Transcript Técnicas Control de Flujo - Sistemas de Comunicaciones

REPÚBLICA BOLIVARIANA DE VENEZUELA
UNIVERSIDAD NACIONAL EXPERIMENTAL POLITÉCNICA
“ANTONIO JOSÉ DE SUCRE”
VICE-RECTORADO PUERTO ORDAZ
Departamento de Ingeniería Electrónica
Transmisión Digital
Tema 4
Control del Enlace
de Datos
Sumario
1. ¿Qué es el Control de Flujo?
2. Protocolos
3. Control de Flujo
4. Detección de Errores
5. Control de Errores
¿Qué es el Control de Flujo?
Es el proceso integral que
permite que se realice el proceso
de
intercambio
datos
de
información
para
una
comunicación en forma eficiente.
¿Quién es el responsable del
control del enlace de Datos?
La responsabilidad de este
proceso,
vital
para
la
comunicación digital, la tiene la
CAPA DE
DATOS.
ENLACE
DE
Protocolos, ¿Que son?
En forma muy simple y resumida:
Es un conjunto de reglas o pautas
secuenciales para el establecimiento de
una comunicación entre dos o más
computadores con la finalidad de
intercambiar información en forma
eficiente.
Protocolos
Características asociadas al Protocolo:
La sintaxis: formato de datos y niveles de
señal.
La semántica: información de control
para la coordinación y manejo de
errores.
La temporización: sintonización
velocidades y secuenciación.
de
Protocolos y su Arquitectura
La arquitectura, es el conjunto de
módulos que realizan todas las
funciones
necesarias
en
el
proceso de comunicación.
Protocolos
Se Caracterizan por ser:
1. Directos / Indirectos
2. Monolíticos / Estructurados
3. Simétricos / Asimétricos
4. Estándares / No estándares
Funciones de un Protocolo
Las funciones de un protocolo se pueden
agrupar en:
1.Encapsulamiento
2.Segmentación y Ensamblado
3.Control de la Conexión
4.Entrega en Orden
5.Control de Flujo
6.Control de Errores
7.Direccionamiento
8.Multiplexación
9.Servicios de Transmisión
Modelo de Referencia OSI
Este modelo tiene jerarquización por
capas, distribuyéndose las funciones
de comunicación entre esas distintas
capas.
Cada capa se sustenta en la capa
inferior, la cual realiza funciones más
primitivas y las oculta a la capa
inmediata superior.
El estándar fue publicado en 1984.
La UIT-T creó una versión compatible
denominada X.200
Modelo de Referencia OSI
Algunos Principios
capas:
para
la
definición
de
1.No crear demasiadas capas para facilitar
la descripción e integración de las mismas.
2.Definir
capas
con
funciones
claramente
diferentes.
3.Definir funciones similares en la misma
capa.
Modelo de Referencia OSI
Algunos Principios
capas:
para
la
definición
de
4. Definir las capas de forma que sea fácil
su rediseño sin necesidad de cambios en
otras.
5.Definir capas separadas para funciones que
sean
claramente
diferentes,
en
lo
que
respecta al servicio ofrecido como a la
tecnología implicada.
Modelo de Referencia OSI
Algunos Principios para la definición de capas
(cont):
6.Seleccionar los limites o separación entre
capas de acuerdo con lo que la experiencia
previa aconseje.
7.Crear
para
cada
capa
limites
o
separaciones solo con su capa superior o
inferior.
Modelo de Referencia OSI
Algunos Principios para la definición de capas
(cont):
8. Permitir la no utilización de todas las
capas.
9.Crear, donde sea necesario, dos o más sub
capas con una funcionalidad común y por lo
tanto mínima para permitir la operación de
la interfaz con capas adyacentes.
Arquitectura OSI
Capa Protocolo Enlace de Datos
Las funciones de esta capa son:
1. Control de Flujo
2. Detección de Errores
3. Control de Errores
Requisitos y Objetivos para la
comunicación de datos
1. Sincronización
2. Control de Flujo
3. Control de Errores
4. Direccionamiento
5. Datos y Control sobre el mismo
enlace
6. Gestión de Enlace
Control de Flujo
Posibilita que no se desborde la
memoria
temporal
de
transferencia del receptor.
