Ce document est un support de cours sur les réseaux pour une maîtrise en informatique à l'Université d'Angers, abordant des sujets tels que les transmissions de données, les réseaux selon le modèle OSI, et les protocoles Internet TCP/IP. Les chapitres 1 et 2 détaillent les principes fondamentaux des réseaux numériques et de l'architecture des protocoles Internet, tandis que les chapitres ultérieurs se concentrent sur des applications pratiques et des services sur les réseaux. Des références bibliographiques et des remerciements aux collègues sont également inclus.

1. Cours de r seaux
Ma trise d'informatique
Universit d'Angers
Pascal Nicolas
U.F.R. Sciences de l'Universit d'Angers
E-Mail: pascal.nicolas@univ-angers.fr
Web: www.info.univ-angers.fr/pub/pn

2. Pr face
Ceci est le support du cours de r seaux de la ma trise d'informatique de l'Universit d'Angers
(ann e 1999/2000). Le chapitre 1 traite des transmissions de donn es et des r seaux en g n ral sous
l'angle de l'architecture des syst mes ouverts (mod le OSI). Le chapitre 2 traite du r seau Internet
et des protocoles qui lui sont associ s. Les chapitres 3 et 4 sont plus orient s vers des applications
pratiques visant la mise en place de services sur les r seaux. Ils ne sont pas d taill s dans ce document
car ils sont plus particuli rement tudi s en TD et TP.
Les principales r f rences bibliographiques en fran ais sont:
Guy Pujolle - Les r seaux. - Eyrolles.
Patrice Rolin, et al. - Les r seaux, principes fondamentaux. - Herm s.
Douglas Comer - TCP/IP, architectures, protocoles et applications. - Inter ditions.
W. Richard Stevens - TCP/IP illustr - Vol 1,2,3. - International Thomson Publishing, France.
Tous mes remerciements mes coll gues enseignants ou ing nieurs de l'Universit d'Angers: Serge
Tah , Jacques Allo et St phane Vincendeau, pour leur aide la mise en place de ce cours.

3. Table des mati res
1 Principe des r seaux num riques. 1
1.1 Introduction. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 1
1.2 Le mod le de r f rence OSI de l'ISO. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 4
1.3 La couche physique. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 6
1.3.1 Transmission en bande de base. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 7
1.3.2 Transmission modul e. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 9
1.3.3 Multiplexage. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 10
1.3.4 Les supports de transmission. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 11
1.3.5 Exemple de l'ADSL. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 12
1.4 La couche liaison. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 13
1.4.1 D tection et correction d'erreurs. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 14
1.4.2 Protocoles de liaison de donn es. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 16
1.5 La couche r seau. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 18
1.5.1 Le contr le de ux. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19
1.5.2 Le probl me de la congestion. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 19
1.5.3 Le routage. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 20
1.5.4 La norme X25, niveau r seau. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 21
1.6 La couche transport. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 22
1.6.1 Qualit de service. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 23
1.6.2 Primitives du service transport. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 25
1.6.3 Le protocole de transport ISO en mode connect (ISO 8073 ou X.224) . . . . . 27
1.7 Les couches hautes: session, pr sentation et application. . . . . . . . . . . . . . . . . . 29
1.7.1 La couche session. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 29
1.7.2 La couche pr sentation. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 31
1.7.3 La couche application. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 31
2 Le r seau Internet et les protocoles TCP/IP. 32
2.1 Historique et organisation d'Internet. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 32
2.2 Architecture des protocoles TCP/IP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 34
2.3 Adressage. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 36
2.4 La couche liaison d'Internet. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 40
2.4.1 Le r seau Ethernet . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 40
2.4.2 La liaison SLIP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 43
2.4.3 La liaison PPP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 44
2.4.4 Les protocoles ARP et RARP . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 46
2.5 Le protocole IP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47
2.5.1 Le datagramme IP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 47
2.5.2 La fragmentation des datagrammes IP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 49
2.5.3 Le routage IP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 51
2.5.4 La gestion des erreurs. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 55
2.6 Les protocoles TCP et UDP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 56

4. 2.6.1 Le protocole UDP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 57
2.6.2 Le protocole TCP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 58
2.7 Les applications. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 64
2.7.1 Protocole de d marrage: BOOTP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 64
2.7.2 Connexion distance: Telnet et Rlogin. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 65
2.7.3 Syst me de chiers en r seau: NFS. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 66
2.7.4 Transfert de chier: TFTP et FTP. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 66
2.7.5 Courrier lectronique: smtp. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 68
2.7.6 News: nntp . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 70
2.7.7 World Wide Web: http.. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 73
2.8 Outils communs d'utilisation d'un r seau sous Unix. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 75
2.8.1 Fichiers de con guration. . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 75
2.8.2 Quelques commandes utiles . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . . 77
3 Applets Java. 82
4 Installation d'un intranet 83

5. Chapitre 1
Principe des r seaux num riques.
Dans ce chapitre nous aborderons les grands principes r gissant les quipements mat riels et lo-
giciels permettant d' changer des donn es mises sous forme num rique et qui forment les r seaux
informatiques.
1.1 Introduction.
Les r seaux informatiques qui permettaient leur origine de relier des terminaux passifs de gros
ordinateurs centraux autorisent l'heure actuelle l'interconnexion de tous types, d'ordinateurs que
ce soit de gros serveurs, des stations de travail, des ordinateurs personnels ou de simples terminaux
graphiques. Les services qu'ils o rent font partie de la vie courante des entreprises et administrations
(banques, gestion, commerce, bases de donn es, recherche, etc...) et des particuliers (messagerie, loisirs,
services d'informations par minitel et Internet ...).
1 m 10 m 100 m 1 km 10 km 100 km
bus
d’interconnexion
structure
LAN
réseaux locaux
MAN
réseaux
métropolitains
réseaux
étendus
WAN
Fig. 1.1 - Classi cation des r seaux informatiques selon leur taille.
On peut faire une premi re classi cation des r seaux l'aide de leur taille comme on peut le voir
dans la gure 1.1.
Les bus que l'on trouve dans un ordinateur pour relier ses di rents composants (m moires, p -
riph riques d'entr e-sortie, processeurs, ...) peuvent tre consid r s comme des r seaux d di s des
t ches tr s sp ci ques.
Les structures d'interconnexion sont des r seaux de tr s haut d bits, mais de faible tendue, et
regroupent les pr et post-processeurs des ordinateurs vectoriels par exemple. En e et l'usage d'un
super-calculateur (Cray notamment) n cessite un ordinateur, dit frontal, qui lui pr pare les donn es
et recueille les r sultats.
Un r seau local (Local Area Network) peut s' tendre de quelques m tres quelques kilom tres
et correspond au r seau d'une entreprise. Il peut se d velopper sur plusieurs b timents et permet de
satisfaire tous les besoins internes de cette entreprise.
1

6. Un r seau m tropolitain (Metropolitan Area Network) interconnecte plusieurs lieux situ s dans une
m me vile, par exemple les di rents sites d'une universit ou d'une administration, chacun poss dant
son propre r seau local.
Un r seau tendu (Wide Area Network) permet de communiquer l' chelle d'un pays, ou de la
plan te enti re, les infrastructures physiques pouvant tre terrestres ou spatiales l'aide de satellites
de t l communications.
maillage irrégulier
réseaux en mode point à point
maillage régulier
satellitebus anneau
étoile boucle doubleboucle simple
réseaux en mode de diffusion
Fig. 1.2 - Topologie des r seaux informatiques.
On peut galement di rencier les r seaux selon leur structure ou plus pr cis ment leur topologie
comme illustr dans la gure 1.2. On y distingue ainsi deux classes de r seaux:
ceux en mode de di usion
ceux en mode point point
Le premier mode de fonctionnement consiste partager un seul support de transmission. Chaque
message1
envoy par un quipement sur le r seau est re u par tous les autres. C'est l'adresse sp ci que
plac e dans le message qui permettra chaque quipement de d terminer si le message lui est adress
ou non. tout moment un seul quipement le droit d'envoyer un message sur le support, il faut
donc qu'il coute au pr alable si la voie est libre si ce n'est pas le cas il attend selon un protocole
sp ci que chaque architecture. Les r seaux locaux adoptent pour la plupart le mode di usion sur
une architecture en bus ou en anneau et les r seaux satellitaires ou radio suivent galement ce mode
de communication. Dans une telle con guration la rupture du support provoque l'arr t du r seau, par
contre la panne d'un des l ments ne provoque pas (en g n ral) la panne globale du r seau.
Dans le mode di usion point point le support physique (le c ble) relie une paire d' quipements
seulement. Quand deux l ments non directement connect s entre eux veulent communiquer ils le font
par l'interm diaire des autres n uds du r seau.
Dans le cas de l' toile le site central re oit et envoie tous les messages, le fonctionnement est simple,
mais la panne du n ud central paralyse tout le r seau
Dans une boucle simple, chaque n ud recevant un message de son voisin en amont le r exp die son
voisin en aval. Pour que les messages ne tournent pas ind niment le n ud metteur retire le message
1: Terme laiss vague pour l'instant.
2

7. lorsqu'il lui revient. Si l'un des l ments du r seau tombe en panne, alors tout s'arr te. Ce probl me
est partiellement r solu par la double boucle dont chacune des boucles fait tourner les messages dans
un sens oppos . En cas de panne d'un quipement, on reconstitue une boucle simple avec les l ments
actifs des deux boucles, mais dans ce cas tout message passera deux fois par chaque n ud. Il en r sulte
alors une gestion tr s complexe.
Dans le maillage r gulier l'interconnexion est totale ce qui assure une abilit optimale du r seau,
par contre c'est une solution co teuse en c blage physique. Si l'on all ge le plan de c blage, le maillage
devient irr gulier et la abilit peut rester lev e mais elle n cessite un routage des messages selon
des algorithmes parfois complexes. Dans cette architecture il devient presque impossible de pr voir le
temps de transfert d'un n ud un autre.
Quelle que soit l'architecture physique d'un r seau on trouve deux modes de fonctionnement di -
rents:
avec connexion
sans connexion
Dans le mode avec connexion, toute communication entre deux quipements suit le processus suivant:
1. l' metteur demande l' tablissement d'une connexion par l'envoi d'un bloc de donn es sp cial
2. si le r cepteur (ou le gestionnaire de service) refuse cette connexion la communication n'a pas
lieu
3. si la connexion est accept e, elle est tablie par mise en place d'un circuit virtuel dans le r seau
reliant l' metteur au r cepteur
4. les donn es sont ensuite transf r es d'un point l'autre
5. la connexion est lib r e
C'est le fonctionnement bien connu du r seau t l phonique classique. Les avantages du mode avec
connexion sont la s curisation du transport par identi cation claire de l' metteur et du r cepteur,
la possibilit d' tablir l'avance des param tres de qualit de service qui seront respect s lors de
l' change des donn es. Les d fauts sont la lourdeur de la mise en place de la connexion qui peut se
r v ler beaucoup trop on reuse si l'on ne veut changer que quelques octets ainsi que la di cult
tablir des communications multipoint.
Dans le mode sans connexion les blocs de donn es, appel s datagrammes, sont mis sans v ri er
l'avance si l' quipement atteindre, ainsi que les n uds interm diaires ventuels, sont bien actifs.
C'est alors aux quipements g rant le r seau d'acheminer le message tape par tape et en assurant
ventuellement sa temporisation jusqu' ce que le destinataire soit actif. Ce service est celui du courrier
postal classique et suit les principes g n raux suivants:
- le client poste une lettre dans une bo te aux lettres
- chaque lettre porte le nom et l'adresse du destinataire
- chaque client a une adresse propre et une bo te aux lettres
- le contenu de l'information reste inconnu du prestataire de service
- les supports du transport sont inconnus de l'utilisateur du service
D'autre part il existe plusieurs types de commutation dont les principaux sont:
la commutation de circuits : c'est historiquement la premi re avoir t utilis e, par exemple
dans le r seau t l phonique l'aide des auto-commutateurs. Elle consiste cr er dans le r seau
3

8. un circuit particulier entre l' metteur et le r cepteur avant que ceux-ci ne commencent changer
des informations. Ce circuit sera propre aux deux entit s communiquant et il sera lib r lorsque
l'un des deux coupera sa communication. Par contre, si pendant un certain temps les deux entit s
ne s' changent rien le circuit leur reste quand m me attribu . C'est pourquoi, un m me circuit
(ou portion de circuit) pourra tre attribu plusieurs communications en m me temps. Cela
am liore le fonctionnement global du r seau mais pose des probl mes de gestion ( les d'attente,
m morisation,...)
la commutation de messages : elle consiste envoyer un message2
de l' metteur jusqu'au r cepteur
en passant de n ud de commutation en n ud de commutation. Chaque n ud attend d'avoir re u
compl tement le message avant de le r exp dier au n ud suivant. Cette technique n cessite de
pr voir de grandes zones tampon dans chaque n ud du r seau, mais comme ces zones ne sont
pas illimit es il faut aussi pr voir un contr le de ux des messages pour viter la saturation du
r seau. Dans cette approche il devient tr s di cile de transmettre de longs messages. En e et,
comme un message doit tre re u enti rement chaque tape si la ligne a un taux d'erreur de
10;5
par bit (1 bit sur 105
est erron ) alors un message de 100000 octets n'a qu'une probabilit
de 0,0003 d' tre transmis sans erreur.
la commutation de paquets : elle est apparue au d but des ann es 70 pour r soudre les probl mes
d'erreur de la commutation de messages. Un message mis est d coup en paquets3
et par la suite
chaque paquet est commut travers le r seau comme dans le cas des messages. Les paquets sont
envoy s ind pendamment les uns des autres et sur une m me liaison on pourra trouver les uns
derri re les autres des paquets appartenant di rents messages. Chaque n ud redirige chaque
paquet vers la bonne liaison gr ce une table de routage. La reprise sur erreur est donc ici plus
simple que dans la commutation de messages, par contre le r cepteur nal doit tre capable de
reconstituer le message mis en r assemblant les paquets. Ceci n cessitera un protocole particulier
car les paquets peuvent ne pas arriver dans l'ordre initial, soit parce qu'ils ont emprunt des routes
di rentes, soit parce que l'un d'eux a du tre r mis suite une erreur de transmission.
la commutation de cellules : une cellule est un paquet particulier dont la taille est toujours x e
53 octets (5 octets d'en-t te et 48 octets de donn es). C'est la technique de base des r seaux
hauts d bits ATM (Asynchronous Transfert Mode) qui op rent en mode connect o avant toute
mission de cellules, un chemin virtuel est tabli par lequel passeront toutes les cellules. Cette
technique mixe donc la commutation de circuits et la commutation de paquets de taille xe
permettant ainsi de simpli er le travail des commutateurs pour atteindre des d bits plus lev s.
1.2 Le mod le de r f rence OSI de l'ISO.
Au d but des ann es 70, chaque constructeur a d velopp sa propre solution r seau autour d'ar-
chitecture et de protocoles priv s (SNA d'IBM, DECnet de DEC, DSA de Bull, TCP/IP du DoD,...)
et il s'est vite av r qu'il serait impossible d'interconnecter ces di rents r seaux propri taires si une
norme internationale n' tait pas tablie. Cette norme tablie par l'International Standard Organiza-
tion4
(ISO) est la norme Open System Interconnection (OSI, interconnexion de syst mes ouverts). Un
syst me ouvert est un ordinateur, un terminal, un r seau, n'importe quel quipement respectant cette
norme et donc apte changer des informations avec d'autres quipements h t rog nes et issus de
constructeurs di rents.
2: Un message est une suite d'informations formant un tout, par exemple un chier ou une ligne de commande tap e
au clavier d'un ordinateur.
3: Un paquet est une suite d'octets, dont le contenu n'a pas forc ment une signi cation et ne pouvant pas d passer
une taille x e par avance.
4: L'ITU-T, International Telecommunication Union, Telecommunication Sector, anciennement CCITT est gale-
ment un organisme de normalisation des t l communications. Il d pend de l'ONU et est bas Gen ve. Information
http://www.itu.int
4

