señales de atasco para QoS
sobre IEEE 802.11
Ingeniería Informática
U
NIVERSITAT DE
V
ALÈNCIA
Estudi general
13DEJUNIODEL2005INDICE
1. La calidad de servicio y el estándar IEEE 802.11…………... 3
2. Introducción al estándar IEEE 802. ………...………... 3
2.1 Arquitecturas y elementos de topología de 802.11………...3
2.2 Descripción de la capa MAC de 802.11………...5
2.2.1 Protocolo CSMA/CA……….5
3. Algoritmos de QoS basados en señales de atasco………7
3.1 Algoritmos de QoS basados en señales de atasco………….8
3.1.1 Esquema de BlackBurst………..……8
3.1.2 Esquema de Sheu………..……..9
3.1.3 Esquema de Banchs para tiempo real………12
3.1.4 Esquema de Jamming-based Retransmisión……14
4. Conclusiones………...……15
1. La calidad de servicio y el estándar IEEE 802.11
En la historia reciente de la informática, y más concretamente en el de las comunicaciones, el crecimiento de la tecnología inalámbrica ha sido espectacular y arroja un futuro excelente para este tipo de comunicaciones. Esta tecnología ahora alcanza, o es capaz de alcanzar, virtualmente cualquier punto del planeta. Miles de millones de personas intercambian información usando teléfonos móviles y otros dispositivos de comunicación inalámbrica como son los ordenadores portátiles. Pero estos millones de usuarios además de demandar miles de aplicaciones multimedia cada vez más complejas y que aporten un mayor número de servicios, desean que el funcionamiento de estos servicios tenga cierto grado de calidad.
La aparición de nuevas aplicaciones multimedia y de sus crecientes requisitos de entrega, hacen que el trato unitario a todos los paquetes y a todas las estaciones de una red sea insuficiente para cierto tipo de configuraciones. Se hace necesario la demanda de un mayor esfuerzo y un trato preferencial para cierto tipo de aplicaciones teniendo en cuenta su contenido. El conjunto de esfuerzos que se realizan para conseguir un tratamiento diferenciado en aras de obtener un mejor rendimiento se recoge en el concepto de Calidad de servicio o QoS (Quality of Service).
Uno de los estándares que están realizando numerosos esfuerzos para ofrecer QoS para sus redes es el estándar 802.11. Muchos grupos de investigación trabajan en algoritmos que ofrezcan ese trato diferenciado.
2. Introducción al estándar IEEE 802.11
2.1 Arquitecturas y elementos de topología de 802.11
El estándar 802.11 define una alternativa a la LAN con cables, esta alternativa es conocida como WLAN (Wireless Local Area Network). Este sistema de comunicación utiliza ondas de radio para llevar la información de un punto a otro sin necesidad de un medio físico guiado, esto hace que este tipo de estructuras aporten una gran flexibilidad a las comunicaciones y que aporten soluciones en zonas donde la instalación de cableado seria muy difícil y costoso. Además a diferencia de las redes cableadas evita obras para tirar cable por muros y techos, mejorando el aspecto físico y aumentando la habitabilidad y reduciendo a su vez el tiempo de instalación y permitiendo el acceso instantáneo a usuarios temporales de la red.
Dentro de una WLAN existe un bloque básico de construcción que es conocido como conjunto básico de servicios o BSS y posee la topología que podemos ver en la figura 1
.
Figura 1. Conjunto básico de servicios o BSS
Este bloque básico se puede subdividir en dos tipos BSSs, las Redes Ad-hoc o IBSS
(Independent Basic Service Set) y redes con infraestructura o Infraestructura BSS:
La primeras se caracterizan por ser una WLAN donde tenemos un único BSS donde las estaciones se comunican directamente las unas con otras tal y como se ve en la figura 2. Esta clase de BSS suele montarse generalmente sin ningún tipo de de planificación con la idea de
mantener un sistema de comunicación entre varias estaciones durante un periodo de tiempo corto (Conferencias, meeting o reuniones).
Figura 2. Redes Ad-hoc
Cubren un área limitada. El número de equipos que forman parte de ella dependerá del rendimiento que se quiera obtener.No tienen acceso a redes externas, en principio.