Ver Figura
Control de Flujo
Tiempo
de
Transmisión:
Tiempo
de
Propagación:
tiempo
empleado por una estación para emitir
todos los bits de una trama. Es
proporcional a la trama.
tiempo
empleado por un bit en atravesar el
medio de transmisión desde el origen
hasta el destino, se denotará por “a”.
Control de Flujo
Los tipos de control de flujo son:
1. Control
de
Parada-Espera.
Flujo
mediante
2. Control de Flujo
Ventana Deslizante.
mediante
Detección de Errores
En todo sistema de transmisión
habrá ruido, independientemente
de cómo haya sido diseñado.
El ruido dará lugar a errores que
modificaran uno o varios bits de
la trama.
Detección de Errores
Se definen las probabilidades en
términos de los errores en las
tramas transmitidas:
1. Pb: Probabilidad de UN BIT erróneo,
también denominada tasa de error por BIT
BER (Bit Error Rate).
2. P1: Probabilidad de que una trama llegue
sin errores.
Detección de Errores
Se define las probabilidades en
términos de los errores en las
tramas transmitidas (Cont.):
3. P2: Probabilidad de que una trama llegue
con uno o más errores no detectables.
4. P3: Probabilidad de que una trama llegue
con uno o más errores detectables pero sin
errores indetectables.
Detección de Errores
Análisis probabilístico
Si se considera el caso en el que no se toman
medidas para detectar errores, la probabilidad
de errores detectables (P3) es cero.
Para las otras probabilidades, se supondrá que
todos los bits tienen una probabilidad de error
(Pb) constante, independientemente de donde
estén situados en la trama.
Detección de Errores
Análisis probabilístico:
Entonces se tiene que:
P1  1  Pb 
F
P2  1  P1
donde F es el número de bits por trama.
Detección de Errores
Análisis probabilístico:
Se puede Concluir:
P1  1  Pb 
F
1. La probabilidad de que una trama
llegue sin ningún BIT erróneo disminuye
al aumentar la probabilidad de que un
BIT sea erróneo.
Detección de Errores
Análisis probabilístico:
Se puede Concluir:
P2  1  P1
2. La probabilidad de que una trama
llegue sin errores disminuye al aumentar
la longitud de la misma; cuanto mayor es
la trama, mayor número de bits tendrá, y
mayor será la probabilidad de que alguno
de los bits sea erróneo.
Esquema de un sistema de
Detección de Errores
Esquema de un sistema de
Detección de Errores
Desarrolle el ejemplo de la página
188 del libro de W. Stallings
Detección de Errores
Se tienen los siguientes casos:
• Comprobación de Paridad
• Comprobación de Redundancia
Cíclica (CRC)
Control de Errores
El control de errores hace
referencia a los mecanismos
necesarios para la detección y la
corrección
de
errores que
aparecen en la transmisión de
tramas.
Control de Errores
Trama
Perdida
Trama con
Error
Pérdidas y
errores en la
transmisión
desde una
fuente hasta
un destino
Control de Errores
Tipos de Errores potenciales:
Trama Perdida: se da cuando una
trama enviada no llega al destino.
Trama dañada: ocurre cuando llega
una trama, pero con algunos bits
erróneos (modificados durante la
transmisión).
Control de Errores basado en:
Detección de errores: discutida previamente.
Confirmaciones positivas: el destino devuelve una
confirmación positiva por cada trama recibida con
éxito y libre de errores.
Retransmisión después de la expiración de un
intervalo de tiempo: la fuente retransmite las tramas
que no se han confirmado tras un período de tiempo
predeterminado.
Confirmación negativa y retransmisión: el destino
devuelve una confirmación negativa al detectar
errores en las tramas recibidas. La fuente
retransmitirá de nuevo esas tramas.
Tipos de ARQ
Los mecanismos de respuestas se
conocen
genéricamente
como
Solicitud de Repetición Automática
(ARQ, automatic repeat request).