9. 7 Application
6 Pr sentation
5 Session
4 Transport
3 R seau
2 Liaison
1 Physique
Fig. 1.3 - Les sept couches du mod le de r f rence OSI de l'ISO.
Le premier objectif de la norme OSI a t de d nir un mod le de toute architecture de r seau
bas sur un d coupage en sept couches (cf gure 1.3), chacune de ces couches correspondant une
fonctionnalit particuli re d'un r seau. Les couches 1, 2, 3 et 4 sont dites basses et les couches 5, 6 et
7 sont dites hautes.
couche 1 couche 1
couche 2 couche 2
couche 3 couche 3
couche 4 couche 4
couche 5 couche 5
couche 6 couche 6
couche 7 couche 7
-protocole de couche 1
-protocole de couche 2
-protocole de couche 3
-protocole de couche 4
-protocole de couche 5
-protocole de couche 6
-protocole de couche 7
6?
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support physique
Fig. 1.4 - Communication entre couches.
Chaque couche est constitu e d' l ments mat riels et logiciels et o re un service la couche situ e
imm diatement au-dessus d'elle en lui pargnant les d tails d'impl mentation n cessaires. Comme
illustr dans la gure 1.4, chaque couche n d'une machine g re la communication avec la couche n d'une
autre machine en suivant un protocole de niveau n qui est un ensemble de r gles de communication
pour le service de niveau n.
En fait, aucune donn e n'est transf r e directement d'une couche n vers une autre couche n, mais
elle l'est par tapes successives. Supposons un message transmettre de l' metteur A vers le r cepteur
B. Ce message, g n r par une application de la machine A va franchir les couches successives de
A via les interfaces qui existent entre chaque couche pour nalement atteindre le support physique.
L , il va transiter via di rents n uds du r seau, chacun de ces n uds traitant le message via ses
couches basses. Puis, quand il arrive destination, le message remonte les couches du r cepteur B via
les di rentes interfaces et atteint l'application charg e de traiter le message re u. Ce processus de
communication est illustr dans la gure 1.5.
Nous allons maintenant d tailler les caract ristiques de chacune de ces couches en pr cisant d'abord
que les fonctions et services d nis dans les couches du mod le OSI peuvent se retrouver dans d'autres
couches dans les syst mes op rationnels disponibles sur le march . Il se peut galement qu'une fonc-
tionnalit localis e dans une seule couche dans le mod le OSI se retrouve r partie sur plusieurs couches.
Mais cela illustre simplement la distance qui existe entre un mod le th orique et des implantations
5

10. metteur A r cepteur B
sous-r seaux
physique physique
liaison liaison
r seau r seau
transport transport
session session
pr sentation pr sentation
application application
physique physique
liaison liaison
r seau r seau
- --
- --
- --
-
-
-
-
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support physique support physique
Fig. 1.5 - Communication entre couches.
pratiques essayant de suivre ce mod le.
1.3 La couche physique.
D nition 1.3.1 La couche physique fournit les moyens m caniques, lectriques, fonctionnels et pro-
c duraux n cessaires l'activation, au maintien et la d sactivation des connexions physiques destin es
la transmission de bits entre deux entit s de liaison de donn es.
Ici, on s'occupe donc de transmission des bits de fa on brute, l'important est que l'on soit s r
que si l' metteur envoie un bit 1 alors le r cepteur re oit un bit 1. Les normes et standards de la
couche physique d nissent le type de signaux mis (modulation, puissance, port e...), la nature et les
caract ristiques des supports (c ble, bre optique...), les sens de transmission...
Tout d'abord une liaison entre 2 quipements A et B peut tre simplex (unidirectionnelle), dans
ce cas A est toujours l' metteur et B le r cepteur. C'est ce que l'on trouve par exemple entre un
banc de mesure et un ordinateur recueillant les donn es mesur es. La communication est half-duplex
(bidirectionnelle l'alternat) quand le r le de A et B peut changer, la communication change de sens
tour de r le (comme avec des talkies-walkies). Elle est full-duplex (bidirectionnelle simultan e) quand
A et B peuvent mettre et recevoir en m me temps (comme dans le cas du t l phone).
La transmission de plusieurs bits peut s'e ectuer en s rie ou en parall le. En s rie, les bits sont
envoy s les uns derri re les autres de mani re synchrone ou asynchrone. Dans le mode synchrone
l' metteur et le r cepteur se mettent d'accord sur une base de temps (un top d'horloge) qui se r -
p te r guli rement durant tout l' change. chaque top d'horloge (ou k tops d'horloge k entier x
d nitivement) un bit est envoy et le r cepteur saura ainsi quand lui arrive les bits. Dans le mode
asynchrone, il n'y a pas de n gociation pr alable mais chaque caract re envoy est pr c d d'un bit
de start et imm diatement suivi d'un bit de stop. Ces deux bits sp ciaux servent caler l'horloge du
r cepteur pour qu'il chantillonne le signal qu'il re oit a n d'y d coder les bits qu'il transmet. En pa-
rall le, les bits d'un m me caract re sont envoy s en m me temps chacun sur un l distinct, mais cela
pose des probl mes de synchronisation et n'est utilis que sur de courtes distances (bus par exemple).
Quel que soit le mode de transmission retenu, l' mission est toujours cadenc e par une horloge dont
la vitesse donne le d bit de la ligne en bauds, c'est- -dire le nombre de tops d'horloge en une seconde.
Ainsi, une ligne d'un d bit de 100 bauds autorise 100 missions par seconde. Si chaque top d'horloge
un signal repr sentant 0 ou 1 est mis, alors dans ce cas le d bit en bit=s est quivalent au d bit en
baud. Cependant, on peut imaginer que le signal mis puisse prendre 4 valeurs distinctes (0, 1, 2, 3)
6

11. dans ce cas le signal a une valence de 2 et le d bit en bit=s est double de celui en baud. D'une mani re
g n rale, si le signal peut prendre 2n
valeurs distinctes on dit alors que sa valence est de n, ainsi
chaque top n bits peuvent tre transmis simultan ment et si le d bit de la ligne est de x bauds il est
en fait de n.x bit/s.
1.3.1 Transmission en bande de base.
La transmission en bande de base consiste envoyer directement les suite de bits sur le support
l'aide de signaux carr s constitu s par un courant lectrique pouvant prendre 2 valeurs (5 Volts ou
0 par exemple). On d taillera ci-apr s les di rents codages des bits possibles, mais dans tous les cas
l' metteur envoie sur la ligne un signal carr du type de celui de la gure 1.6 pour la s quence de bits
1010 par exemple.
-
6
1
1000
T = 1
500
1
Fig. 1.6 - Signal carr de la s quence de bits 1010.
En consid rant ce signal g(t) comme p riodique (il su t de r p ter une fois sur T::2T] le signal
donn sur 0::T] pour obtenir un signal p riodique sur 0::2T]) on peut le d composer en une s rie de
Fourier de la forme
g(t) = c=2 +
1X
n=1
ansin(2 nft) +
1X
n=1
bncos(2 nft)
o
f = 1=T la fr quence fondamentale du signal
c = 2=T
Z T
0
g(t)dt
an = 2=T
Z T
0
g(t)sin(2 nft)dt
bn = 2=T
Z T
0
g(t)cos(2 nft)dt
On dit que le signal carr est d compos en une somme in nie d'harmoniques, la premi re tant
d nomm e fondamentale, et cette approximation math matique permet de savoir quel signal lectrique
sera r ellement re u au bout du c ble.
Cependant, le c ble sur lequel est mis le signal poss de une bande passante qui est l'intervalle des
fr quences possibles sur ce support, donc la r ception on ne retrouve pas toute la richesse du signal
initial et dans la plupart des cas le signal carr sera tr s d form . Par exemple, le c ble t l phonique a
une bande passante de 300 3400 Hz, donc tous les signaux de fr quence inf rieure 300 ou sup rieure
3400 seront limin es.
Dans notre exemple nous obtenons
g(t) = 1
2 + 2sin(2000 t) + 2
3 sin(6000 t) + 2
5 sin(10000 t) + :::
Dans la gure 1.7 nous trouvons gauche les 3 premi res harmoniques et on remarque que plus la
fr quence augmente plus l'amplitude diminue. droite nous avons le signal r ellement per u par le
r cepteur si l'on consid re que le c ble ne laisse passer que ces 3 harmoniques-ci. Dans ce cas le signal
re u reste assez proche du carr mis et le r cepteur n'aura pas trop de mal le d coder.
7

12. -0.2
0
0.2
0.4
0.6
0.8
1
1.2
0 0.001 0.002
-0.2
0
0.2
0.4
0.6
0.8
1
1.2
0 0.001 0.002
Fig. 1.7 - Harmoniques et transform e de Fourrier de la s quence de bits 1010.
Sans entrer dans des d tails relevant de la th orie du signal, nous indiquerons simplement que sur
une ligne t l phonique dont la bande passante est de 3100Hz et pour un rapport signal/bruit5
de 10dB
on peut atteindre une capacit de 10Kbits/s.
code tout ou rien
code NRZ
code bipolaire
code RZ (retour z ro)
code biphase (ou Manchester)
code Miller (delay modulation)
0 1 1 0 0 1 0
0 1 1 0 0 1 0
Fig. 1.8 - Di rents codages en bande de base de la s quence 0110010.
Dans la gure 1.8 nous trouvons quelques exemple de codage de l'information pour une transmission
en bande de base.
le code tout ou rien : c'est le plus simple, un courant nul code le 0 et un courant positif indique
le 1
le code NRZ (non retour z ro): pour viter la di cult obtenir un courant nul, on code le 1
par un courant positif et le 0 par un courant n gatif.
5: Rapport de l' nergie du signal mis sur l' nergie du bruit de la ligne. Le bruit tant d'un point de vue math matique
une fonction al atoire repr sentant les perturbations (ondes lectromagn tiques, d fauts dans les composants qui relaient
le signal...) que subit la transmission.
8

13. le code bipolaire : c'est aussi un code tout ou rien dans lequel le 0 est repr sent par un courant
nul, mais ici le 1 est repr sent par un courant alternativement positif ou n gatif pour viter de
maintenir des courants continus.
le code RZ : le 0 est cod par un courant nul et le 1 par un courant positif qui est annul au
milieu de l'intervalle de temps pr vu pour la transmission d'un bit.
le code Manchester : ici aussi le signal change au milieu de l'intervalle de temps associ chaque
bit. Pour coder un 0 le courant sera n gatif sur la premi re moiti de l'intervalle et positif sur la
deuxi me moiti , pour coder un 1, c'est l'inverse. Autrement dit, au milieu de l'intervalle il y a
une transition de bas en haut pour un 0 et de haut en bas pour un 1.
le code Miller : on diminue le nombre de transitions en e ectuant une transition (de haut en bas
ou l'inverse) au milieu de l'intervalle pour coder un 1 et en n'e ectuant pas de transition pour
un 0 suivi d'un 1. Une transition est e ectu e en n d'intervalle pour un 0 suivi d'un autre 0.
1.3.2 Transmission modul e.
Le principal probl me de la transmission en bande de base est la d gradation du signal tr s rapide en
fonction de la distance parcourue, c'est pourquoi elle n'est utilis e qu'en r seau local (<5km). Il serait
en e et trop co teux de pr voir des r p teurs pour r g n rer r guli rement le signal. C'est pourquoi sur
les longues distance on met un signal sinuso dal qui, m me s'il est a aibli, sera facilement d codable
par le r cepteur. Ce signal sinuso dal est obtenu gr ce un modem (modulateur-d modulateur)qui est
un quipement lectronique capable de prendre en entr e un signal en bande de base pour en faire
un signal sinuso dal (modulation) et l'inverse savoir restituer un signal carr partir d'un signal
sinuso dal (d modulation). Autrement dit il permet de passer de signaux num riques discrets (0 ou 1)
des signaux analogiques continus.
Il existe trois types de modulation d crits dans la gure 1.9
la modulation d'amplitude envoie un signal d'amplitude di rente suivant qu'il faut transmettre
un 0 ou un 1. Cette technique est e cace si la bande passante et la fr quence sont bien ajust es.
Par contre, il existe des possibilit s de perturbation (orage, lignes lectriques...), car si un signal
de grande amplitude (repr sentant un 1) est momentan ment a aibli le r cepteur l'interpr tera
tort en un 0.
la modulation de fr quence envoie un signal de fr quence plus lev e pour transmettre un 1.
Comme l'amplitude importe peu, c'est un signal tr s r sistant aux perturbations (la radio FM
est de meilleure qualit que la radio AM) et c'est assez facile d tecter.
la modulation de phase change la phase du signal (ici de 180 ) suivant qu'il s'agit d'un 0 (phase
montante) ou d'un 1 (phase descendante).
Dans les exemples donn s ci-dessus on a seulement 2 niveaux possibles chaque fois, donc on a
uniquement la possibilit de coder 2 valeurs di rentes chaque instant, dans ce cas 1 baud = 1bit/s.
De mani re plus sophistiqu e il existe des modems capables de moduler un signal suivant plusieurs
niveaux, par exemple 4 fr quences di rentes que le modem r cepteur saura lui aussi distinguer. Dans
ce cas, chaque signal envoy code 2 bits donc 1 baud = 2bit/s. Il est m me possible de transmettre des
signaux m lant les di rentes modulations pr sent es comme dans le cas de la norme V29 qui module
la fois l'amplitude du signal sur 2 niveaux et la phase sur 8 niveaux (0 ,45 ,...,315 ). En combinant
les 2 modulations, on obtient ainsi 16 signaux di rents possibles chaque instant, permettant de
transmettre simultan ment 4 bits chaque top d'horloge (1 baud = 4 bit/s).
9