El segundo tipo de bloque de construcción para una WLAN se caracteriza por tener un único BSS donde se las estaciones se comunican unas con otras a través de un punto de acceso (AP) que además les proporciona acceso a redes externas ya sean cableadas o también inalámbricas.
Figura 3. Infraestructura BSS
Se pueden realizar redes de mayor complejidad siempre y cuando el AP lo permita.
Una BSS, además de existir de forma independiente, también puede pertenecer a una red extendida formada por varios BSSs. La interconexión entre diferentes puntos BSSs se realiza a través de un sistema de distribución (DS).La naturaleza de este DS no viene establecida por el estándar pudiendo ser cualquier tipo de red de comunicación.
El intercambio entre BSS y un DS se hará mediante un AP, a la red formada por los diferentes BSSs y el DS se le llama Extended Service Set o ESS.
Otro concepto a tener en cuenta es cuando deseamos integrar una WLAN IEEE 802.11 en una LAN cableada es un nuevo componente llamado portal. Un portal es un dispositivo que se encarga de encapsular los datos que provienen de una red que no es de tipo 802.11, de forma, que puedan ser tratados por las estaciones de una WLAN IEEE 802.11. Así pues un AP puede actuar como un portal en el caso de que el DS esté formado por una red cableada.
Llamamos infraestructura a la entidad formada por uno o más APs, cero o más portales y un DS, tal y como se ve en la figura siguiente:
Figura 5.Ejemplo de una Infraestructura 2.2 Descripción de la capa MAC 802.11
El estándar IEEE 802.11 define para la capa MAC dos funciones de acceso al medio. La primera se basa en un protocolo distribuido en que la decisión de quién puede transmitir se decide entre todas las estaciones que forman la WLAN. Esta es llamada función de
coordinación distribuida (DCF) .La segunda función se basa en un protocolo de acceso
centralizado donde una estación tiene autoridad para decidir qué estación puede transmitir en cada momento. Esta función se llama función de coordinación puntual (PCF). En este estudio se centra en el estudio de DCF.
La función DCF utiliza un mecanismo que permite a las estaciones transmitir sus tramas mediante el protocolo de acceso múltiple con detección de portadora y prevención de colisiones (CSMA/CA) y un algoritmo de contención.
2.1.2 Protocolo CSMA/CA
Supongamos que una estación A desea transmitir una trama hacia otra estación B y detecta que el canal está libre. A espera un tiempo antes de transmitir, tiempo de espera puede ser
DIFS (DCF Interframe Space), o EIFS (Extended Interframe Space). Se utilizará DIFS
normalmente tanto sólo se utilizará EIFS cuando se detectado errores en la transmisiones anteriores.
Una vez esperado un tiempo DIFS o EIFS y si el canal continua libre, la estación empezará a transmitir. De esta forma se asegura que cualquier trama emitida en la red irá separada de la anterior al menos por este espacio de tiempo.
Figura 6.Funcionamiento del Protocolo CSMA/CA
Una vez ha terminado de emitir su trama, A espera una confirmación (ACK) de B que permite confirmar que la recepción ha sido satisfactoria y que la trama recibida no contiene ningún error. La trama ACK debe ser enviada en un intervalo de tiempo denominado SIFS menor que DIFS después de que haya sido recibida la trama de A. Pasado ese tiempo, si la trama ACK no ha llegado, la estación emisora debe considerar que ha habido un error en la transmisión o que se ha producido una colisión. Cuando A recibe el ACK de B, pone en marcha el algoritmo de backoff del que hablaremos más adelante.
Supongamos que en algún momento durante la emisión de la trama de A, una estación C desea enviar una nueva trama. Como C detecta que el canal está ocupado, C esperará hasta que el canal este de nuevo libre. Después que B envíe el ACK a la estación A el canal volverá a estar vacío, entonces C lo detectará y esperará un tiempo DIFS para saber si sigue vacío. No obstante a diferencia de antes C no transmitirá de inmediato, sino ejecutará un algoritmo conocido como algoritmo de backoff que hará que espere un tiempo aleatorio. Si durante el tiempo aleatorio, C detecta que alguna estación transmite congelará su contador de tiempo aleatorio para volver a activarlo tras un tiempo DIFS después de que haya cesado toda actividad. La transmisión de la trama se hará cuando el contador llegue a 0.
