente, non appena vede ritornare il busy token, lo cattura, lo riconverte in free token e lo immette nel ring in modo da essere utilizzato dalle altre stazioni che intendono trasmettere. Il rilascio del free token avviene quando a) si è esaurito il tempo di propagazione lungo l anello (ovvero il token è pervenuto alla stazione che lo ha generato) e b) quando la stazione ha finito di trasmettere (cioè se il numero di bit contenuti nella frame dati è del numero di bit del fattore a, che rappresenta la lunghezza del collegamento espressa in messaggi), nel rispetto del THT (token holding time). Infatti scaduto il THT la stazione sender deve necessariamente passare il token free. Tutto questo meccanismo è supervisionato da una stazione detta Monitor Station che ha il compito di risolvere eventuali situazioni anomale. 9

20 ffinché il sistema possa essere realizzato, è necessario che l anello preveda un ritardo tale da contenere il token. Questo ritardo è composto da: bit per ogni stazione del ring; ritardo di propagazione; L interfaccia sul ring delle stazioni (Ring Interface) può operare in due modalità: MODLITÀ DI SCOLTO (listening mode), in cui la stazione copia il bit che riceve in ingresso sull uscita, introducendo un ritardo di bit. MODLITÀ DI TRSMISSIONE (Transmit mode), in cui la stazione interrompe il ring e inserisce nell anello la frame che deve inviare. Questa modalità è operativa solo dopo che il token è stato cancellato dal ring. Vediamo adesso più in dettaglio il formato delle frame e il funzionamento di tale protocollo. Il token è formato da 3 byte; la sua struttura è mostrata in Fig Se il bit T, nel campo ccess Control, ha il valore 0, il token è free (nessuna stazione sta trasmettendo). Catturato il token free, la stazione che setta tale bit ad, converte il token in busy e si assicura l accesso esclusivo. I tre bit PPP indicano la priorità del token, cioè le frame che devono essere prima trasmesse. Tali bit sono elevati in priorità dalle stazioni del ring quando, al passaggio del token, si accorgono che la frame da trasmettere possiede un livello di priorità maggiore di quella indicata nei tre bit PPP. Il bit M è usato da una particolare stazione, denominata Monitor Station, per evitare che delle frame continuino a circolare indefinitamente sul ring. Infine i tre bit RRR sono i Reservation bit, che permettono la prenotazione del token con una particolare priorità. Bytes SD C ED TOKEN FORMT P P P T M R R R SD Start Delimiter C ccess Control ED End Delimiter Fig : struttura del Token per il Token Ring Nel TOKEN RING (802.5) la gestione delle priorità viene effettuata attraverso un algoritmo più furbo, ma più lento rispetto al meccanismo delle precedenze utilizzato nel TOKEN BUS (802.4). Se una stazione rileva il token, perché ha qualcosa da trasmettere, verifica che la frame da spedire abbia priorità maggiore o uguale a quella del token: in caso affermativo, modifica il bit T e trasmette il token busy seguito dalla frame dati, rispettando il formato di Fig Concluso un ciclo di inattività, in cui il token free rimane free dopo aver percorso l intero ring, perché nessuna stazione trasmette al corrente livello di priorità, quest ultimo viene automaticamente decrementato. Quindi si innesca un processo graduale attraverso cui la priorità decresce di un livello alla volta. Questo algoritmo è stato definito lento, visto che esiste una certa inerzia nel processo di decremento della priorità (durante ogni ciclo di inattività il token circola free anche se alcune stazioni, a priorità molto bassa, hanno dati da trasmettere). 20

21 Così facendo è evidente che i messaggi a più alta priorità verranno trasmessi più velocemente degli altri, anche se alcune stazioni corrono il rischio di non riuscire a trasmettere. Non sempre è, inoltre, prevista una tecnica di prenotazione, la quale assicura che il token, rilasciato dalla stazione che sta trasmettendo, abbia la priorità prenotata dalle stazioni in attesa di trasmissione. Sapere se il destinatario abbia ricevuto correttamente il messaggio è una problematica risolta a livello LLC, piuttosto che a livello di MC protocol; ciò nonostante, il TOKEN RING prevede un meccanismo di acknowledgement che permette alla stazione destinataria, attraverso il campo FS della trama (Fig ), di inviare l CK pur non possedendo il token. Bytes < SD C FC D S DT FCS ED FS SD Start Delimiter C ccess Control ED End Delimiter FC Frame Control S Source ddress D Destination ddress FS Frame Statur Fig : formato della frame nel Token Ring Frame format differenza dell e dell 802.4, dopo il campo End Delimiter, vi è un ulteriore campo denominato Frame Status, che contiene i bit e C. Il bit viene settato quando la frame arriva alla stazione di destinazione. Se inoltre la frame viene regolarmente processata dalla stazione ricevente, anche il bit C viene settato (la frame potrebbe non essere processata, ad esempio, a causa della mancanza di buffer disponibili).quando la frame ritorna alla stazione sorgente del messaggio, dall analisi del campo Frame Status si capisce se è necessaria una ritrasmissione o meno. Riassumiamo le tre eventuali situazioni che si evincono analizzando il campo Frame Status:. 0 e C0; la stazione di destinazione non è presente, oppure è momentaneamente inattiva. La ritrasmissione è dunque inutile, e il messaggio non può essere inviato a destinazione. 2. e C0; la stazione di destinazione è presente, ma la frame non è stata accettata. Sarà dunque necessaria una ritrasmissione. 3. e C; la stazione di destinazione è presente e la frame è stata ricevuta correttamente. Questo schema assicura un acknowledgement automatico per ogni frame. Prima di concludere, accenniamo brevemente alle funzionalità di mantenimento del ring previste dallo standard Per ogni anello vi è una stazione, detta Monitor Station, che monitora il funzionamento del ring. Se tale stazione si guasta, è previsto un meccanismo che permette ad un altra workstation di diventare automaticamente Monitor Station. La Monitor Station risolve tutte le possibili condizioni di malfunzionamento del ring; in particolare: i. controlla che il token non venga perso (a causa di disturbi sull anello); ii. ricerca eventuali interruzioni del ring; 2