14. -2
-1.5
-1
-0.5
0
0.5
1
1.5
2
0 1 1 0 0 1 0
-2
-1.5
-1
-0.5
0
0.5
1
1.5
2
0 1 1 0 0 1 0
-2
-1.5
-1
-0.5
0
0.5
1
1.5
2
0 1 1 0 0 1 0
Fig. 1.9 - Modulations d'amplitude, de fr quence et de phase de la s quence de bits 0110010.
1.3.3 Multiplexage.
Le multiplexage consiste faire transiter sur une seule et m me ligne de liaison, dite voie haute
vitesse, des communications appartenant plusieurs paires d' quipements metteurs et r cepteurs
comme repr sent dans la gure 1.10. Chaque metteur (resp. r cepteur) est raccord un multiplexeur
(resp. d multiplexeur) par une liaison dit voie basse vitesse.
Plusieurs techniques sont possibles:
le multiplexage fr quentiel consiste a ecter chaque voie basse vitesse une bande passante
particuli re sur la voie haute vitesse en s'assurant qu'aucune bande passante de voie basse vitesse
ne se chevauche. Le multiplexeur prend chaque signal de voie basse vitesse et le r emet sur la
voie haute vitesse dans la plage de fr quences pr vues. Ainsi plusieurs transmissions peuvent
tre faites simultan ment, chacune sur une bande de fr quences particuli res, et l'arriv e le
d multiplexeur6
est capable de discriminer chaque signal de la voie haute vitesse pour l'aiguiller
sur la bonne voie basse vitesse.
le multiplexage temporel partage dans le temps l'utilisation de la voie haute vitesse en l'attribuant
successivement aux di rentes voies basse vitesse m me si celles-ci n'ont rien mettre. Suivant
les techniques chaque intervalle de temps attribu une voie lui permettra de transmettre 1 ou
plusieurs bits.
le multiplexage statistique am liore le multiplexage temporel en n'attribuant la voie haute vitesse
qu'aux voies basse vitesse qui ont e ectivement quelque chose transmettre. En ne transmettant
pas les silences des voies basses cette technique implant e dans des concentrateurs am liore
6: Le m me quipement joue la fois le r le de multiplexeur et d multiplexeur.
10

15. MUX DEMUX
...
...
voie HV
voies BV voies BV
-
0 N kHzfr quences de la voie HV
6
vbv 1 vbv 2 vbv 3 vbv 4 vbv 5
-
0 N secutilisation de la voie HV
vbv 1 vbv 2 vbv 3 vbv 4 vbv 5
Fig. 1.10 - Multiplexages d'une ligne.
grandement le d bit global des transmissions mais elle fait appel des protocoles de plus haut
niveau et est bas e sur des moyennes statistiques des d bits de chaque ligne basse vitesse.
1.3.4 Les supports de transmission.
L'objectif de la couche 1 du mod le OSI est aussi de xer les caract ristiques des mat riels utilis s
pour relier physiquement les quipements d'un r seau. Nous d crivons succinctement quelques uns des
supports de transmission les plus usit s.
la paire torsad e est un c ble t l phonique constitu l'origine de deux ls de cuivre isol s et
enroul s l'un sur l'autre (d'o le nom). Actuellement on utilise plut t des c bles constitu s de 2 ou
4 paires torsad es. Elle est tr s r pandue, de connexion facile et d'un faible co t mais elle poss de
une faible immunit aux bruits. Pour am liorer les performances on utilise la paire torsad e
blind e plus r sistante aux perturbations lectromagn tiques et qui autorise un d bit pouvant
aller jusqu' 16 Mbits/s. D'une mani re g n rale les performances (et les co ts) de ce support
d pendent de la qualit des mat riaux employ s et des d tails de r alisation. On recommande
actuellement d'utiliser de la 4 paires non blind es de cat gorie 5 avec une imp dance de 100 ohm
(la cat gorie 3 est inf rieure en qualit , et l'imp dance 120 ohm est une particularit fran aise).
Utilis e en ligne de t l phone classique leur d bit est au maximum de 56 Kbit/s avec les modems
les plus r cents, mais les progr s de cette technologie autorisent, sur de courtes distances, des
d bits de l'ordre de 10 Mbit/s voire 100 Mbit/s. On la rencontre tr s souvent comme support
des r seaux 10 Base T 7
, chaque extr mit d'un tel c ble tant muni d'une prise RJ45. Son
int r t principal est que cette m me paire torsad e peut servir au r seau t l phonique, au r seau
informatique et vid o d'une m me entreprise et de plus elle pourra tre utilis e ult rieurement
pour voluer vers des r seaux 100 Base T et m me Gigabits . Dans ce type de r seaux locaux
chaque poste est reli un hub, par une liaison point point, formant physiquement une toile
(dont le centre est un hub) ou un arbre, mais dont le fonctionnement est en mode de di usion de
type bus. Cependant l'orientation actuelle est de remplacer les hubs par des commutateurs qui
eux r alisent de la di usion en mode point point.
le c ble coaxial est un c ble utilis galement en t l phonie et en t l vision, il est constitu
d'un c ur qui est un l de cuivre. Ce c ur est dans une gaine isolante elle-m me entour e
par une tresse de cuivre, le tout est recouvert d'une gaine isolante. Certains coaxiaux large
bande peuvent atteindre un d bit maximal de 150 Mhz mais son encombrement est nettement
sup rieur celui de la paire torsad e et ses performances n'atteignant pas celle de la bre optique
il a tendance dispara tre des nouveaux plans de c blage.
7: T pour twisted (torsad e), 10 pour 10 Mbits/s et 100 Base T pour 100 Mbit/s.
11

16. On le rencontre dans sa version 10 Base2 (ou Ethernet n 10 Mbit/s sur 200 m maximum) ou 10
Base5 (ou Ethernet pais 10 Mbit/s sur 500 m maximum) pour la r alisation de r seaux locaux
topologie en bus. Les connexions de chaque poste sur le bus se font l'aide de connecteur en T
et la connexion du c ble sur le poste se fait l'aide de connecteur AUI pour l'Ethernet pais et
BNC pour l'Ethernet n8
. Il est actuellement beaucoup utilis pour relier entre eux deux l ments
actifs (hub, routeur,...)
la bre optique est un support d'apparition plus r cente mais son utilisation prend de l'ampleur de
jour en jour car elle permet(tra) des d bits de plusieurs Gbit/s sur de tr s longues distances. Elle
est particuli rement adapt e l'interconnexion de r seaux par exemple entre plusieurs b timent
d'un m me site. En plus de ses capacit s de transmission, ses grands avantages sont son immu-
nit aux interf rences lectromagn tiques et sa plus grande di cult d' coute, contrairement aux
supports lectriques, ce qui la rend galement attrayante dans les contextes o la con dentialit
est requise. D'un point de vue technique une bre optique est constitu e d'un c ur et d'une
gaine en silice de quelques m recouvert d'un isolant. une extr mit une diode lectrolumi-
nescente (LED) ou une diode laser met un signal lumineux et l'autre une photodiode ou un
phototransistor est capable de reconna tre ce signal.
:XXXXXXXXXXXXz
:1PPPPPPPPPq
1source
lumineuse
Fig. 1.11 - R exion interne.
Les di rents rayons lumineux issus de la source sont guid s par le l de verre en suivant un
principe de r exion interne qui se produit au niveau de la fronti re entre le c ur et la gaine
comme illustr dans la gure 1.11. Si la r exion ne laisse subsister qu'un seul rayon, car le
diam tre du l est tr s r duit, alors on parle de bre monomode sinon, lorsqu'il existe plusieurs
rayons simultan ment on parle de bre multimode. En n, la bande passante d'une bre optique
tant tr s large (plusieurs MHz) il est ais de faire du multiplexage fr quentiel pour faire transiter
simultan ment plusieurs communications.
les liaisons sans l sont possibles gr ce des liaisons infrarouges ou laser sur de courtes distances
et gr ce aux faisceaux hertziens pour les liaisons satellitaires. Les d bits sont tr s lev s mais les
transmissions sont sensibles aux perturbations et les possibilit s d' coute sont nombreuses.
1.3.5 Exemple de l'ADSL.
La technique de l'ADSL (Asymetric bit rate Digital Subscriber Line ou ligne num rique d'abonn s
d bits asym triques) est une technique r cente qui permet d'utiliser, sur de courtes distances, les lignes
t l phoniques classiques mais avec un d bit tr s sup rieur celui des normes plus classiques (V34 ou
V90). Par exemple, dans sa version Lite, elle permet de connecter Internet un particulier en utilisant
simplement sa ligne t l phonique habituelle comme illustr dans la gure 1.12.
De mani re th orique, cette technologie o re un d bit maximal descendant (d'Internet vers l'abonn )
de 8,2 M bit/sec et un d bit maximal montant (de l'abonn vers Internet) de 640 K bit/sec. Cepen-
dant, ces performances ne sont pas possibles sur une grande distance (plus de 5 km) et les solutions
commerciales grand public propos es en France actuellement ( n 1999) xent par exemple le d bit
entrant 512 Kbit/sec et le d bit sortant 128 Kbit/sec.
8: Le fonctionnement d'un r seau Ethernet sera approfondi dans la section 2.4.1.
12

17. PC
téléphone
modem
ADSL
modem
ADSL
filtre
routeur
voix
INTERNET
RTC
Fig. 1.12 - Connexion Internet via ADSL Lite.
D'un point de vue technique ADSL fonctionne en full duplex gr ce un multiplexage fr quentiel,
permettant de faire transiter simultan ment les signaux montant et descendant accompagn s galement
des signaux portant la voix t l phonique. La gure 1.13 illustre ce multiplexage dans le cas o les
RTC
0 4kHz 25kHz 200kHz 1,1 MHz
canal montant canal descendant
Fig. 1.13 - Multiplexage fr quentiel utilis par ADSL ( chelle des fr quences non r elles).
fr quences pour les voies montantes et descendantes ont t clairement s par es. Pour gagner encore
en largeur de bande, et donc en d bit, on peut envisager de rapprocher les deux espaces de fr quences
mais il faut alors annuler les perturbations (ph nom ne d' cho) que subissent les signaux montant et
descendant mis simultan ment.
Les di rents signaux sont transmis selon la technologie DMT (Discrete MultiTone) qui divise
la totalit de la bande passante en 256 sous-canaux d'une largeur de 4,3 kHz. Ainsi, le 1er canal est
r serv la t l phonie. Les canaux 2 6 servent s parer la voix des donn es num riques. Le ux
montant occupe les 32 canaux suivants et le ux descendant tous les canaux restant, dans le cas o
aucune zone de fr quence ne s pare les deux sens de communication et que l'annulation d' cho est en
place. Le fait que la largeur de bande montante soit plus faible que la descendante explique le terme
asym trique dans la d nomination ADSL. De plus, certains sous-canaux sont utilis s pour la gestion
de la transmission
Chacun des sous-canaux est modul ind pendamment en utilisant la technique du QAM (Quadra-
ture amplitude modulation), qui est une m thode de modulation d'amplitude de deux porteuses en
quadrature (4 niveaux d'amplitude). Avant tout transfert de donn es, une proc dure de n gociation
(handshake) est mise en place pour mesurer la qualit de la transmission et l'adapter en fonction de la
ligne. On appelle cette technique rate adaptative, car elle est capable de diminuer le d bit si la qualit
de la transmission se d grade.
1.4 La couche liaison.
D nition 1.4.1 La couche liaison de donn es fournit les moyens fonctionnels et proc duraux n -
cessaires l' tablissement, au maintien et la lib ration des connexions de liaison de donn es entre
entit s du r seau. Elle d tecte et corrige, si possible, les erreurs d es au support physique et signale la
13

18. couche r seau les erreurs irr cup rables. Elle supervise le fonctionnement de la transmission et d nit
la structure syntaxique des messages, la mani re d'enchainer les changes selon un protocole normalis
ou non.
Une connexion de liaison de donn es est r alis e l'aide d'une ou plusieurs liaisons physiques entre
deux machines adjacentes dans le r seau donc sans n uds interm diaires entre elles.
Nous commen ons par examiner les di rentes techniques de d tection et correction d'erreur (chan-
gement de 1 par 0 ou vice-versa), puis nous tudierons deux familles de protocoles de liaison de donn es.
1.4.1 D tection et correction d'erreurs.
Le taux d'erreurs de transmission est de l'ordre de 10;5
sur une ligne t l phonique, de 10;7
10;8
sur un coaxial et de 10;10
10;12
sur une bre optique. ce niveau-l il ne s'agit pas d'assurer la
correction globale d'un change, mais de d tecter et d' ventuellement corriger des erreurs de transmis-
sions dans un bloc de bits achemin par le support physique. En e et, puisque la couche 2 ne conna t
pas le propri taire des paquets qu'elle manipule, elle ne peut pas se substituer aux couches de niveau
sup rieur.
Les techniques employ es ici reposent sur l'utilisation de codes correcteurs ou codes d tecteurs
d'erreurs qui chacun transforme la suite de bits envoyer en lui ajoutant de l'information base de
bits de redondance ou bits de contr le. Le r cepteur se sert de cette information ajout e pour d terminer
si une erreur s'est produite et pour la corriger si la technique employ e le permet.
la parit ajoute chaque bloc de i bits (i=7 ou 8) mis un bit de parit de telle sorte que parmi
les i + 1 bits mis le nombre de bits 1 soit toujours pair (ou impair). Par exemple, pour une
parit paire si le bloc initial est de 7 bits et est gal 1000001 le bloc de 8 bits mis est 10000010,
pour envoyer 0110100 le bloc 01101001 est mis. la r ception, le d codeur calcule le nombre
de bits 1 et dans le cas d'une parit paire si ce nombre de bits est pair on suppose qu'il n'y a
pas eu d'erreur. Sinon, on sait alors qu'il y a eu une erreur de transmission mais on ne sait pas
la localiser et il faut alors demander la r mission du bloc. La technique de parit est simple
mettre en uvre cependant elle ne permet pas de d tecter 2n erreurs dans le m me bloc de bits
transmis, car dans ce cas la parit ne sera pas chang e.
les codes redondance cyclique (CRC) ajoutent des bits qui sont des combinaisons lin aires des
bits de l'information transmettre. La suite de bits transmettre u1 u2 ::: uk est consid r e
comme un polyn me M(x) = u1xk;1
+u2xk;2
+:::+uk. Par exemple 1101011011 est repr sent
par x9
+x8
+x6
+x4
+x3
+x+1 . l' mission, on calcule la division du polyn me M multipli
par xr
par le polyn me g n rateur G de degr r. On appelle Q le polyn me quotient et R le
polyn me reste de cette division, on a donc: xr
M(x) = Q(x):G(x) + R(x) .
La suite de bits correspondant au polyn me R constitue le CRC qui est ajout l'information
transmettre, le polyn me total mis est donc E(x) = xr
M(x)+ R(x) Par exemple, l'aide du
polyn me g n rateur G(x) = x4
+ x + 1, la suite 1101011011 sera transmise accompagn e du
CRC 1110 car
x4
M(x) = x13
+ x12
+ x10
+ x8
+ x7
+ x5
+ x4
= (x9
+ x8
+ x3
+ x)(x4
+ x + 1) + x3 + x2 + x
la r ception, on divise le polyn me M0 correspondant la suite totale de bits re us (informa-
tion+CRC) par le polyn me g n rateur. Si le reste calcul est non nul, c'est qu'une erreur s'est
produite dans la transmission. Si le reste est nul, on est peu pr s s r (99,975% avec le polyn me
g n rateur x16
+ x12
+ x5
+ 1 de la norme V41 du ITU-T) que la transmission s'est faite sans
erreur.
14