Hay tres variantes normalizadas:
• ARQ con parada-y-espera
• ARQ con vuelta-atrás-N
• ARQ con rechazo selectivo
Otros Métodos de Detección
de Errores
Existen otros métodos para la
detección
de
errores
que
analizaremos a continuación:
• Chequeo de Paridad Vertical: VRC
• Chequeo de Paridad Longitudinal:
LRC
• Chequeo de paridad Bidimensional:
VRC/LRC
Actividades de Autodesarrollo
Realice una lectura de los tópicos
abordados en el libro de W. Stalling.
Es recomendable leer y comprender
el apéndice 7A.
Resuelva algunos de los problemas
propuestos.
Fin
Tema 4
Gracias
Directos / Indirectos
Dependen de la naturaleza de la
comunicación, bien sea directa o indirecta.
Ejemplos de Protocolos
Directos / Indirectos
Monolíticos / Estructurados
Será Monolítico si contiene en sí mismo
todo el software para el proceso.
Será Estructurado cuando posea una
estructura de protocolos organizados
con una estructura por capas o
jerárquica.
Simétricos / Asimétricos
Serán Simétricos cuando involucran a
entidades pares, en caso contrario
será asimétrico.
Ejemplo:
Esquema Cliente – Servidor
Un servicio, un Servidor
Estándares / No Estándares
Estándares:
son
compatibles
con
muchos
sistemas
de
diferentes
fabricantes.
No estándar, es aquel que se diseña y
se implementa para una comunicación
particular o sistema particular propio
de un fabricante.
Control de Flujo
Posibilita que el receptor
regule el flujo de datos
enviados por el emisor, con
la finalidad que la memoria
del receptor no se desborde.
Detección de Errores
Se implementa con un
código con capacidad de
detección de errores y
dependerá de los bits
transmitidos.
Control de Errores
Se lleva a cabo mediante la
retransmisión de las tramas
dañadas que no hayan sido
confirmadas o las que desde
el otro extremo se reciba una
petición de retransmisión.
Trama 1
Control de Flujo
Trama 2
Trama 3
Emisor
Receptor
Trama 1
Acuse de Recibo 1
Trama 1
Trama 2
Acuse de Recibo 2
Trama 2
Trama 3
Acuse de Recibo 3
Fin de Transmisión
Trama 3
Control de Flujo mediante
Parada-Espera
Se envía una trama por el
transmisor, el receptor recibe
esa trama y le indica al
transmisor
cuando
debe
enviar la siguiente.
Control de Flujo mediante
Parada-Espera
EMISOR
RECEPTOR
LA SIGUIENTE TRAMA SE TRANSMITE
CUANDO SE HAYA RECIBIDO LA
CONFIRMACIÓN DE LA TRAMA ANTERIOR
Control de Flujo mediante
Parada-Espera
Las razones de la construcción de
tramas son:
1. El tamaño de la memoria temporal del
receptor puede ser limitada
2. Cuanto más larga sea la transmisión,
es más probable que haya errores.
Control de Flujo mediante
Parada-Espera
Las ventajas de la construcción de trama
son (Continuación):
3. En medios compartidos, no se
permite que una estación ocupe el
medio por mucho tiempo.
Control de Flujo mediante
Parada-Espera
Este esquema tiene problemas, porque
cada vez solo puede haber una trama
en transito.
Se presenta como:
Longitud del Enlace Longitud de la Trama
Control de Flujo mediante
Parada-Espera
La longitud del enlace en bits, se define
como el número de bits en el enlace
cuando
el
mismo
se
ocupa
completamente por una secuencia de
bits.
Longitud del Enlace [bits]  R [
bits
s
d [m]
]* m
V [s]
R: velocidad del enlace [bits/s]; d: distancia
del enlace [m], V: velocidad de propagación
[m/s]
Control de Flujo mediante
Parada-Espera
Control de Flujo mediante
Parada-Espera
Para grandes distancias y/o
velocidades de transmisión
grandes es aconsejable la
utilización de grandes valores
de `a´, donde `a´ es el retardo de
propagación.