Figura 7. Ejemplo de funcionamiento del algoritmo de Backoff con 3 estaciones
El algoritmo de backoff se calcula como: Backoff_time = [CW x rand()]x SlotTime
Donde rand() es una función de distribución uniforme en el rango [0,1]; CW es la ventana de contención (con CWmin ≤ CW ≤ CWmax); y SlotTime es un parámetro que depende de la capa
CW se calcula como: CW = 2i-1 Con la i>=3
Inicialmente CW es igual CWmin Cada vez que termina el algoritmo de backoff y no se obtiene
el acceso al medio, se incrementa en la estación el valor de i modificándose por tanto el valor de CW. Hasta que CW alcanza el valor de CWmax. Cuando por fin se accede al medio se
resetea el valor de CW al valor de CWmin. Para ilustrar este incremento véase la figura 8.
Figura 8.Incremento de CW tras varios intentos
Esto reduce el riesgo de colisión con otras estaciones que pudieran también estar observando el proceso de A y B y esperando para transmitir a continuación.
3. Algoritmos de QoS basados en señales de atasco
Los investigadores durante años han intentado implementar soluciones para dar un trato diferenciado a las estaciones sobre DCF. Estas soluciones intentaban aportar un mayor rendimiento y aprovechamiento de los recursos disponibles de la red, que los que ofrecía el estándar tal cual. En la figura 9 se ven varios mecanismos para obtener unos buenos resultados, no obstante, en este estudio tan sólo se hará referencia a las técnicas de QoS basadas en señales de atasco.
Figura 9.Técnicas de QoS sobre DCF
Estas técnicas se caracterizan por sustituir el algoritmo de backoff propuesto por el estándar que da un trato igualitario a todas las estaciones por nuevas implementaciones que utilizando
la mayor o menor longitud de la señal atasco dará una mayor o menor prioridad a la hora de acceder al canal dependiendo del tipo de estación.
3.1 Algoritmos de QoS basados en señales de atasco
3.1.1 Esquema de BlackBurst
Algoritmo publicado en 1996 por J. L. Sobrinho and A. S. Krishnakumar. Este artículo considera que una LAN wireless está constituida por dos tipos de estaciones. Las estaciones de datos que regulan su acceso al canal según el protocolo de CSMA/CA, especificado por el estándar IEEE 802,11. Y el segundo tipo de estaciones que usarán un menor tiempo interframe más una modificación en el algoritmo de backoff, utilizando una señal de atasco.
Procedimientos de acceso al medio
El primer tipo de estaciones al seguir el estándar tal cual no se hablará de ellas aunque en el artículo se hace una breve explicación, en este estudio del esquema se centrará sobre la estaciones con tráfico en tiempo real.
Es el momento de hacer referencia a las notaciones utilizadas por los autores en el artículo. El esquema de Black Burst fue escrito antes de la estandarización del 802.11 por lo que algunos de los términos utilizados en el artículo original, pese a tener su equivalente en el estándar, tienen diferente designación, no obstante se tratará de mantener la designación de los términos originales, por respeto al texto original.
Así pues, dicho esto, se denota como a la propagación máxima del retraso entre un par de estaciones, este parámetro incluye la detección del retraso como los tiempos de ida y vuelta. Además se definen tres espaciamientos interframe: Tshort (SIFS), Tmed (PIFS) y Tlong (DIFS)
respectivamente:
Tshort+2 < Tmed
Tmed+2 < Tlong
Operativa básica para estaciones en tiempo real
Siempre que una estación en tiempo real tenga un instante del acceso, realiza dos acciones: 1) Transmite un paquete por lo menos durante Tpkt segundos.
2) Programa el siguiente instante de acceso para que ocurra Tsch segundos en el futuro.
Supongamos, ahora, que una estación en tiempo real tiene programado un instante de acceso para que ocurra en un tiempo t. Si el canal se detecta como vacío durante un intervalo Tmed y se
mantiene así durante los siguientes Tobs segundos, con Tobs > 2 , la estación tiene acceso al
canal.