19. Pourquoi cela fonctionne-t-il? Il est vident que xr
M(x) ;R(x) est divisible par G(x), mais en
arithm tique modulo 2 addition et soustraction sont quivalentes (ce sont des OU exclusifs en
fait) donc on a galement E(x) = xr
M(x)+R(x) = G(x)Q(x) montrant que E est un polyn me
multiple de G. Si lors de la transmission des erreurs se sont produites, cela se traduit par le fait
que le polyn me re u M0(x) = E(x) + T(x), T tant le polyn me correspondant aux erreurs
(T(x) = xi
si le ie bit a t invers ). la r ception le d codeur calcule le reste de E(x)+T (x)
G(x)
qui est en fait le reste de T (x)
G(x)
puisque E est un multiple de G. Si ce r sultat est non nul, c'est
que T est non nul et que des erreurs se sont produites. videmment, le r sultat est galement
nul si T est un multiple de G ce qui masque des erreurs, mais le choix judicieux de G permet
de minimiser ces erreurs non d tect es. En n, il faut aussi remarquer un inconv nient de cette
m thode qui signale des erreurs de transmission m me si celles-ci ont eu lieu dans le CRC et non
dans l'information transmettre initialement. Dans ce cas il ne devrait pas tre n cessaire de
retransmettre l'information, or c'est ce qui est fait puisque globalement le transfert (info+CRC)
a subi des perturbations.
le code de Hamming est un code correcteur d'erreurs bas sur la notion de distance de Hamming.
Soit un alphabet compos de 4 caract res (00,01,10,11). Si une erreur se produit alors le caract re
mis est transform en un autre caract re et il n'y a pas moyen de retrouver le caract re original.
Par contre, en ajoutant de l'information de telle sorte que les caract res soient tr s di rents les
uns des autres cela devient possible. Par exemple, on peut coder les 4 caract res de la mani re
caract re initial 00 01 10 11
caract re mis 00000 01111 10110 11001
00001 01110 10111 11000
caract res 00010 01101 10100 11011
erron s 00100 01011 10010 11101
possibles 01000 00111 11110 10001
10000 11111 00110 01001
Tab. 1.1 - Codage de Hamming.
illustr e dans la table 1.1. Ainsi si un bit (parmi les 5 mis) est erron on sait quand m me
d terminer quel caract re a t mis, car comme on peut le voir dans la table 1.1 la modi cation
d'un bit ne peut pas faire passer d'un caract re initial l'autre. On a des ensembles d'erreurs
possibles totalement disjoints. Par contre la modi cation de 2 bits dans cet exemple peut amener
des confusions et l'impossibilit de corriger les erreurs.
Soit x et y deux caract res d'un alphabet A et soit N la longueur du codage des mots de cet
alphabet, xi et yi d signent respectivement le ie bit de x et y. On peut alors d nir la distance
d(x y) =
NP
i=1
(xi ;yi) mod 2 qui permet de compter le nombre de bits qui di rent entre x et
y. On d nit alors la distance de Hamming par dH = inf
(x y)2A2 x6=y
d(x y) . Dans l'exemple choisi
ci-dessus, dH = 1 dans le premier codage sur 2 bits et dH = 3 dans le codage sur 5 bits. Chaque
erreur sur un bit d'un caract re x donne un caract re x0 tel que d(x x0) = 1, donc pour pouvoir
d tecter et corriger une seule erreur il faut que dh 3 et pour corriger 2 erreurs il faut que
dh 5. D'une mani re g n rale on d tecte et corrige n erreurs quand la distance de Hamming
est 2n+ 1.
On peut voir ceci dans la gure 1.14 o sont repr sent s x et y (2 caract res parmi les plus
proches de l'alphabet), xi et yi des d formations de x et y apr s une erreur et x0
1 et y0
1 des
d formations apr s deux erreurs. Ainsi, quand on re oit un caract re x (erron ou non on ne
peut pas le savoir l'avance) il su t de chercher le caract re c 2 A le plus proche de x selon la
distance d pour obtenir le caract re mis.
Un exemple de code de Hamming est donn par la technique suivante o l'on veut envoyer des
caract res cod s sur 4 bits de donn es ABCD. Pour cela on va mettre la suite ABCP2DP1P0
15

20. dH = 3
x
x1
x2
x3
r r
r
r
6
-
@
@R
y
y1 y2
y3
rr r
r
-;;
dH = 5
x
x1
x2
x3
x
0
1r r
r
r
r
6
-
@@R
- y
y1 y2
y3
y
0
1
rr rr
r
-;
;
Fig. 1.14 - Distance de Hamming.
dans laquelle les bits de contr le Pi sont plac s sur les bits de rang 2i
et sont d nis par
8><
>:
P0 = A C D
P1 = A B D
P2 = A B C
Les Pi sont des bits de parit d nis l'aide des bits de donn es de rang k tels que la d composition
de k en somme de puissances de 2 contienne 2i
. Par exemple, A est un bit de donn e de rang
7 = 20
+ 21
+ 22
donc A sert au calcul de P0, P1 et P2. De m me, le rang de D est 3 = 20
+ 21
donc il sert au calcul de P0 et P1.
la r ception on calcule 8
><
>:
P0
0 = P0 A C D
P0
1 = P1 A B D
P0
2 = P2 A B C
si on obtient P02 = P01 = P00 = 0 alors c'est que la transmission s'est pass e sans probl me. Sinon,
la valeur binaire de P02P01P00 donne la place de l'erreur dans les bits re us (en commen ant par la
droite). On corrige alors l'erreur et on recalcule les P0
i
, s'ils sont devenus tous nuls l'erreur a t
corrig e, sinon il y avait eu au moins deux erreurs et on peut rejeter la suite de bits mais pas la
corriger.
Par exemple, si l'on veut envoyer les 4 bits 0010, on va nalement mettre 0011001. Si l'on re oit
0010001, on trouve P02P01P00 = 100 c'est- -dire 4, donc l'erreur tait en 4e place. On corrige, pour
obtenir 0011001 et un nouveau calcul donne P0
2 = P0
1 = P0
0 = 0 assurant que l'on a corrig
l'erreur. On peut remarquer qu'en fait on a corrig une erreur qui n' tait pas sur les donn es
initiales mais sur les bits de parit rajout s.
1.4.2 Protocoles de liaison de donn es.
Le r le d'un protocole de liaison de donn es est videmment de xer comment doivent tre r alis es
les di rentes t ches qui incombent la couche 2 du mod le OSI. Deux grandes familles de telles
proc dures sont employ es. Les proc dures orient es caract res (BSC de chez IBM) sont assez anciennes
et sont utilis es pour des communications l'alternat sur le principe send and wait. Les proc dures
orient es bits (HDLC) sont pr vues pour des transmissions full-duplex et haut d bits.
le protocole BSC (Binary Synchronous Communications) est bas sur la transmission de blocs
de caract res repr sent s principalement en ASCII (7 bits) ou EBCDIC (8 bits de chez IBM)
avec acquittement l'alternat. Il utilise la fois des messages d'information pour transporter les
donn es et des messages de service pour superviser ces changes.
16

21. XXXXXXXXz
XXXXXXXXz
XXXXXXXXz
9
9
9
metteur r cepteur
Data 1
Data 2
Data 2 bis
ACK
NACK
ACK
erreur
Fig. 1.15 - Dialogue de type send and wait.
Les erreurs sont donc d tect es et corrig es par demande de r p tition comme illustr dans la
gure 1.15. La gestion des changes se fait gr ce l'ensemble de caract res de commandes de la
table 1.2.
SYN synchronous idle utilis pour la synchronisation caract re et mis
en d but de s quence de caract res
ENQ enquiry invite une station mettre ou recevoir
SOH start of heading d but d'en-t te
STX start of text n d'en-t te et d but de texte
ETB end of transmission block n de bloc de donn es
ETX end of text n du texte et d but des caract res de contr le
n cessaires la d tection des erreurs
ACK acknowledgement accus de r ception positif
NACK negative acknowledgement accus de r ception n gatif
DLE data link escape caract re d' chappement de transmission
EOT end of transmission n d'un transfert de donn es
Tab. 1.2 - Caract res de commande BSC.
D'autres caract res sp ci ques ont t ajout s par des constructeurs mais ils ne sont pas d taill s
ici.
Le r le du caract re DLE est primordial car il permet d'obtenir une transmission transparente
au code. En e et, si les donn es peuvent contenir des caract res de commande des confusions
deviennent possibles. Pour viter cela, tous les caract res de commande sont pr c d s de DLE
lorsque l'alphabet est tel que les codes de commande sont susceptibles d'appara tre dans les
donn es transmises. De plus, si l'on doit transmettre dans les donn es le caract re DLE lui-m me,
il sera alors lui-m me pr c d de DLE de mani re ce que le caract re qui le suit ne soit pas pris
tort pour une commande.
Les messages (donn es de taille quelconques ) mis selon le protocole BSC sont mis sous forme
de blocs de taille appropri e aux possibilit s de la ligne. Ainsi un message constitu d'une en-t te
17

22. et d'un texte de donn es, le tout ne constituant qu'un seul bloc sera mis de la mani re suivante9
SYN SYN SYN SYN SOH ...en-t te... STX ...texte... ETX BCC EOT
BCC (Block Check Character) est en fait un ensemble de caract res de contr le pour d tecter les
erreurs de transmission. Pour l'EBCDIC et l'ASCII en mode transparent le BCC est le polyn me
de la norme V41 pr sent dans la section 1.4.1
le protocole HDLC (High level Data Link control) est un protocole orient bit et d nit un
ensemble de proc dures normalis es par l'ISO pour des communications, aussi bien point point
que multipoint, half ou full-duplex, mais toujours entre une machine primaire et une (ou plusieurs)
machine(s) secondaires. Les di rents modes sont les suivants:
le mode ABM (Asynchronous Balanced Mode) est un mode de r ponse asynchrone quilibr
utilis sur une liaison full-duplex entre 2 machines uniquement (liaison point point) qui
ont chacune le statut de primaire et de secondaire. Le secondaire peut mettre sans avoir
re u de permission du primaire.
le mode NRM (Normal Response Mode) est utilis sur une liaison half duplex et ici le
secondaire ne peut transmettre que sur invitation du primaire.
le mode ARM (Asynchronous Response Mode, connu galement sous le nom LAP) est utilis
sur une liaison half duplex galement, mais le secondaire peut mettre sans que le primaire
l'ait sollicit . Ceci peut alors provoquer des probl mes si primaire et secondaire veulent
simultan ment mettre des donn es.
Les trames chang es ont l'allure suivante
fanion adresse commande ...donn es... contr le
Le fanion est gal 01111110 et pour que la transparence au code soit possible, c'est- -dire pour
que la pr sence d'une suite de 6 bits 1 dans les donn es ne soit pas interpr t e comme un fanion,
l' metteur ins re un 0 apr s chaque suite de 5 1. Le r cepteur supprime ce 0 suppl mentaire apr s
5 1 cons cutifs de mani re restaurer le caract re r ellement mis. Il existe trois types de trame
distingu s par les 2 premiers bits du champ de commande. Les trames d'information contiennent
des donn es en provenance, ou destination, des couches sup rieures. Les trames de supervision
assurent le contr le d'erreur et de ux. Les trames non num rot es servent l'initialisation de la
liaison et aux probl mes de reprise sur erreur non r gl s la couche 2. Le contr le est assur par
la technique du polyn me g n rateur de la norme V41 (cf section 1.4.1).
1.5 La couche r seau.
D nition 1.5.1 La couche r seau assure toutes les fonctionnalit s de relai et d'am lioration de ser-
vices entre entit de r seau, savoir: l'adressage, le routage, le contr le de ux et la d tection et
correction d'erreurs non r gl es par la couche 2.
ce niveau l de l'architecture OSI il s'agit de faire transiter une information compl te (un chier
par exemple) d'une machine une autre travers un r seau de plusieurs ordinateurs. Il existe deux
grandes possibilit s pour tablir un protocole de niveau r seau: le mode avec connexion et le mode sans
connexion d j pr sent s dans 1.1. Le premier cas est celui adopt dans la norme X25.3 (composante
de la norme X25 du CCITT, galement norme ISO 8208 et quasi standard international des ann es
80, utilis dans le r seau fran ais TRANSPAC) et d crit partiellement ci-apr s et le second est celui
du protocole IP du r seau Internet d crit dans la section 2.5.
9: On se place dans le cas o le caract re DLE n'est pas n cessaire et de plus quelques d tails sur la synchronisation
sont omis
18

23. 1.5.1 Le contr le de ux.
Le contr le de ux consiste g rer les paquets pour qu'ils transitent le plus rapidement possible
entre l' metteur et le r cepteur. Il cherche viter les probl mes de congestion du r seau qui surviennent
lorsque trop de messages y circulent. On peut citer les quelques m thodes suivantes:
Dans le contr le par cr dits, seuls N paquets sont autoris s circuler simultan ment sur le r seau,
donc un paquet ne peut entrer dans le r seau qu'apr s avoir acquis un jeton qu'il relache lorsqu'il
arrive destination. Dans la m thode isarythmique tous les jetons sont banalis s et la di cult
r side dans leur distribution correcte aux bonnes portes du r seau pour assurer un fonctionnement
optimal.
Cette technique est am lior e en xant des jetons d di s par n ud d'entr e dans le r seau.
Chaque n ud g re avec ses jetons une le d'attente des paquets qu'il met. Quand un paquet
arrive destination, le r cepteur renvoie l' metteur le jeton correspondant au paquet re u.
Dans le cadre d'un circuit virtuel tabli pour le mode avec connexion des r seaux X25 on utilise
un m canisme de fen tre. Les paquets de donn es sont num rot s modulo 8 et contiennent deux
compteurs: P(S) un compteur de paquets mis et P(R) un compteur de paquets re us. L' metteur
n'est autoris mettre que les paquets inclus dans la fen tre, c'est- -dire les paquets dont le
compteur de paquet mis est tel que
dernierP(R)re u P(S)courant dernierP(R)re u + W
o W est la taille de la fen tre d' mission. De son c t le r cepteur renvoie l' metteur le
compteur de paquets re us P(R) en l'incr mentant du nombre de paquets re us correctement
et en s quence. Le gestionnaire du r seau peut tr s bien ne pas renvoyer imm diatement les
acquittements s'il d sire d charger momentan ment le r seau. Par exemple, si le dernier paquet
P(R) re u est gal 1 et que la fen tre W = 4 cela signi e que le paquet 0 a bien t re u et
que l' metteur peut envoyer les paquets 1, 2, 3 et 4.
&%
'$0
1
2
3
4
5
6
7
Position initiale de la fen tre
&%
'$0
1
2
3
4
5
6
7
HHHHHH
Position nale de la fen tre
Fig. 1.16 - Contr le de ux par fen tre.
Si l' metteur a d j exp di les paquets 1, 2 et 3 et qu'il re oit un compteur de paquets re u
P(R) = 2 il d place sa fen tre d' mission de deux positions comme illustr dans la gure 1.16 et
peut exp dier les paquets suivants.
1.5.2 Le probl me de la congestion.
Malgr tous les e orts pour contr ler le ux d'information dans un r seau celui-ci peut se retrouver
face un probl me de congestion. Il s'agit alors de r soudre le probl me sans l'aggraver. En e et, les
19