Control de Flujo mediante
Parada-Espera
NOTA IMPORTANTE:
1. Para a > 1, la línea está
siempre infrautilizada.
2. Para a < 1, la línea está
utilizada ineficientemente.
Control de Flujo mediante
Ventana Deslizante
Características:
1. El sistema permite múltiples tramas en
transito
2. El receptor posee una memoria de longitud
W
3. El transmisor puede enviar hasta W tramas
sin acuse de recibo
4. Cada trama es numerada
Control de Flujo mediante
Ventana Deslizante
Características (Cont.):
5. La Confirmación incluye el número de la
próxima trama esperada.
6. Para un campo de k bits el rango de
números de secuencias ira desde 0 hasta
2k-1.
7. Las tramas se numerarán modulo 2k
Descripción esquemática
Descripción esquemática
Comprobación de Paridad
El proceso consiste en agregar un BIT
de paridad al final del bloque de
datos.
La regla que puede ser utilizada es:
Paridad Par: el número de 1´s
incluyendo al BIT de paridad es PAR.
Paridad Impar: el número de 1´s
incluyendo al BIT de paridad es
IMPAR.
Comprobación de Paridad
Ejemplo:
Sea el caracter G=1110001
Si se utiliza paridad para transmitir este
carácter, se tendrá:
G= 1110001P
a) Si P es paridad par, G= 11100010
b) Si P es paridad impar, G= 11100011
Comprobación de Paridad
Generalmente, se utiliza:
Paridad Par: para
SINCRÓNICAS.
comunicaciones
Paridad Impar: para comunicaciones
ASINCRÓNICAS.
¿Debilidades del método?
Comprobación de
Redundancia Cíclica
Dado un bloque o mensaje de k-bits, el
transmisor genera una secuencia de n-bits,
denominada secuencia de comprobación de
la trama (FCS, frame check sequence), de tal
manera que la trama resultante, con n + k
bits, sea divisible por algún número
predeterminado.
Mensaje de k bits
FCS de n bits
Trama Resultante
Comprobación de
Redundancia Cíclica
Al Recibirlo, el receptor entonces
dividirá la trama recibida por ese
número y, si no hay resto en la división,
se supone que no ha habido errores.
Resto = 0
¡No hay Error !
Comprobación de
Redundancia Cíclica
Se presentan dos casos:
a) Utilizando Aritmética Módulo 2
b) Utilizando Polinomios
CRC Aritmética módulo 2
Mensaje de k bits
Algunas definiciones:
FCS de n bits
Trama Resultante k+n
T = trama de (k + n) bits a transmitir, con n < k
M = mensaje de k-bits, los primeros k bits de T
F = n-bits del FCS, los últimos n bits de T
P = patrón de n + 1 bits; éste es el divisor
elegido
El objetivo es que la división T/P
NO dé resto alguno, es decir R=0
CRC Aritmética módulo 2
Consideraciones:
a) El patrón P se elige con una longitud de un
BIT más que la FCS
b) El patrón elegido en particular depende
del tipo de errores que esperan sufrir.
c) Como mínimo, el BIT menos significativo
y el más significativo de P, deben ser igual a
“1”
2n M
R
Q
P
P
Ejemplo
de
Módulo 2
CRC con Polinomios
En este caso se expresan todos los
valores como polinomios de una
variable muda X, con coeficientes
binarios.
Los coeficientes corresponderán con
los bits del número en binario.
CRC con Polinomios
Ejemplo:
Si M = 110011, se tendrá que
M(X) = X5 + X4 + X + 1,
y si P = 11001, se tiene que
P(X) = X4 + X3 + 1
CRC con Polinomios
Se puede describir así:
X nM ( X )
R( X )
 Q( X ) 
P( X )
P( X )
T ( X )  X M ( X )  R( X )
n
CRC con Polinomios
Esta técnica permite detectar:
1. Todos los errores de un único bit.
2. Todos los errores dobles, siempre que P(X) tenga
al menos tres 1’s.