Si no, la estación espera hasta que el canal este vacío durante Tmed segundos consecutivos y
entra en un periodo de contención llamado Black Burst., durante el cual la estación emite
black slots (pulsos de energía) con una duración igual al tiempo que la estación a estado
esperando a que el canal llegue a estar vacío. Específicamente, si la estación ha estado esperando d segundos para tener acceso al canal, transmite un black burst con una duración de Tbslot x ┌ d/Tunit┐ segundos, donde Tbslot es, Tbslot > 2 , que es la longitud de un black slot y
donde Tunit es Tunit ≤ (Tobs+Tpkt+Tmed),
Después de transmitir su black burst, la estación espera Tobs segundos para ver si cualquier
otra estación esta transmitiendo un black burst más largo, esto implica que habría estado esperando más tiempo para realizar un acceso al canal. Si el canal se percibe como vacío después del intervalo Tobs, entonces la estación tiene un acceso inmediato y transmite un
paquete. Si no, se espera otra vez hasta la próxima vez en que el canal se perciba vacío para Tmed segundos consecutivos y repite el algoritmo. Un hecho a reseñar es que la observación del
intervalo, Tobs, tiene que ser menos que Tbslot, de modo que una estación en tiempo real
que ser menos que Tmed, de modo que las estaciones en tiempo real no tengan acceso al canal
para transmitir black burst durante el intervalo de observación. En conclusión, 2 < Tobs < min
(Tbslot, Tmed).
Figura 10.Ejemplo de funcionamiento de esquema Black Burst
3.1.2 Esquema de Sheu
Este esquema describe una extensión para el protocolo MAC del estándar 802.11 propuesta por cuatro investigadores Jang-Ping Sheu, Chi-Hsun Liu, Shih-Lin Wu y Yu-Chee Tseng. Este mecanismo se caracteriza por estar dividido en dos fases: una primera en la que transmite una señal de atasco proporcional a la prioridad de estación, otra fase en la que se le asigna a la estación número identificativo único para un protocolo de inicialización y así mandar ordenadamente las tramas.
Tráfico en tiempo real
Hay 2 tipos de estaciones:
1) Las estaciones en tiempo real Æ Alta prioridad 2) Las estaciones en tiempo no real ÆBaja prioridad
Paso 1: Inicio
Una estación que desea transmitir una trama, primero debe detectar el estado del canal. Si el canal está ocupado, la estación esperará hasta que esté vacío durante un tiempo DIFS y después se incorporará al esquema de clasificación de la prioridad.
Paso 2: Esquema de clasificación de la prioridad
Durante el período de la clasificación de la prioridad, una estación que desea pugnar por el canal debe enviar una señal de BB para bloquear el canal según su prioridad. La estación que tendrá mayor prioridad cuanto más larga sea la señal de BB.
a) Canal ocupado (single): La estación no es la más prioritaria, espera un tiempo DIFS y vuelve a iniciar el Paso 2.
b) Canal vacío (null): Estación más prioritaria, espera un periodo PIFS e inicia su esquema de inicialización.
Paso 3: Esquema de inicialización ID .Detectar si la estación es capaz de detectar colisiones Todas las estaciones mantienen 4 variables: I, L, N, y flag. Inicialmente se ponen todas a 1 y el flag a 0. PL denota al grupo de estaciones las cuales la variable l y L son iguales. La variable
flan se utiliza para saber si se detectan dos estados contiguos ‘nulo’. En caso de que si se tenga capacidad de detectar colisiones:
0) Todas las estaciones de PL mandan un frame ‘REQ’ de petición broadcast al canal, esperan
SIFS y detectan el estado del canal, pueden ocurrir 3 estados: 1) Estado “Null”:
Todas las estaciones ponen flag = flag +1.
Si 2 Null consecutivos a entonces
Si quedan estaciones sin ID entonces
Hacer un nuevo árbol con las estaciones que aún no tienen numero ID, se reinician L=1, I=1 y flag=0 se vuelve a 0.
Else
Vamos al Paso 4. Else
Las estaciones tan sólo hacen L = L - 1.