24. probl mes de congestion arrivent lorsque les n uds d'un r seau saturent leurs les d'attente et donc
perdent des paquets. Si ces paquets sont r exp di s ou si des messages de gestion de r seau se mettent
circuler en grand nombre les performances du r seau vont s' crouler tr s vite. On essaye d' viter le
probl me de la congestion en autorisant un paquet ne rester dans le r seau qu'un temps limit par un
temps maximal x par le gestionnaire du r seau. Tout paquet est donc mis avec une date x e par
une horloge commune au r seau, si un n ud s'aper oit que le temps de pr sence dans le r seau d'un
paquet est d pass il le d truit. Cela permet ainsi de d truire les paquets perdus par erreur d'adressage
ou de routage, ainsi que ceux bloqu s dans un n ud. Mais cette m thode bas e sur une horloge est
assez di cile mettre en uvre et on utilise souvent une m thode plus simple consistant m moriser
simplement dans la zone de temps un nombre d cr ment chaque travers e de n ud. Lorsque ce
nombre atteint la valeur 0 il est d truit.
1.5.3 Le routage.
Le routage des paquets dans un r seau maill consiste xer par quelle ligne de sortie chaque
commutateur r exp die les paquets qu'il re oit. Ceci se fait en fonction de la destination nale du
paquet et selon une table de routage qui indique pour chaque destination nale quelles sont les voies
de sortie possible.
Pour l'exemple de la gure 1.17 on pourrait avoir la table de routage suivante:
destination nale voie de sortie
D1 A1, A2
D2 A2
D3 A2, A3
D4 A3
m-
-
-
-
A1
A2
A3
JJ
J
JJ^
-
le d'attente
en entr e
n ud
de
commutation
les d'attente
en sortie voies
de sortie
D1
D2
D3
D4
-
-
-
-
Fig. 1.17 - Routage de paquets.
D'une mani re g n rale le routage est un ensemble de processus algorithmiques devant prendre des
d cisions dispers s dans le temps et dans l'espace. Les di rents algorithmes sont r partis sur chaque
n ud du r seau et l'ensemble peut fonctionner de mani re centralis e ou r partie.
Le routage centralis est g r par un n ud particulier du r seau qui re oit des informations de
chacun des n uds du r seau et leur envoie leur table de routage. Pour xer ces tables on prend
en compte notamment le co t des liaisons, le co t de passage dans un n ud, le d bit demand ,
le nombre de n uds traverser, la s curit de transport de certains paquets, l'occupation des
m moires des n uds de commutation,... Le plus souvent un algorithme de plus court chemin
donne de bons r sultats en xant 1 le co t de franchissement d'un n ud (on peut galement
20

25. pond rer plus fortement les n uds qui sont les plus occup s). La mise jour des tables de routage
peut se faire de mani re
xe : en fait il n'y a pas de mise jour, la table de routage est x e une fois pour toute en
fonction de la topologie du r seau.
synchrone : toutes les tables sont mises jour au m me moment par le centre de contr le
qui re oit des informations de la part de tous les n uds intervalles r guliers (toutes les 10
sec par exemple).
asynchrone : les tables sont mises jour ind pendamment les unes des autres dans certaines
parties du r seau, chaque n ud envoyant un compte-rendu de son tat au centre de contr le
lorsqu'il observe des changements signi catifs.
Mais le routage centralis dans un r seau grande chelle est peu performant, car un routage est
d'autant meilleur qu'il r agit rapidement aux informations qui lui parviennent. De plus, si une
panne survient dans l'ordinateur qui assure ce contr le, c'est tout le r seau qui tombe en panne.
Le routage d centralis ne poss de pas de centre de contr le et les r gles de passage d'un paquet
(paquet d'appel pour tablissement d'un circuit virtuel) sont:
l'inondation : la r ception d'un paquet celui-ci est renvoy sur toutes les lignes de sortie.
Cette technique simpliste et rapide est e cace dans les r seaux tra c faible et o le
temps r l est n cessaire mais elle est p nalisante en ux de donn es, inadapt e aux r seaux
complexe et au circuit virtuel.
la technique hot patatoes : un paquet re u est renvoy le plus t t possible par la premi re
ligne de sortie vide. On am liore ce principe en a ectant des coe cients chaque ligne
de sortie en fonction de la destination voulue. On tient compte de l' tat des n uds voisins,
sans utiliser de paquet de contr le, mais simplement en comptabilisant le nombre de paquets
re us de chacun d'eux. Ils peuvent galement envoyer de mani re synchrone ou asynchrone
un compte-rendu de leur tat, permettant ainsi de choisir la meilleure ligne un instant
donn . Mais ceci reste local et une panne du r seau localis e au-del du premier n ud voisin
ne pourra pas tre prise en compte.
le routage adaptatif la fois dans l'espace et dans le temps demande, de la part de chaque
n ud, une connaissance compl te du r seau. Les di rents n uds s' changent donc des
messages, mais si chacun envoie des messages tous les autres le tra c va augmenter de
mani re baucoup trop grande. C'est pourquoi un n ud ne transmet un compte-rendu qu'
ses voisins imm diats qui doivent en tenir compte dans leur propre compte-rendu. (voir
exemple)
D'une mani re g n rale, le routage doit viter l'usage d'algorithmes adaptatifs trop complexes et
limiter les dialogues de services entre les n uds sinon l'e et obtenu sera l'oppos de celui recherch .
1.5.4 La norme X25, niveau r seau.
Cette norme a t tablie en 1976 par le CCITT pour les r seaux commutation de paquets sur
proposition de 4 pays qui l'utilisent pour leurs r seaux publics de communication: Transpac pour la
France, EPSS pour la Grande-Bretagne, Datapac pour le Canada et Telenet pour les USA.
Comme illustr dans la gure 1.18 le protocole X25 contient les trois premi res couches du mod le
OSI et d nit l'interface entre un ETTD ( quipement Terminal de Traitement de Donn es) et un
ETCD ( quipement de Terminaison de Circuit de Donn es) pour la transmission de paquets. Elle xe
donc les r gles de fonctionnement entre un quipement informatique connect un r seau et le r seau
lui-m me.
21

26. ETTD ETCD
couche 3 couche 2 couche 1 couche 3couche 2couche 1modem modem
-X25 niveau r seau
-LAPB: sous-ensemble de HDLC
-par exemple V24
Fig. 1.18 - Niveaux du protocole X25.
X25 d nit les types de paquets et leur format est le suivant (chaque ligne correspond un octet10
)
8 7 6 5 4 3 2 1
identi cateur g n ral de format num ro de groupe de voie logique
num ro de voie logique
identi cateur g n ral de type de paquet
donn es
X25 utilise le mode avec connexion, sachant que la connexion est r alis e l'aide d'un circuit virtuel
dont le fonctionnement se d roule comme illustr dans la gure 1.19.
L' tablissement du circuit virtuel se fait de bout en bout par l'envoi d'un paquet d'appel (call
request). Il existe des circuits virtuels permanents (CVP) ou commut s (CVC). un instant donn ,
plusieurs CVC et CVP peuvent coexister. Chaque circuit virtuel utilise une voie logique rep r e par
un num ro de groupe logique (entre 0 et 16) et un num ro de voie (entre 0 et 255). Ainsi, 4095 (la
voie 0 est r serv e) voies sont utilisables par une entr e. Pour un CVC les deux num ros sont attribu s
pendant la phase d' tablissement de la communication, pour un CVP ils le sont lors de l'abonnement.
Lorsque le paquet d'appel arrive l'ETCD destinataire, celui-ci peut refuser la connexion en envoyant
une demande de lib ration (clear request) ou l'accepter en envoyant un paquet de communication
accept e (call accepted). ce moment-l le circuit virtuel est tabli et les donn es peuvent tre
chang es, celles-ci emprunteront alors toutes le m me chemin marqu travers le r seau par le paquet
d'appel. Pour leur part la demande et la con rmation de lib ration sont trait es localement et la
demande peut tre trait e par n'importe lequel des deux quipements.
1.6 La couche transport.
D nition 1.6.1 La couche transport assure un transfert de donn es transparents entre entit s de
session et en les d chargeant des d tails d'ex cution. Elle a pour r le d'optimiser l'utilisation des services
de r seau disponibles a n d'assurer au moindre co t les performances requises par la couche session.
C'est la premi re couche r sider sur les syst mes d'extr mit . Elle permet aux deux applications de
chaque extr mit de dialoguer directement ind pendamment de la nature des sous-r seaux travers s et
comme si le r seau n'existait pas. Au niveau inf rieur de la couche r seau seule la phase d' tablissement
de la liaison logique s'e ectue de bout en bout, alors que les transferts d'information se font de proche
en proche.
10: Le troisi me octet contient les compteurs P(S) et P(R) d crits dans la section 1.5.1.
22

27. 6
Ouverture
d'un circuit
virtuel
?
6
Transfert
de donn es
?
6Lib ration
?
6 Ouverture
d'un circuit
virtuel?
6
Transfert
de donn es
?6
Lib ration
?
ETTD local ETTD distantETCD local ETCD distant
-Paquet d'appel
-Appel entrant
Communication accept e
Communication tablie
-
-
-
-
Donn es
Donn es
-Demande de lib ration
Con rmation de lib ration
-Indication de lib ration
Con rmation de lib ration
Fig. 1.19 - Vie d'un circuit virtuel.
La couche transport doit assurer, en mode connect ou non connect , un transfert transparent de
donn es entre utilisateurs de service r seau en leur rendant invisible la fa on dont les ressources de
communication sont mises en uvre. Cette notion de transparence implique par exemple de pouvoir
acheminer de bout en bout des TPDU (Transport Protocol Data Unit) dont la taille peut varier de
128 8192 octets. Cette taille est cependant xe une fois que la valeur a t n goci e.
1.6.1 Qualit de service.
Une autre fa on de d nir la couche transport est de la consid rer garante de la qualit de service
(QOS) rendue par la couche r seau. Si cette derni re est sans faille, alors le travail de la couche
transport est minime. Dans le cas contraire elle assure la jonction entre ce que d sire l'utilisateur et
ce que la couche r seau met disposition en terme de qualit . La qualit est valu e sur certains
param tres avec trois types de valeurs possibles: pr f r , acceptable et inacceptable qui sont choisis
lors de l' tablissement d'une connexion (certains param tres sont cependant disponibles pour un mode
sans connexion). La couche transport surveille alors ces param tres pour d terminer si la couche r seau
sous-jacente assure la qualit de service demand e.
Les di rents param tres de la qualit de service sont:
le temps d' tablissement de la connexion transport: c'est la dur e qui s' coule entre le moment
o une demande de connexion est mise et le moment o la con rmation de cet tablissement
est re u et plus ce d lai est court meilleure est la qualit de service.
la probabilit d' chec d' tablissement mesure la chance (ou plut t malchance) qu'une connexion
ne puisse s' tablir dans un d lai maximum d ni. On ne tient pas compte ici du refus de l'entit
23

28. distante d' tablir cette connexion, mais on consid re plut t les probl mes d'engorgement de
r seau.
le d bit de la liaison mesure le nombre d'octets utiles qui peuvent tre transf r s en une seconde,
ce d bit est valu s par ment dans les deux sens.
le temps de transit mesure le temps coul entre le moment o l'utilisateur du service de transport
envoie un message et celui o l'entit de transport r ceptrice le re oit, ce temps est valu
s par ment dans les deux sens.
le taux d'erreur r siduel est le rapport entre le nombre de messages perdus ou mal transmis et le
nombre total de messages mis au cours d'une p riode consid r e. Ce nombre, en th orie nul, a
une valeur faible.
la probabilit d'incident de transfert mesure le bon fonctionnement du service transport. Lors-
qu'une connexion est tablie, un d bit, un temps de transit, un taux r siduel d'erreurs sont
n goci s. La probabilit d'incident mesure la fraction de temps durant laquelle les valeurs x es
pr c demment n'ont pas t respect es.
le temps de d connexion mesure la dur e s' coulant entre une demande de d connexion mise et
la d connexion e ective du syst me distant.
la probabilit d'erreur de d connexion est le taux de demandes de d connexion non ex cut es
pendant le temps maximum d ni.
la protection est d nie comme la possibilit de se pr munir contre les intrusions passives (inter-
f rences sur une m me ligne) et actives ( coute et modi cation des donn es transmises).
La priorit permet l'utilisateur de privil gier certaines transmissions par rapport d'autres.
La r siliation est la libert laiss e la couche transport de d cider elle-m me de la d connexion
suite un probl me.
En mode non connect , ces param tres indiquent uniquement les souhaits de l'utilisateur en ce
qui concerne le d bit, le d lai de transit, le taux d'erreur r siduel et la priorit d'une transmission.
Ces param tres sont utilis es apr la couche transport pour xer des options de protocoles avant d' tre
soumis la couche r seau.
Lorsqu'une connexion est demand e, tous ces param tres sont transmis par l'utilisateur la couche
transport, les valeurs d sir es et minimales sont sp ci es. Les di rents cas de gure et tapes peuvent
alors se pr senter.
Si la demande semble irr aliste pour certains param tres alors la demande de connexion n'est
m me pas ex cut e et un message d'erreur est renvoy pour expliquer le probl me.
Si la demande ne peut pas tre satisfaite compl tement mais partiellement (par exemple avec
un d bit moindre mais acceptable), alors c'est cette demande avec des objectifs moindres qui est
soumise.
Si l'ordinateur distant ne peut satisfaire compl tement la demande, mais reste au-dessus du
minimum requis, alors il modi e aussi le param tre.
S'il ne peut pas rester au-dessus de ce minimum, il rejette la demande de connexion.
En n, la couche transport avertit son utilisateur de la bonne n (ou non) de la proc dure de
connexion et lui transmet les param tres accept s.
Cette proc dure s'appelle la n gociation des options qui, une fois x es, restent inchang es pendant
toute la connexion. Pour que tous les utilisateurs ne demandent pas une qualit de service optimale,
les prix pratiqu s par les fournisseurs de r seaux croissent avec cette qualit de service.
24

29. 1.6.2 Primitives du service transport.
machine de transport
protocole
de transport machine de transport
entité de sessionentité de session
requète réponse indicationconfirmation
Fig. 1.20 - Dialogue de niveau transport.
Les services qu'o rent la couche transport en mode connect sont rendues par les primitives donn es
ci-dessous. Celles-ci se d composent comme dans tout dialogue entre couches en quatre cat gories
comme illustr dans la gure 1.20.
phase d' tablissement de la connexion
T_CONNECT.request(adresse source, adresse distante, donn es_expr s, qos,
donn es_utilisateur) pour demander une connexion
T_CONNECT.indication(adresse source, adresse distante, donn es_expr s, qos,
donn es_utilisateur) pour indiquer une connexion de transport
T_CONNECT.response(adresse source, adresse distante, donn es_expr s,
donn es_utilisateur) pour r pondre une demande de connexion de transport
T_CONNECT.confirm(adresse source, adresse distante, donn es_expr s, qos,
donn es_utilisateur) pour con rmer l' tablissement d'une connexion de transport
phase de transfert de donn es
T_DATA.request(donn es_utilisateur) pour demander le transfert de donn es
T_DATA.indication(donn es_utilisateur) pour indiquer un transfert de donn es
T_EXPEDITED_DATA.request(donn es_utilisateur) pour demander le transfert de don-
n es expr s
T_EXPEDITED_DATA.indication(donn es_utilisateur)
pour indiquer un transfert de donn es expr s
phase de lib ration de la connexion
T_DISCONNECT.request(donn es utilisateur) pour demander une d connexion de trans-
port
T_DISCONNECT.indication(raison, donn es_utilisateur) pour indiquer une d connexion
de transport
La gure 1.21 d taille les di rents encha nements de primitives possibles. Pour chaque cas, un
utilisateur est plac gauche des lignes doubles et son homologue est droite, la couche transport est
entre les lignes et le temps s' coule de haut en bas.
25