3. Cualquier número impar de errores, siempre que
P(X) contenga el factor (X + 1).
4. Cualquier ráfaga de errores en la que la longitud
de la ráfaga sea menor que la longitud del
polinomio divisor; es decir, menor o igual que la
longitud de la FCS.
5. La mayoría de la ráfagas de mayor longitud.
CRC con Polinomios
Los
polinomios
estándar,
comúnmente utilizados son:
CRC  8  X 8  X 2  X  1
CRC  10  X  X  X  X  X  1
10
9
5
4
CRC  12  X 12  X 11  X 3  X 2  X  1
CRC  16  X 16  X 15  X 2  1
CRC  CCITT  X  X  X  1
16
12
5
CRC  32  X 32  X 26  X 23  X 22  X 16  X 12  X 11
 X 10  X 8  X 7  X 5  X 4  X 2  X  1
CRC con Polinomios
Aplicaciones:
a) El CRC-12 se utiliza para la transmisión de
secuencias de caracteres de 6 bits y genera una FCS
de 12 bits.
b) Tanto el CRC-16 como el CRC-CCITT son
habituales para los caracteres de 8 bits, y se utilizan
en los Estados Unidos y en Europa respectivamente,
ambos generan una FCS de 16 bits.
c) El CRC-32 se ha especificado como una opción
en algunas normas para la transmisión síncrona
sobre enlaces punto a punto.
CRC con Polinomios
Analice el proceso de
implementación de éstas
técnicas en la página 193 del
libro de texto.
ARQ con Parada-y-Espera
La estación fuente transmite una
única trama y entonces debe esperar
la recepción de una confirmación
(ACK, «acknowledgment»).
No se podrá enviar ninguna otra
trama hasta que la respuesta de la
estación destino vuelva al emisor.
ARQ con Parada-y-Espera
Para evitar duplicidad en las tramas de
confirmación,
estas
se
numeran
alternadamente con “0” o “1”, y las
confirmaciones positivas serán de la forma
ACK0 y ACKl.
Se tiene la convención de:
Un ACK0 confirma la recepción de la trama
numerada con “1” e indica que el receptor está
preparado para aceptar la trama numerada
con “0”.
ARQ con
Parada-yEspera
ARQ con Vuelta-Atrás-N
En esta técnica, una estación puede
enviar una serie de tramas numeradas
secuencialmente módulo algún valor
máximo dado.
Si la trama llega bien, se envía la
confirmación RR (Receive Ready).
Si hay error, se envía una confirmación
negativa REJ (Reject)
ARQ con Vuelta-Atrás-N
Al recibirse una trama con error, se
rechaza esa trama y todas las que
lleguen después de ella, hasta que se
reciba correctamente la trama errónea.
Esto indica que se deben re-enviar la
trama errónea y todas las tramas
enviadas después de ella.
ARQ con Vuelta-Atrás-N
Esta técnica tiene en cuenta las
siguientes contingencias:
1. TRAMA DETERIORADA
2. UNA RR DETERIORADA
3. UNA TRAMA REJ DETERIORADA
Ejemplos para
ARQ
Vuelta-Atrás-N
TRAMA DETERIORADA
Si la trama recibida es no válida (es decir, B
detecta un error), B descarta dicha trama sin
más. Llegados a este punto se plantean dos
posibilidades:
a) “A” envía la trama (i+1) dentro de un
período de tiempo razonable. B recibe la
Trama (i+1) fuera de orden y envía un REJ i.
“A” debe retransmitir la trama i y todas las
posteriores.
TRAMA DETERIORADA
b) “A” no envía tramas adicionales en un breve
espacio de tiempo. B no recibe nada, por lo que
ni devuelve una RR ni una REJ. Cuando el
temporizador de “A” expira, se transmitirá una
trama RR que incluirá un bit denominado P,
que será puesto a 1. B interpretará la trama RR
con el bit P igual a 1, como si fuera una orden
que debe ser confirmada enviando una RR para
indicar la siguiente trama que se espera recibir,
es decir la trama i. Cuando “A” recibe la RR,
retransmite la trama i.