2) Estado “Single”: solamente una estación esta dentro de la contienda por el canal, es decir es el único que ha mandado el frame ‘REQ’ y por tanto obtiene un número único de ID automáticamente, esto se hace ID = N. Este ID se encuentra entre 1 y n donde n es el número de estaciones. Después de asignarle el ID se espera a que resto de estaciones del árbol obtengan un ID. Se aumenta N para actualizar (N=N+1) , se hace L = L - 1 y flag = 0.
3) Estado “Colisión”: existen varias estaciones que pugnan por el canal y por tanto se debe construir un árbol binario de contención. Todas las estaciones hacen L = L + 1 . Se lanza una moneda
2.1 Sale “Cara” la estación es asignada al subárbol izquierdo y por tanto continúa la lucha por el canal en el siguiente turno, por tanto se incluyen en PL y se hace I = L.
Vuelve a 0.
2.2 Sale “Cruz” la estación es asignada al subárbol derecho y debe esperar hasta que todas las estaciones del subárbol izquierdo obtengan un número único ID.
En caso de que no:
Primero, eligen a un líder de la red ad hoc. Utilizan al líder para distinguir los estados ' Collisión ' y ' Null ' del estado del 'Noise'.
Sin capacidad CD, todas las estaciones pueden detectar dos estados del canal al final de la transmisión de datos:
a) ‘Single' indica una sola transmisión en el canal. Si se produce este estado en un k turno, el líder no hace nada y todas las estaciones esperarán al turno siguiente.
b) 'Noise’ indica que no hay transmisión o hay una colisión en el canal. El líder y las estaciones que difunden en el turno k , difunden un mensaje de la petición otra vez en el turno k +1. Durante el turno k + 1, todas las estaciones detecta el estado de canal:
b1) Estado de canal es ' Single': Sólo el líder difunde en este turno. Por consiguiente, ninguna estación difunde en el turno k y el estado de canal es 'Null'. b2) Estado de canal es 'Noise': por lo menos dos estaciones difunden un mensaje de la petición en el turno k y el estado de canal es ' collisión'.
En tal ambiente, el líder difunde siempre un mensaje que sigue una turno' Null ' o ' collisión'. Por lo tanto, en la fase de la inicialización de la identificación, dos turnos ' Null ' nunca ocurren seguidos y solamente se construye un árbol de contención en la fase de la inicialización.
Paso 4: La transmisión del frame:
En la fase de transmisión, todas las estaciones activas pueden transmitir frames de datos en el orden de sus números de identificación.
Existen 1 flag 2 variables a reseñar:
Piggyback flagÆ Permite transmitir múltiples frames de datos de una manera round robin.
NcountÆ denota la identificación de la estación que transmite actualmente un frame de datos. PcountÆ Numero de estaciones que todavía tienen marcos en sus buffers y desea transmitir
en el siguiente ciclo de transmisión. ESQUEMA DE TRANSMISIÖN
N es número de estaciones activas con un ID Mientras mi buffer no este vacío hacer {
Ncount=1 y Pcount =0 Mientras Ncount<=N hacer {
Si mi Id=Ncount entonces {
Envío el frame de datos al canal Si el piggyback flag =1 Entonces { El emisor pone la ID a Pcount+1
Las otras estaciones Ponen su Pcount=Pcount+1 }
Else
El emisor pone su identificador a 0 y sale del protocolo }
Ncount = Ncount +1; }
N = Pcount }
Formato del mensaje de petición ' REQ’ El formato del ' REQ ' es el siguiente: ‘TA' es la dirección del transmisor; el 'RA' es la dirección del receptor; y el
Un campo se agrega para almacenar las cinco variables usadas en el esquema de inicialización ID. La variable ' P ' representa la prioridad de estaciones. Las otras cuatro variables, L, l, N, y flag se explican en protocolo de la inicialización ID.
Figura 11.Esquema de trama REQ
3.1.3 Esquema de Banchs para tiempo real
Este esquema propuesto por cuatro investigadores Albert Banchs del que toma el nombre el algoritmo, Xavier Pérez, Markus Radimirsch y Heinrich J. Stüttgen
,
describe la vertiente para tráfico en tiempo real en la que se utilizan dos señales de atasco para dar prioridad a las estaciones de este tipo.Tráfico en tiempo real
En contraste con tráfico elástico, los paquetes en tiempo real son muy sensibles a los retrasos. Para reducir al mínimo, el retraso experimentado por esos paquetes, se les debería dar acceso prioritario sobre otros paquetes.