30. T_CONNECT
request
HHHj T_CONNECT
indicationHHHj
T_CONNECT
response
T_CONNECT
confirm
tablissement
d'une connexion
T_CONNECT
request
HHHj T_CONNECT
indicationHHHj
T_DISCONNECT
request
T_DISCONNECT
indication
rejet par un utilisateur
d'une demande de connexion
T_CONNECT
request
HHHj
T_DISCONNECT
indication
rejet par le fournisseur
d'une demande de connexion
T_DATA
request
HHHj T_DATA
indication
HHHj
transfert de donn es normales
T_EXPEDITED_DATA
request
HHHj T_EXPEDITED_DATA
indicationHHHj
transfert de donn es expr s
T_DISCONNECT
request
HHHj T_DISCONNECT
indicationHHHj
lib ration sur initiative
d'un utilisateur
T_DISCONNECT
request
HHHj
T_DISCONNECT
request
lib ration sur initiative
des deux utilisateurs
T_DISCONNECT
indication
T_DISCONNECT
indicationHHHj
lib ration provoqu e
par le fournisseur
Fig. 1.21 - Encha nements de primitives en mode connect .
Seules les successions de primitives d crites dans l'automate de la gure 1.22 sont autoris s assurant
ainsi qu'une machine r alisant le service de transport ne peut se trouver que dans l'un des quatre tats
repr sent s savoir
veille : aucune connexion n'est tablie, une demande de connexion peut tre mise ou re ue
connexion sortante en attente : la machine a demand une connexion et la r ponse de l'autre
extr mit n'est pas encore arriv e
connexion entrante en attente : la machine a re u une demande de connexion qu'elle n'a pas
encore accept e ou rejet e.
transfert de donn es pr t : une connexion a t tablie, les transferts de donn es peuvent com-
mencer
Pour ce qui est du mode non connect seules les primitives suivantes sont disponibles.
T_UNIDATA.request(appel , appelant, qos, donn es utilisateur)
26

31. connexion
sortante
en attente
repos
pas de connexion en cours
connexion
entrante
en attente
transfert
de
données
T_CONNECT.confirm
T_DISCONNECT.indication
T_DISCONNECT.indication
T_DISCONNECT.request
T_CONNECT.request
T_DISCONNECT.request
T_DISCONNECT.indication
T_DISCONNECT.request
T_EXPEDITED_DATA.request
T_EXPEDITED_DATA.indication
T_DATA.indication
T_DATA.request
T_CONNECT.indication
T_CONNECT.response
Fig. 1.22 - Diagramme d' tats d'une machine de service de transport.
T_UNIDATA.indication(appel , appelant, qos, donn es utilisateur)
1.6.3 Le protocole de transport ISO en mode connect (ISO 8073 ou X.224)
Les fonctions de la couche transport ISO sont tablies dans le but de combler l' cart existant entre
les services o erts par les couches basses et les services o rir.
Les principales fonctions r alis es pendant l' tablissement de la connexion sont les suivantes.
La s lection d'une connexion r seau appropri e.
La d cision de mettre en place un multiplexage ou un clatement. Le multiplexage a pour but
de regrouper plusieurs connexions de transport sur une m me connexion de r seau, ce qui va
permettre de minimiser les ressources utilis es au niveau r seau, donc de diminuer les co ts
de communication. Ceci est surtout utile si l'on a de nombreuses connexions de faible d bit
tablir. l'inverse, l' clatement consiste r partir une connexion de transport simultan ment
sur plusieurs connexions r seau dans le but d'accro tre le d bit et la abilit (voir la gure 1.23).
la d termination de la taille optimale des TPDU
la mise en relation des adresses transport et r seau
l'identi cation de la connexion
27

32. A B C 23 1
adressesde réseau
adresses de transport
CV1
CV2
CV3
CV4
multiplexage des connexions
A1 et B2
éclatement
de la connexion C3
Fig. 1.23 - Adressage, multiplexage et clatement de connexions transport.
Lors de la phase de transfert les donn es expr s (interruptions, alarmes de petite taille) ne sont
pas soumises au contr le de ux et sont assur es d' tre d livr es avant toutes donn es normales mises
apr s elle. La fragmentation-r assemblage permet, si n cessaire, de d couper des TSDU (Transport
Service Data Unit) a n de tenir dans un seul TPDU. Ainsi les lettres trop grandes sont d coup es
en fragments de taille xe (sauf ventuellement le dernier), num rot s et exp di s chacun dans un
paquet pour tre r assembl s l'arriv e. La num rotation des paquets permet galement de d tecter
les paquets perdus ou dupliqu s. Les erreurs de transmission tant normalement d tect es par les
couches inf rieures, il n'est pas toujours n cessaire de prot ger chaque TPDU. Cependant, si la qualit
de service r seau est m diocre, on ajoute des m canismes de d tection d'erreur par total de contr le
associ un m canisme de retransmission. Le contr le de ux est fond sur une fen tre coulissante
de taille variable, similaire une notion de cr dit. Le destinataire impose la cadence de transfert en
indiquant l'exp diteur des cr dits d' mission (num ro dans la s quence ne pas d passer) qu'il lui
transmet dans ses acquittements.
En n, la lib ration de la connexion de transport peut tre d cid e et d clench e de mani re incon-
ditionnelle par l'un quelconque des correspondants, ce qui peut provoquer des pertes de donn es. Cette
lib ration est explicite quand il y a changes d'unit s de donn es sp ciales ou implicite quand en fait
c'est la connexion r seau sous-jacente qui est lib r e.
Pour simpli er le choix des fonctions mettre en uvre, l'ISO a d ni 5 classes de protocoles
chacune tant adapt e un type de r seau particulier11
et choisi lors de l' tablissement de la connexion.
L'appelant d clare sa classe pr f r e et des classes de repli, l'appel choisi parmi ces propositions si
aucune classe ne lui convient il refuse la connexion. Succinctement, on trouve
la classe 0 : elle assure une connexion standard pour les r seaux de type A ( tablissement n goci e
de la connexion, lib ration implicite, transfert de donn es normales, segmentation et r assemblage
des donn es.
la classe 1 : pour les r seaux de type B elle ajoute la classe 0 le transport de donn es expr s,
la reprise sur erreurs signal es, la d connexion et la reprise sur r initialisation du r seau.
11: Les r seaux sont r parties en 3 classes:
- type A: peu d'erreurs signal es et non signal es
- type B: peu d'erreurs non signal es, mais trop d'erreurs signal es
- type C: trop d'erreurs des deux types.
28

33. la classe 2 : pour les r seaux de type A elle ajoute la classe 0 le multiplexage et un contr le de
ux am lior .
la classe 3 : pour les r seaux de type B elle est constitu e des fonctionnalit s des classes 1 et 2.
la classe 4 : pour les r seaux de type C elle correspond la classe 3 laquelle on ajoute la
d tection et la reprise d'erreurs non signal es et l' clatement de connexions de transport.
1.7 Les couches hautes: session, pr sentation et application.
Les couches session, pr sentation et application constituent les couches hautes du mod le OSI et
o rent des services orient s vers les utilisateurs alors que les couches basses sont concern es pas la
communication able de bout en bout. Elles consid rent que la couche transport fournit un canal
able de communication et ajoutent des caract ristiques suppl mentaires pour les applications.
1.7.1 La couche session.
D nition 1.7.1 La couche session fournit aux entit s de la couche pr sentation les moyens d'orga-
niser et synchroniser les dialogues et les changes de donn es.
Une session peut par exemple tre utilis e pour la connexion distance d'un terminal un ordina-
teur ou pour le transfert d'un chier et ceci en mode connect . Bien que tr s similaires la session et la
b) c)a)
session
transport
Fig. 1.24 - Sessions et connexions de transport.
connexion de transport ne sont pas identiques, les trois cas de la gure 1.24 peuvent se pr senter.
a) Il y a correspondance exacte entre une session et une connexion de transport.
b) Plusieurs sessions successives sont tablies sur une seule et m me connexion de transport. Par
exemple, ceci peut tre utilis dans le contexte d'une agence de voyage dans laquelle chaque
employ utilise un terminal reli un ordinateur local. Celui-ci est reli une base de donn es
centrale de la compagnie pour enregistrer les r servations. Chaque fois qu'un employ veut faire
une r servation, une session est ouverte avec l'ordinateur central et elle est ferm e lorsque la
r servation est termin e. Mais il est inutile de lib rer la connexion de transport sous-jacente car
celle-ci sera utilis e quelques instants plus tard par un autre employ .
c) Plusieurs connexions de transport successives sont n cessaires pour une seule et m me session.
Ceci peut arriver lorsqu'une connexion de transport tombe en panne, la couche session tablit
alors une nouvelle connexion de transport de mani re poursuivre la connexion commenc e.
Par contre, il n'est pas possible de multiplexer plusieurs sessions sur une m me connexion de
transport. Celle-ci ne transporte tout instant qu'au plus une session.
Le transfert des donn es est r gi par les trois phases habituelles: tablissement de la session,
transfert des donn es et lib ration de la session. Les primitives fournies par la couche session sont
semblables celles fournies par la couche transport la couche session. L'ouverture d'une session
29

34. n cessite la n gociation de plusieurs param tres entre les utilisateurs des extr mit s, certains (qos et
existence ou non de donn es expr s) sont identiques ceux de la couche transport qui ils sont pass s
tels quels. Un autre param tre peut permettre de d cider quelle extr mit aura l'initiative du dialogue
dans le cas d'une session bidirectionnelle. Les di rences entre transport et session vont se situer au
niveau de la lib ration de la connexion. Dans le cas du transport, la primitive T_DISCONNECT.request
provoque une lib ration brutale de la connexion avec perte des donn es en cours de transfert. Une
session, elle, sera termin e par la primitive S_RELEASE.request qui op re une lib ration ordonn e de
la connexion, sans perte de donn es, appel e terminaison n goci e. Les di rences entre ces deux modes
T_DATA
request
T_DISCONNECT.
indication
T_DISCONNECT.
request
a)
A B
S_RELEASE.
request
S_DATA
S_RELEASE.
request
S_DATA
indication
S_RELEASE.
indication
response
confirm
S_RELEASE.
b)
A B
Fig. 1.25 - Lib ration brutale a) et ordonn e b).
de lib ration sont illustr es dans la gure 1.25. Dans le premier cas, B ne peut plus recevoir le message
qui est en transit partir du moment o il a mis une demande de d connexion (voir l'automate de la
gure 1.22). Dans le deuxi me cas, B continue d'accepter des donn es apr s avoir mis sa demande de
lib ration jusqu' ce que A con rme positivement cette d connexion. Si A veut refuser la d connexion,
il le signale par l'un des param tres de S_RELEASE.response et il peut ainsi continuer d'envoyer des
donn es, la session se prolonge comme si de rien n' tait.
Les sessions peuvent autoriser le dialogue bidirectionnel ou unidirectionnel ou l'alternat. Ce
dernier cas n'est pas forc ment d des limitations mat rielles mais est souvent inh rent au fonc-
tionnement des applications de plus haut niveau. Par exemple, l'acc s une base de donn es distante
est tabli sur ce mode. Un utilisateur envoie depuis son terminal une requ te un ordinateur central,
puis il attend la r ponse de celui-ci. Lorsque l'ordinateur central a envoy sa r ponse, l'utilisateur peut
envoyer une autre requ te. Ainsi, le mode de fonctionnement l'alternat est naturel. Dans ce cas il
s'agit alors de g rer qui c'est le tour d'envoyer des donn es. Ce service est mis en uvre gr ce un
jeton de donn es (data token). Seule l'extr mit qui poss de le jeton peut envoyer des donn es, l'autre
doit rester silencieuse. La n gociation initiale l' tablissement de la connexion de session xe quelle
extr mit re oit en premier le jeton. Lorsque le possesseur du jeton a ni d'exp dier ses donn es il peut
passer le jeton son correspondant l'aide de la primitive S_TOKEN_GIVE.request. Si l'extr mit qui
ne poss de pas le jeton veut exp dier des donn es il peut le demander, poliment, l'aide de la primitive
S_TOKEN_PLEASE.request. Le possesseur du jeton peut alors le lui envoyer ou lui refuser.
La synchronisation est galement l'un des services de la couche session et consiste placer les entit s
de session dans un tat connu des deux interlocuteurs en cas d'erreur. Il ne s'agit pas ici de r gler des
erreurs qui seraient d es un probl me de transmission de donn es puisque la couche transport doit les
r gler. Mais celle-ci ne peut e ectuer des reprises sur erreurs dues aux couches sup rieures puisqu'elle
30

35. n'en a pas connaissance. Par exemple, si lors d'un transfert de chiers tr s long une erreur se produit
du c t du r cepteur mais en dehors de la transmission proprement dite (probl me d'acc s un disque
par exemple), il faut que la couche session soit capable de s'en apercevoir et qu'elle vite de relancer
simplement tout le transfert de chiers. C'est pourquoi, gr ce des points de synchronisation dans le
ot d' changes de donn es, elle reprendra les transferts au niveau du dernier point de reprise correct.
Ces points consistent d couper le ot de donn es transmettre en pages et videmment, le m canisme
n cessite que l'utilisateur de la session metteur soit capable de m moriser su samment longtemps les
pages envoy es pour pouvoir en r exp dier certaines si n cessaires.
1.7.2 La couche pr sentation.
D nition 1.7.2 La couche pr sentation s'occupe de la syntaxe et de la s mantique des informations
transport es en se chargeant notamment de la repr sentation des donn es.
Par exemple, sur un ordinateur base d'un processeur de la famille des 68 000 les entiers sont
repr sent s avec les bits de poids fort gauche et ceux de poids faible droite. Or, c'est l'inverse sur
un ordinateur bas sur un processeur de la famille du 80x86. Cette di cult sera prise en compte par
la couche pr sentation qui e ectuera les op rations n cessaires la communication correcte entre ces
deux familles de machines. Pour ce faire l'ISO a d ni une norme appel e syntaxe abstraite num ro
1 (Abstract Syntax Notation 1) permettant de d nir une sorte de langage commun (une syntaxe de
transfert) dans lequel toutes les applications repr sentent leurs donn es avant de les transmettre.
C'est aussi ce niveau de la couche pr sentation que peuvent tre implant es des techniques de
compression (code de Hu man par exemple) et de chi rement de donn es (RSA, DSE, etc...) non
d taill es ici (voir cours correspondants de licence).
1.7.3 La couche application.
D nition 1.7.3 La couche application donne au processus d'application le moyen d'acc der l'envi-
ronnement OSI et fournit tous les services directement utilisables par l'application, savoir:
- le transfert d'informations
- l'allocation de ressources
- l'int grit et la coh rence des donn es acc d es
- la synchronisation des applications coop rantes
En fait, la couche application g re les programmes de l'utilisateur et d nit des standards pour que
les di rents logiciels commercialis s adoptent les m mes principes, comme par exemple:
- Notion de chier virtuel repr sent sous forme d'arbre pour les applications de transfert de chiers,
op rations permises sur un chier, acc s concurrentiels, ...
- D coupage des fonctions d'une application de courrier lectronique qui se compose d'un le contenu
(en-t te et corps) et d'une enveloppe. Une fonctionnalit de l'application g re le contenu et une
autre le transfert en interpr tant l'enveloppe.
31