RR DETERIORADA
a) “B” recibe la trama i y envía RR (i + 1),
que se pierde en el camino. Como las
confirmaciones son acumulativas, puede
ocurrir que “A” reciba una RR posterior
para una trama posterior y que llegue
antes de que el temporizador asociado a
la trama i expire.
b) Si el temporizador de “A” expira, se
transmite una orden RR, como en el caso
1b.
TRAMA REJ DETERIORADA
La pérdida de una trama
REJ es equivalente al caso
1b.
ARQ con Rechazo Selectivo
En esta técnica, las únicas tramas
que se retransmiten son aquellas
para las que se recibe una
confirmación negativa, denominada
SREJ, o aquellas para las que el
temporizador
correspondiente
expira.
ARQ con Rechazo Selectivo
El receptor deberá reservar una zona de
memoria temporal lo suficientemente
grande para almacenar las tramas tras
una SREJ, hasta que la trama errónea se
retransmita.
Debe tener lógica adicional para
reinsertar la trama reenviada en la
posición correspondiente.
Ejemplo de
técnica ARQ
con Rechazo
Selectivo
Limitaciones de ARQ con
Rechazo Selectivo
Existe una limitación en cuanto al
tamaño máximo de la ventana en el caso
del rechazo selectivo
Considérese el caso de un rechazo
selectivo que utilice 3 bits para los
números de secuencia. Permítase un
tamaño de ventana igual a 7, y ténganse
en cuenta las siguientes consideraciones:
Limitaciones de ARQ con
Rechazo Selectivo
1. La estación “A” envía las tramas
numeradas desde la 0 hasta la 6 a la
estación “B”
2. La estación “B” recibe las siete tramas y
las confirma acumulativamente con RR 7
3. Debido a una ráfaga de ruido, la RR 7 se
pierde.
4. El temporizador de “A” expira y se
retransmite la trama 0.
Limitaciones de ARQ con
Rechazo Selectivo
5. “B” ha desplazado su ventana de
recepción indicando que acepta las
tramas 7, 0, 1, 2, 3, 4, y 5. Al recibir la
numero 0 anterior supone que la trama 7
se ha perdido, y que se trata de una trama
0 diferente, por tanto la acepta.
Esto se debe a un solapamiento de la
ventana de transmisión con la de
recepción.
Limitaciones de ARQ con
Rechazo Selectivo
Para evitar este problema, el tamaño máximo
de la ventana no debería ser mayor que la
mitad del rango de los números de secuencia.
En la situación anterior, si se permitiera que
sólo 4 tramas estuvieran pendientes de
confirmación, se evitarían las ambigüedades.
En general, para un campo de números de
secuencia de k bits, es decir, para un rango de
2k, el tamaño máximo de la ventana se limita a
2k-1.
Chequeo de Paridad
Vertical: VRC
Esta técnica se aplica para códigos
ASCII, lo cual facilita su empleo a
nivel de byte.
Consiste en agregar un octavo bit al
código de cada carácter que se desea
transmitir y calcular dicho bit en
función de la paridad deseada, par o
impar.
Chequeo de Paridad
Vertical: VRC
P
B6
B5
B4
B3
B2
B1
B0
En el momento de la transmisión, el emisor
calcula el bit de paridad. El receptor recalcula la
paridad y la compara con el criterio utilizado.
El método no asegura que no hayan ocurrido
errores. Basta que cambien su valor dos bits de
datos simultáneamente para que la paridad sea
correcta pero el dato no.
VRC disminuye la probabilidad de que el dato
final sea erróneo.
Chequeo de Paridad
Vertical: VRC
Consideraciones Prácticas:
VRC disminuye la probabilidad de que el
dato final sea erróneo.
Por ejemplo, para líneas telefónicas
transmitiendo entre 103 y 104 bps el error es
BER=10-5 (un bit de error en cada 105 bits).
Al emplear este método se pueden obtener
valores de BER= 10-7
Chequeo de Paridad
Longitudinal: LRC
Se aplica para un conjunto de
caracteres.