La solución propuesta en el actual protocolo MAC de 802,11 es la utilización del modo PCF, el cual permite un acceso prioritario al medio sobre el modo de DCF usando un IFS más corto. En la extensión propuesta para el tráfico en tiempo real, los autores redefinen la función de PCF del estándar actual en un esquema distribuido, ya que argumentan que el control distribuido para el soporte de servicios en tiempo real es más eficiente y flexible que el control centralizado. No obstante indican que el único requisito de su solución es que no se debe utilizar el PCF original con la extensión modificada del mismo.
La redefinición del modo PCF para estaciones en tiempo real permite, que las estaciones con tráfico de este tipo tengan acceso al canal para la transmisión de sus paquetes después de un tiempo PIFS, mientras que las estaciones con paquetes elásticos tienen que esperar un tiempo mayor DIFS. De esta manera, el tráfico en tiempo real recibe un acceso prioritario sobre el tráfico elástico; y por tanto siempre que haya un paquete de tiempo real para transmitir, se transmitirá antes que cualquier otro paquete.
El mecanismo explicado hasta ahora soluciona la contención entre los paquetes en tiempo real y elásticos dando una prioridad más alta al primero. Sin embargo, varias estaciones con tráfico en tiempo real pueden sufrir colisiones al intentar tener acceso al canal después de un tiempo PIFS. Por esta razón, se necesita un algoritmo de la resolución de la contención para evitar colisiones entre las estaciones con tráfico en tiempo real. Este algoritmo se explica detalladamente más adelante.
El control de la admisión es un aspecto clave para que el mecanismo en tiempo real trabaje bien, puesto que permite limitar la cantidad de tráfico en tiempo real admitida en una LAN Wireless. Si hay demasiado tráfico en tiempo real, la resolución de la contención en el PCF redefinido durará demasiado y el requisito para la entrega inmediata de paquetes en tiempo real no será resuelto. Además, el control de la admisión se puede utilizar también para evitar la inanición para el tráfico tipos de tipo elástico.
Ejemplo del protocolo de operación
La combinación de los mecanismos para tráfico en tiempo real y elástico explicado antes conduce a un protocolo de operación tal y como se muestra en el siguiente ejemplo:
Figura 12.Protocolo de operación.
En este ejemplo, después de una transmisión anterior, una estación tiene un paquete en tiempo real para transmitir. La estación esperará un tiempo PIFS para intentar el acceso al canal. Tras este tiempo y para cerciorarse no ocurrirán colisiones con otras estaciones que generan tráfico en tiempo real inicia un esquema adicional para la resolución de la contención de colisiones. Después del algoritmo de contención la estación transmitirá el paquete. Tras esto, el receptor responderá con un reconocimiento después de un SIFS.
Algoritmo de la resolución de la contención para la extensión en tiempo real
El esquema de resolución de la contención para la extensión en tiempo real se muestra en la siguiente figura:
Figura 13.Protocolo de operación.
Una estación con tráfico en tiempo real comienza su ciclo de contención después de un tiempo PIFS después que la transmisión anterior haya finalizado. Utiliza dos explosiones de eliminación, en este caso EB1 y EB2. La duración de los EBs es un múltiplo de la duración definida en el estándar 802,11. La duración de EB1 se calcula según la siguiente densidad de probabilidad:
Donde n el número de slots que durará EB1, PE1 es una probabilidad entre 0 y 1 y mE1 es el
número máximo de ranuras que dura EB1. Observar que como requisito de la fórmula de EB1 es que este al menos dura un spot, esto necesario para que las estaciones con tráfico elástico vean que hay tráfico en tiempo real y esperen para realizar un intento de acceso.
La duración de EB 2 será calculada según la densidad de la probabilidad siguiente:
Es decir se toma de una variable igualmente distribuida en un rango entre 1 y el número máximo de ranuras del EB2, mE2. Observar que aquí la duración es por lo menos de un slot por
las mismas razones que de EB 1.