36. Chapitre 2
Le r seau Internet et les protocoles
TCP/IP.
Ces 15 derni res ann es ont vu merger de nouvelles techniques rendant possible l'interconnexion
de r seaux di rents (internetworking) en les faisant appara tre comme un unique environnement de
communication homog ne. On d signe ce syst me d'interconnexion sous le nom d'internet, sachant
que r seau Internet et Internet d signent l'ensemble de ces internets dont le point commun est de
fonctionner en suivant les protocoles TCP/IP (Transmission Control Protocol/Internet Protocol). Le
but de ce chapitre est d' tudier comment fonctionne l'ensemble de ces protocoles.
2.1 Historique et organisation d'Internet.
Les travaux de l'ARPA (Advanced Research Project Agency) d but rent au milieu des ann es 70
et avaient pour but de d velopper un r seau commutation de paquets pour relier ses centres de
recherches dans le but de partager des quipements informatiques et changer des donn es et du
courrier. Le but tait de concevoir un r seau r sistant des attaques militaires. Il ne fallait donc pas
qu'il comporte de points n vralgiques dont la destruction aurait entra n l'arr t complet du r seau.
C'est ainsi, que d s le d part le r seau ARPANET fut con u sans n ud particulier le dirigeant, et
de telle sorte que si une voie de communication venait tre d truite, alors le r seau soit capable
d'acheminer les informations par un autre chemin. C'est vers 1980 qu'est apparu le r seau Internet,
tel qu'on le conna t maintenant, lorsque l'ARPA commen a faire voluer les ordinateurs de ses
r seaux de recherche vers les nouveaux protocoles TCP/IP et qu'elle se mit subventionner l'universit
de Berkeley pour qu'elle int gre TCP/IP son syst me d'exploitation Unix (BSD). Ainsi la quasi
totalit des d partements d'informatique des universit s am ricaines put commencer se doter de
r seaux locaux qui en quelques ann es seront interconnect s entre eux sous l'impulsion de la NSF
(National Science Foundation).2 M me si d s son origine Internet comprenait des soci t s priv es,
celles-ci taient plus ou moins li es la recherche et au d veloppement, alors qu' l'heure actuelle les
activit s commerciales s'y sont consid rablement multipli es, et ceci surtout depuis l'arriv e du web en
1993. La gure 2.1 (source ISOC, www.isoc.org) donne un r sum des grandes tapes de l' volution
d'Internet au niveau mondial qui comportait en 1996 plus de 100 000 r seaux di rents permettant
de regrouper presque 10 millions d'ordinateurs dans le monde. Mais les statistiques sont di ciles
tablir et sont parfois fantaisistes ou biais es par des consid rations politiques ou commerciales. Une
bonne source d'information est encore l'ISOC dont sont extraites les donn es de la gure 2.2. Pour
ce qui est de la France, apr s des tentatives avort es de constitution d'un r seau de la recherche, puis
l'apparition du r seau EARN (European Academic and Research Network) bas sur des protocoles et
des ordinateurs IBM, un d but de r seau b ti sur des ordinateurs Unix et TCP/IP apparu sous le
nom de FNET. C'est la n des ann es 80 que les campus universitaires s' quip rent massivement
de r seaux Ethernet et cr rent des r seaux r gionaux bas s sur TCP/IP. L'ouverture l'Internet
32

37. Fig. 2.1 - Les grandes dates d'Internet.
Fig. 2.2 - volution du nombre de machines connect es Internet
33

38. mondial ( l' poque presque exclusivement nord-am ricain) eut lieu en 1988 et ensuite la cr ation de
Renater (R seau National de T l communications pour l'Enseignement et la Recherche) en 1994 sont
les grandes dates de l' volution d'Internet en France.
Comme l'ensemble des protocoles TCP/IP n'est pas issu d'un constructeur unique, mais mane
de la collaboration de milliers de personnes travers le monde, une structure de fonctionnement
originale a t imagin e d s le d but. Apr s des volutions successives, c'est maintenant l'IAB (Internet
Architecture Board) qui est le comit charg de coordonner l'architecture, les orientations, la gestion
et le fonctionnement d'Internet. L'IAB comporte deux branches principales:
l'IETF (Internet Engineering Task Force, www.ietf.org) s'occupe des probl mes techniques
court et moyen terme et est divis en 9 zones (applications, s curit , routage et adressage, etc...)
chacune dot e d'un responsable.
l'IRTF (Internet Research Task Force, www.irtf.org) coordonne les activit s de recherche rela-
tives TCP/IP.
Par ailleurs, il existe l'ISOC (The Internet Society ) qui est li e l'IAB et qui aide ceux qui sou-
haitent s'int grer la communaut d'Internet. De nombreux renseignements sur le fonctionnement et
les organismes li s Internet sont disponibles sur le web de l'ISOC www.isoc.org.
Aucun constructeur, ou diteur de logiciel, ne peut s'approprier la technique TCP/IP, les docu-
mentations techniques sont donc mises disposition de tous par l'INTERNIC (Internet Network In-
formation Center partir de son site web ds.internic.net/ds/dspg1intdoc.html). Les documents
relatifs aux travaux sur Internet, les nouvelles propositions de d nition ainsi que les modi cations de
protocoles, tous les standards TCP/IP, y sont publi s sous la forme de RFC (Request For Comments,
appels commentaires). Tous les RFC sont publi s par un membre de l'IAB et sont num rot s s -
quentiellement, une proposition de RFC s'appelle un Internet Draft qui sera discut , modi , et en n
adopt ou rejet par les membres du domaine concern par la note technique.
2.2 Architecture des protocoles TCP/IP.
Les logiciels TCP/IP sont structur s en quatre couches de protocoles qui s'appuient sur une couche
mat rielle comme illustr dans la gure 2.3.
La couche de liens est l'interface avec le r seau et est constitu e d'un driver du syst me d'exploi-
tation et d'une carte d'interface de l'ordinateur avec le r seau.
La couche r seau ou couche IP (Internet Protocol) g re la circulation des paquets travers le
r seau en assurant leur routage. Elle comprend aussi les protocoles ICMP (Internet Control
Message Protocol) et IGMP (Internet Group Management Protocol)
La couche transport assure tout d'abord une communication de bout en bout en faisant abs-
traction des machines interm diaires entre l' metteur et le destinataire. Elle s'occupe de r guler
le ux de donn es et assure un transport able (donn es transmises sans erreur et re ues dans
l'ordre de leur mission) dans le cas de TCP (Transmission Control Protocol) ou non able dans
le cas de UDP (User Datagram Protocol). Pour UDP, il n'est pas garanti qu'un paquet (appel
dans ce cas datagramme) arrive bon port, c'est la couche application de s'en assurer.
La couche application est celle des programmes utilisateurs comme telnet (connexion un ordi-
nateur distant), FTP (File Transfert Protocol), SMTP (Simple Mail Transfert Protocol), etc...
Cette architecture et ces di rents protocoles permettent de faire fonctionner un r seau local,
par exemple sur un bus Ethernet reliant un ordinateur client A qui interroge un serveur FTP B,
comme illustr dans la gure 2.4 Mais, ceci permet surtout de constituer un internet, c'est- -dire
une interconnexion de r seaux ventuellement h t rog nes comme illustr dans la gure 2.5. Ici les
34

39. correspondantes
couches OSI
logiciels
hors du SE
logiciels
dans le SE
adressage IP
suniquement
adressage
physique
processus
utilisateur
processus
utilisateur
processus
utilisateur
processus
utilisateur
transport
applications
réseau
liens
4
2
1
7
interface
matérielle
IGMPICMP
TCP UDP
ex : ping ex : FTP ex : BOOTP
support matériel
IP
ARP RARP
3
5
6
Fig. 2.3 - Architecture d'une pile TCP/IP
client FTP
TCP
IP
Ethernet
driver
ordinateur A
protocole FTP
protocole TCP
protocole IP
protocole Ethernet
IP
TCP
serveur FTP
driver
ordinateur B
Ethernet
bus Ethernet
Fig. 2.4 - Communication entre deux machines du m me r seau
35

40. ordinateurs A et B sont des syst mes terminaux et le routeur est un syst me interm diaire. Comme
on peut le voir, la remise du datagramme n cessite l'utilisation de deux trames di rentes, l'une du
r seau Ethernet entre la machine A et le routeur, l'autre du r seau Token-Ring entre le routeur et la
machine B. Par opposition, le principe de structuration en couches indique que le paquet re u par la
couche transport de la machine B est identique celui mis par la couche transport de la machine A.
Lorsqu'une application envoie des donn es l'aide de TCP/IP les donn es traversent de haut en
bas chaque couche jusqu' aboutir au support physique o elles sont alors mises sous forme se suite de
bits. L'encapsulation illustr e dans la gure 2.6 consiste pour chaque couche ajouter de l'information
aux donn es en les commen ant par des en-t tes, voire en ajoutant des informations de remorque. Dans
le cas du protocole UDP la place de TCP, les seuls changements sont que l'unit d'information pass
IP s'appelle un datagramme UDP dont l'en-t te a une taille de 8 octets.
2.3 Adressage.
Chaque ordinateur du r seau Internet dispose d'une adresse IP unique cod e sur 32 bits. Plus
pr cis ment, chaque interface dispose d'une adresse IP particuli re. En e et, un m me routeur inter-
connectant 2 r seaux di rents poss de une adresse IP pour chaque interface de r seau. Une adresse
IP est toujours repr sent e dans une notation d cimale point e constitu e de 4 nombres (1 par octet)
compris chacun entre 0 et 255 et s par s par un point. Ainsi 193.49.144.1 est l'adresse IP d'une des
principales machines du r seau de l'universit d'Angers. Plus pr cis ment, une adresse IP est constitu e
d'une paire (id. de r seau, id. de machine) et appartient une certaine classe (A, B, C, D ou E) selon
la valeur de son premier octet, comme d taill dans la gure 2.7. Le tableau ci-apr s donne l'espace
d'adresses possibles pour chaque classe.
classe adresses
A 0.0.0.0 127.255.255.255
B 128.0.0.0 191.255.255.255
C 192.0.0.0 223.255.255.255
D 224.0.0.0 239.255.255.255
E 240.0.0.0 247.255.255.255
Ainsi, les adresses de classe A sont utilis es pour les tr s grands r seaux qui comportent plus de
216
= 65536 ordinateurs. Au niveau mondial, il ne peut exister plus de 127 tels r seaux, par exemple
celui de la d fense am ricaine ou du MIT, mais la politique actuelle est de ne plus d nir de tels r seaux.
Les adresses de classe B sont utilis es pour les r seaux ayant entre 28
= 256 et 216=65536
ordinateurs, 14
bits d nissent l'adresse du r seau et 16 bits celle d'une machine sur le r seau. Seules 256 machines sont
possibles sur un r seau de classe C dont le nombre possible d passe les 2 millions (= 221
). L'obtention
d'une adresse IP pour cr er un nouveau r seau est g r e par l'INTERNIC de mani re d centralis e,
savoir qu'un organisme national g re les demandes pour chaque pays. En France c'est l'INRIA (Institut
National de Recherche en Informatique et Automatique) qui est charg de cette t che. Au lieu d'utiliser
un adressage plat 1, 2, 3, ... la m thode retenue est plus e cace car elle permet une extraction rapide
du num ro de r seau l'int rieur d'une adresse IP ce qui facilitera le routage.
Toutes les combinaisons math matiquement possibles pour identi er un r seau ou une machine ne
sont pas permises car certaines adresses ont des signi cations particuli res.
0.0.0.0 est utilis e par une machine pour conna tre sa propre adresse IP lors d'une processus
d'amor age par exemple
<id. de r seau nul>.<id. de machine> est galement utilis e pour d signer une machine sur
son r seau lors d'un boot galement
<id. de r seau>.<id. de machine nul> n'est jamais a ect e une machine car elle permet
de d signer le r seau lui-m me
36

41. datagramme
identique
datagramme
identique
trame
identique
trame
identique
client FTP
TCP
IP
Ethernet
driver driver
Ethernet
IP IP
TCP
serveur FTP
Token Ring
bus Ethernet
driver driver
Token Ring Token Ring
routeur
message identique
paquet identique
ordinateur A ordinateur B
Fig. 2.5 - Interconnexion de deux r seaux
données
utilisateur
données
utilisateur
données applicativesen-tete TCP
données applicativesen-tete TCPen-tete IP
données applicativesen-tete TCPen-tete IP
driver
Ethernet
en-tete
applicatif
en-tete
Ethernet
remorque
Ethernet
Ethernet
application
TCP
IP
14 octets 20 octets 20 octets trame Ethernet
segment TCP
datagramme IP
46 à 1500 octets
Fig. 2.6 - Encapsulation des donn es par la pile des protocoles TCP/IP.
37

42. 7 bits 24 bits
classe A 0 id. de réseau id. de machine
classe B 1 0 id. de réseau
14 bits
id. de machine
16 bits
classe C 1 1 0
21 bits
id. de réseau
8 bits
id. de machine
classe D 1 1 1 0
28 bits
adresse multidestinataire (muticast)
classe E 1 1 1 1 0
27 bits
réservé pour usage ultérieur
Fig. 2.7 - Les cinq classes d'adressses IP
<id. de r seau>.<id. de machine avec tous ses bits 1> est une adresse de di usion ou
de broadcasting, c'est- -dire qu'elle d signe toutes les machines du r seau concern . Un data-
gramme adress cette adresse sera ainsi envoy toutes les machines du r seau.
255.255.255.255 est une adresse de di usion locale car elle d signe toutes les machines du
r seau auquel appartient l'ordinateur qui utilise cette adresse. L'avantage par rapport l'adresse
pr c dente est que l' metteur n'est pas oblig de conna tre l'adresse du r seau auquel il appartient.
127.X.Y.Z est une adresse de rebouclage qui est utilis e pour permettre les communications
inter-processus sur un m me ordinateur ou r aliser des tests de logiciels car tout logiciel de
communication recevant des donn es pour cette adresse les retourne simplement l' metteur.
Les adresses de classe A de 10.0.0.0 10.255.255.255, de classe B de 172.16.0.0 172.31.255.255
et de classe C de 192.168.0.0 192.168.255.255 sont r serv es la constitution de r seaux
priv s autrement appel s intranet 1
.
Le syst me des adresses IP permet galement la d nition d'adresses de sous-r seaux en d coupant
la partie r serv e l'adresse des machines sur un r seau en deux parties dont la premi re sera un
identi cateur de sous-r seau. Ainsi un seul r seau de classe B, sur lequel on pourrait nommer 65 536
machines pourra tre d compos en 254 sous-r seaux de 254 machines, de la mani re d crite ci-dessous.
<id. de r seau sur 16 bits>.<id. de sous-r seau sur 8 bits>.<id. de machine sur 8 bits>
L'administrateur d'un r seau peut d cider de d couper o il veut la zone des identi cateurs de machines,
mais le d coupage autour du . facilite le travail des routeurs. On peut galement adopter le m me
principe pour un r seau de classe C. Cette technique a pour e et de provoquer un routage hi rarchique.
La gure 2.8 illustre le cas d'un r seau X.Y.0.0 d coup en deux sous-r seaux X.Y.1.0 et X.Y.2.0.
Pour tout le reste d'Internet, il n'existe qu'un seul r seau X.Y.0.0 et tous les routeurs traitent les
datagrammes destination de ce r seau de la m me fa on. Par contre, le routeur R se sert du troisi me
octet ( gal 1 ou 2) de l'adresse contenue dans les datagrammes qui lui proviennent pour les diriger
vers le sous-r seau auquel ils sont destin s assurant ainsi un routage hi rarchique.
Outre l'adresse IP, une machine doit galement conna tre le nombre de bits attribu s l'identi-
cateur du sous-r seau et celui de la machine. Cette information est rendue disponible gr ce un
1: Un intranet est un r seau d' tendue g ographique tr s limit e, par exemple pour une entreprise, bas sur la tech-
nologie TCP/IP mais non reli Internet. Un extranet est galement un r seau priv b ti sur TCP/IP, non connect
Internet, mais r parti sur des sites g ographiques distants
38