A cada carácter se le determina su
bit de paridad, para posteriormente
construir una tabla global de
paridad de 8 columnas y “m” filas.
Chequeo de Paridad
Longitudinal: LRC
Esquema de calculo de BCC
P7
P6
P5
P4
P3
P2
P1
P0
P
B6…B0
P
B6…B0
P7
P6
P5
P4
P3
P2
P1
P0
P
B6…B0
P
B6…B0
P7
P6
P5
P4
P3
P2
P1
P0
P
B6…B0
P
B6…B0
P7
P6
P5
P4
P3
P2
P1
P0
P
B6…B0
P
B6…B0
P7
P6
P5
P4
P3
P2
P1
P0
P
B6…B0
P
B6…B0
P7
P6
P5
P4
P3
P2
P1
P0
P
B6…B0
P
B6…B0
BCC
...
Bloque N
Datos
Bloque 1
El bloque de chequeo de carácter BCC (Block
Check Character), se determina bit a bit entre
todos los caracteres, fila a fila hasta completar
la tabla.
Chequeo de Paridad
Longitudinal: LRC
El esquema muestra que se deben
transmitir los “n” arreglos de datos más el
arreglo BCC.
En el receptor se determina de igual
manera la paridad del sistema para
determinar si hubo o no errores.
Chequeo de Paridad
Bidimensional: VRC/LRC
Este esquema se obtiene de la
combinación de los métodos VRC y LRC.
El arreglo tiene dos dimensiones, abscisa
y ordenada. Con el VRC se obtiene la
abscisa y con el LRC la ordenada.
Chequeo de Paridad
Bidimensional: VRC/LRC
Ejemplo:
LRC
(Par)
H
O
L
A
Bits
0
0
1
0
1
B0
1
0
1
0
0
B1
0
0
1
1
0
B2
1
1
1
1
0
B3
0
0
0
0
0
B4
0
0
0
0
0
B5
0
1
1
1
1
B6
0
0
1
1
0
VRC
(Par)
Chequeo de Paridad
Bidimensional: VRC/LRC
Error de paridad
Ejemplo: si se recibiera con un error:
LRC
(Par)
H
O
L
A
Bits
0
0
1
0
1
B0
1
0
1
0
0
B1
0
0
0
1
0
B2
1
1
1
1
0
B3
0
0
0
0
0
B4
0
0
0
0
0
B5
0
1
1
1
1
B6
0
0
1
1
0
VRC
(Par)
Error de paridad
Chequeo de Paridad
Bidimensional: VRC/LRC
Ejemplo: si se recibiera con un error
La detección del error se efectúa
determinando la paridad de VRC y LRC,
la intercepción de la fila y la columna
errónea, permite ubicar el error.
Algunas combinaciones de más de un
error se pueden detectar, otras no.
Chequeo de Paridad
Bidimensional: VRC/LRC
Ejemplo: Combinación de dos errores
LRC
(Par)
H
O
L
A
Bits
0
0
1
0
1
B0
1
0
0
0
0
B1
0
0
1
1
0
B2
1
1
1
1
0
B3
0
0
1
0
0
B4
0
0
0
0
0
B5
0
1
1
1
1
B6
0
0
1
1
0
VRC
(Par)
Chequeo de Paridad
Bidimensional: VRC/LRC
Ejemplo: Combinación de tres errores
LRC
(Par)
H
O
L
A
Bits
0
0
1
0
1
B0
1
0
0
0
1
B1
0
0
0
1
0
B2
1
1
1
1
0
B3
0
0
1
0
0
B4
0
0
0
0
0
B5
0
1
1
1
1
B6
0
0
1
1
0
VRC
(Par)
Chequeo de Paridad
Bidimensional: VRC/LRC
Ejemplo: Combinación de cuatro errores
LRC
(Par)
H
O
L
A
Bits
0
0
1
0
1
B0
1
0
0
0
1
B1
0
0
0
1
0
B2
1
1
1
1
0
B3
0
0
1
0
1
B4
0
0
0
0
0
B5
0
1
1
1
1
B6
0
0
1
1
0
VRC
(Par)