Una estación que hace una tentativa de acceso, primero calcula la duración de EB1 y de EB2. Si detecta el canal libre tras un tiempo PIFS, transmite su EB1. Después de esta transmisión, mira el canal. Si está libre, envía ahora EB2 después de esperar un slot. Después de la transmisión de EB2, detecta el canal otra vez. Si está libre, comienza a transmitir su RTS o el paquete de datos después de esperar de nuevo un slot y la transmisión continúa según lo definido para la transmisión de datos usando el DCF.
Sin embargo, si las estaciones detectan el canal ocupado después de la transmisión de EB1 o de EB2, retira su tentativa de transmisión y espera hasta que el canal este libre de nuevo por un tiempo PIFS. Usando este mecanismo, la estación que elige el EB1 o el EB2 más largo entre todas estaciones en contienda gana la competición y se le permite transmitir.
Si sucede que dos estaciones tienen la misma duración para EB1 y EB2, colisionan Sin embargo, debido a la importancia de los paquetes, se utiliza el mecanismo ya definido en 802,11 para la detección de la colisión, es decir RTS/CTS o la transmisión de un ACK después de la recepción.
3.1.4 Esquema de Jamming-based Retransmission
Este esquema describe una extensión para el protocolo MAC del estándar 802.11 propuesta por tres investigadores Wen-Tsuen Chen, Bo-Bin Jian y Shou-Chih Lo. Este esquema sustituye el algoritmo de backoff por una señal de atasco cuya duración depende de dos variables: la ventana de atasco (JW) y la función de probabilidad (pj).
Funcionamiento
En este artículo se propone un mecanismo, llamado mecanismo de retransmisión basado en el atasco (Jamming-based Retransmission). Este esquema separa el tráfico en tiempo no real del tráfico en tiempo real, este último podrá transmitir sus paquetes prioritariamente.
Cuando el canal esta vacío durante un período DIFS, las estaciones con frames de retransmisión en tiempo real generarán señales de atasco y las enviarán continuamente durante un período de tiempo al azar. Una estación comenzará la retransmisión de un frame si el canal sigue estando vacío después de enviar su señal de atasco. Básicamente, el procedimiento de atasco bloqueará a las estaciones que realizan procedimientos de backoff por la contienda del canal. El proceso de atasco habrá sido un éxito si solamente hay una estación superviviente. El resto de estaciones que no tuvieron éxito, esperaran a la siguiente oportunidad de transmisión.
La colisión ocurre solamente cuando más de un estación tiene el mismo período de atasco. Una estación que tiene soporte para la función de atasco se llama estación enhanced
Elección del tiempo de Atasco
La duración del tiempo de atasco es un número al azar, con slotTimes como unidades. La probabilidad de un tiempo atasco con duración de f slotTimes de duración, es Pj (f), dada por la
El parámetro pj es un parámetro de probabilidad entre 0 y 1, y JW (ventana de atasco) se
define como el tiempo de atasco máximo. El ajuste de JW depende principalmente del número de estaciones simultáneas que realizan procedimientos de atasco, que se denota como N. Para decidir el valor apropiado de JW tenemos el siguiente criterio:
En esta ecuación la elección de un valor grande de JW se utiliza para reducir colisiones en el mismo tiempo de atasco para un valor grande de N. Por ejemplo, el valor de JW es 6, 10, 17 y 35 cuando el valor de pj es 0,2, 0,4, 0,6, y 0,8 respectivamente como N = 1000. La Tabla I recoge valor recomendado de JW con varios valores del pj.
4. Conclusiones
El crecimiento de las aplicaciones multimedia sobre WLAN hace que los investigadores hayan propuesto ciertos mecanismos para dar soporte a la QoS en la capa MAc de 802.11. En este estudio se ha ofrecido un pequeña presentación de los mecanismos de QoS basados en señales de atasco que aportan soluciones que permiten, o al menos intentan, maximizar los resultados sobre redes con estaciones donde se necesita en QoS. No obstante en la mayoría de ellos ofrecen soluciones conceptualmente muy sencillas, pero a la hora de implementarlas modificando el código del estándar pueden tornarse en soluciones complejas y en algún caso poco prácticas.
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