43. routeur RInternet
réseau X.Y.2.0
réseau X.Y.1.0
trafic
vers X.Y.0.0
X.Y.1.1 X.Y.1.2 X.Y.1.3
X.Y.2.2X.Y.2.1
Fig. 2.8 - Adressage de sous-r seau
masque de sous-r seau ou subnet netmask qui est un mot de 32 bits contenant des bits 1 au lieu et
place de l'identi cateur de r seau et de sous-r seau et des bits 0 au lieu et place de l'identi cateur de
machines. Ainsi le masque2
255.255.255.0 indique que les 24 premiers bits d'une adresse d signent
le sous-r seau et les 8 derniers une machine. Le masque 255.255.255.192 ((192)10 = (11000000)2 ) in-
dique que les 26 premiers bits d signent le sous r seau et les 6 derniers une machine. De cette mani re
partir de l'adresse d'un datagramme et de son masque de sous-r seau une machine peut d terminer
si le datagramme est destin une machine sur son propre sous-r seau, une machine sur un autre
sous-r seau de son r seau ou une machine ext rieure son sous-r seau. Par exemple, dans le cadre du
r seau de la gure 2.8 o le masque de sous-r seau est 255.255.255.0 supposons que notre machine
soit celle identi e par l'adresse IP X.Y.1.2.
Si l'adresse de destination est X.Y.1.1, un et entre la repr sentation binaire de cette adresse
est de celle du masque de sous-r seau donne X.Y.1.0 savoir l'adresse du sous-r seau de notre
machine, donc le datagramme est destin une machine de ce m me sous-r seau.
Si l'adresse de destination est X.Y.2.1, un calcul du m me genre donne X.Y.2.0 c'est- -dire
l'adresse d'un autre sous-r seau du m me r seau.
Si l'adresse de destination est S.T.U.V (avec (S T) 6= (X Y )) le r sultat sera l'adresse d'un
r seau di rent de celui auquel appartient notre machine.
Bien que la num rotation IP l'aide d'adresses num riques soit su sante techniquement, il est
pr f rable pour un humain de d signer une machine par un nom. Mais se pose alors le probl me de
la d nition des noms et de leur mise en correspondance avec les num ros IP. Au d but des ann es
80, le r seau ARPANET comportait un peu plus de 200 ordinateurs et chacun poss dait un chier
/etc/hosts identi ant les noms de ces ordinateurs suivis de leur num ro IP. Lorsqu'une modi cation
intervenait, il su sait de mettre jour ce chier. Pour faire face l'explosion du nombre d'ordinateurs
reli s Internet, il a t mis en place un syst me de base de donn es distribu es: le syst me de noms
de domaines (DNS: Domain Name System) qui fournit la correspondance entre un nom de machine
et son num ro IP. En fait, le DNS est un espace de noms hi rarchis comme illustr dans la gure 2.9.
Chaque n ud a un nom d'au plus 63 caract res et la racine de l'arbre a un nom nul (les minuscules et
majuscules sont indi renci es). Une zone est un sous-arbre de cette hi rarchie. Le nom de domaine
d'un n ud est la concat nation de son nom avec celui de ses anc tres dans l'arbre. La responsabilit du
nommage est subdivis e par niveau, les niveaux sup rieurs d l guant leur autorit aux sous-domaines
qu'ils cr ent eux-m mes. Il faut bien avoir l'esprit que le d coupage n'a dans certains cas aucune base
g ographique on trouve des domaines .com partout dans le monde.
2: En notation d cimale point e.
39

44. com edu org fr degov
elysee
univ-
angers
info
vega
istia
Fig. 2.9 - Syst me de noms de domaines.
Le m canisme qui permet la r solution d'un nom en une adresse IP est g r par des serveurs de
noms qui repr sentent une base de donn es distribu e des noms de domaine. Quand une personne a re u
l'autorit de g rer une zone elle doit maintenir au moins deux serveurs de noms: un primaire et un ou
plusieurs secondaires. Les secondaires ont des serveurs redondants par rapport au primaire de mani re
faire face une d faillance d'un syst me. Lorsqu'une machine est ajout e une zone, l'administrateur
de la zone doit ajouter son nom et son num ro IP dans le chier disque du serveur primaire qui se
recon gure alors en fonction de ces nouvelles donn es. Quant eux, les serveurs secondaires interrogent
r guli rement (toutes les 3 h) le primaire et fait les mises jour n cessaires en cas d' volution de la
base de donn es. Lorsqu'un serveur de noms re oit une demande, il v ri e si le nom appartient l'un
des sous-domaines qu'il g re. Si c'est le cas il traduit le nom en une adresse en fonction de sa base
de donn es et renvoie la r ponse au demandeur. Sinon, il s'adresse un serveur de nom racine qui
conna t le nom et l'adresse IP de chaque serveur de noms pour les domaines de second niveau. Ce
serveur de nom racine lui renvoie alors l'adresse d'un serveur de noms contacter, et ainsi de suite,
par interrogations successives de serveurs de noms il sera capable de fournir l'adresse demand e. Pour
viter de faire trop souvent de telles requ tes, tout serveur de noms stocke dans une m moire cache les
correspondances (num ro IP, nom de machine) de mani re pouvoir fournir la r ponse imm diatement
si une m me demande lui parvient ult rieurement.
2.4 La couche liaison d'Internet.
Le but de la couche de liens de la pile TCP/IP est d'envoyer et recevoir des datagrammes IP pour
la couche IP, d'envoyer des requ tes ARP (respt. RARP) et de recevoir des r ponses pour le module
ARP (respt. RARP). Nous examinons ici les caract ristiques des deux premi res couches du mod le
OSI (couches physique et de liens) dans le cas d'un r seau local Ethernet et d'une liaison s rie reliant
un ordinateur Internet via un modem connect sur le port s rie de cet ordinateur.
2.4.1 Le r seau Ethernet
Ethernet est le nom donn une des technologies les plus utilis es pour les r seaux locaux en bus.
Elle a t invent e par Xerox au d but des ann es 70 et normalis e par l'IEEE (Institute for Electrical
and Electronics Engineers) vers 1980 sous la norme IEEE 802.
Tout d'abord, il existe plusieurs technologies physiques pour tablir un r seau Ethernet.
10 base 5 ou thick Ethernet est un r seau base de c ble coaxial de 1,27 cm de diam tre, d'une
40

45. longueur de 500 m maximum et termin chaque extr mit par une r sistance. Chaque ordinateur
est reli , par un cordon AUI Attachment Unit Interface), un bo tier appel transceiver lui-
m me connect au c ble par l'interm diaire d'une prise vampire . Le transceiver est capable de
d tecter si des signaux num riques transitent sur le c ble et de les traduire en signaux num riques
destination de l'ordinateur, et inversement.
10 base 2 ou thin Ethernet est un r seau base d'un c ble coaxial plus n et plus souple, moins
r sistant aux perturbations lectromagn tiques que le 10 base 5, mais d'un co t inf rieur. Le
transceiver et le c ble AUI ne sont plus utiles car l'ordinateur est reli directement au c ble par
l'interm diaire d'une prise BNC en T int gr e la carte Ethernet de l'ordinateur.
10 base T ou twisted pair Ethernet est un r seau dans lequel chaque ordinateur est reli , par un
c ble de type paire torsad e, un point central appel hub qui simule l'e et d'un transceiver et
de son c ble AUI. La connexion des c bles se fait par l'interm diaire d'une prise RJ45 et les hubs
doivent tre aliment s lectriquement. Ils simulent ainsi le fonctionnement d'un bus alors que la
topologie physique du r seau est une toile.
Majoritairement, les r seaux Ethernet ont un d bit de 10Mbit/s3
et les informations sont transmises
sur le bus sans garantie de remise. Chaque transceiver capte toutes les trames qui sont mises sur le c ble
et les redirige vers le contr leur de l'ordinateur qui rejettera les trames qui ne lui sont pas destin es et
enverra au processeur celles qui le concernent, c'est- -dire celles dont l'adresse de destination est gale
celle de la carte r seau. Comme il n'y a pas d'autorit centrale qui g re l'acc s au c ble, il est possible
que plusieurs stations veuillent mettre simultan ment sur le c ble. C'est pourquoi chaque transceiver
coute le c ble pendant qu'il met des donn es a n de d tecter des ventuelles perturbations. Si une
collision est d tect e par le transceiver, celui-ci pr vient le coupleur qui arr te d' mettre et attend un
laps de temps al atoire compris entre 0 et une certaine dur e avant de r mettre ses donn es. S'il y
a encore un probl me de collision, alors un nouveau temps d'attente est tir au sort entre 0 et 2 ,
puis entre 0 et 4 , etc... jusqu' ce que la trame soit mise. Ce principe est justi par le fait que
si une premi re collision se produit, il y a de fortes chances que les d lais d'attente tir s au sort par
chacune des 2 stations soient tr s proches, donc il ne sera pas surprenant d'avoir une nouvelle collision.
En doublant chaque fois l'intervalle des d lais d'attente possibles on augmente les chances de voir les
retransmissions s' taler sur des dur es relativement longues et donc de diminuer les risques de collision.
Cette technologie s'appelle CSMA/CD (Carrier Sense Multiple Access with Collision Detect). Elle est
e cace en g n rale mais a le d faut de ne pas garantir un d lai de transmission maximal apr s lequel
on est s r que la trame a t mise, donc cela ne permet pas de l'envisager pour des applications temps
r el.
Les adresses physiques Ethernet sont cod es sur 6 octets (48 bits) et sont cens es tre uniques car
les constructeurs et l'IEEE g re cet adressage de mani re ce que deux coupleurs ne portent pas la
m me adresse4
. Elles sont de trois types
- unicast dans le cas d'une adresse monodestinataire d signant un seul coupleur
- broadcast dans le cas d'une adresse de di usion g n rale (tous les bits 1) qui permet d'envoyer
une trame toutes les stations du r seau
- multicast dans le cas d'une adresse multidestinataire qui permet d'adresser une m me trame
un ensemble de stations qui ont convenu de faire partie du groupe que repr sente cette adresse
multipoint.
On voit donc qu'un coupleur doit tre capable de reconnaitre sa propre adresse physique, l'adresse de
multicast, et toute adresse de groupe dont il fait partie.
3: Les technologies 100 Mbit/s et Gigabit sont galement op rationnelles.
4: En pratique, certains constructeurs ne respectent pas cette r gle et plusieurs cartes peuvent avoir la m me adresse,
voire une adresse nulle.
41

46. Au niveau des trames, la normalisation IEEE 8025
d nit un format de trame l g rement di rent
de celui du v ritable Ethernet. Ainsi, le RFC 894 d nit les trames Ethernet et le RFC 1042 d nit celles
des r seaux IEE 802 comme illustr dans la gure 2.10. Mais la variante la plus usit e est l'Ethernet.
trame Ethernet (RFC 894)
trame IEEE 802 (RFC 1042)
adresse de
destination
adresse
source
CRC
6 6 2 4
adresse de
destination
adresse
source
longueur DSAP SSAP ctrl org code type données CRC
802.3 MAC
6 6 2 1 1 3 2 38-1492 41
802.2 SNAP802.2 LLC
type données
46-1500
Fig. 2.10 - Encapsulation Ethernet et IEEE 802.3.
Les deux trames utilisent des adresses mat rielles source et destination de 6 octets (adresse Ether-
net) et un CRC de 4 octets mais di rent sur les points suivants.
- Dans le format Ethernet le troisi me champ contient le type de donn es transmises selon que c'est
un datagramme IP, une requ te ou r ponse ARP ou RARP. Puis, viennent les donn es transmises
qui peuvent avoir une taille allant de 46 1500 octets. Dans le cas de donn es trop petites, comme
pour les requ tes et r ponse ARP et RARP (voir la sous-section 2.4.4) on compl te avec des bits
de bourrage ou padding.
- Dans le format IEEE 802, le troisi me champ indique le nombre d'octets de la trame sans compter
le CRC. tant donn qu'aucune des valeurs possibles pour le champ type de la trame Ethernet
ne peut repr senter une longueur de trame, ce champ peut permettre de distinguer les encapsula-
tions. Pour la sous-couche LLC le champ DSAP (Destination Service Access Point) d signe le ou
les protocoles de niveau sup rieur qui sont destin es les donn es de la trame et le champ SSAP
(Source Service Access Point) d signe le protocole qui a mis la trame. Ici leur valeur hexad ci-
male est AA, c'est- -dire la valeur d signant le protocole SNAP (Sub-Network Access Protocol).
Le champ de contr le ctrl est mis gal 3 et les 3 octets du champ org code sont mis 0. Ensuite,
on trouve le champ type qui a la m me signi cation que celui de la trame Ethernet.
De nombreux quipements mat riels interviennent dans la constitution physique d'un r seau Ether-
net, ce paragraphe d crit quelques uns de ceux qui interviennent aux niveaux 1 et 2 du mod le OSI.
Un r p teur op re de mani re physique uniquement, donc au niveau de la couche 1 du mod le
OSI. Il se contente de retransmettre et d'ampli er tous les signaux qu'il re oit, sans aucun autre
traitement. Un hub est un r p teur 10 base T multiport qui renvoie donc le signal qu'il re oit
par l'un de ses ports vers tous ses autres ports.
Un pont est un quipement qui intervient dans l'architecture d'un r seau en reliant deux segments
disjoints de ce r seau. Le pont appartient la couche 2 du mod le OSI car il va ltrer les trames
du r seau en fonction de leur origine et destination, mais il ne se pr occuppe pas du logiciel
r seau de niveau sup rieur (TCP/IP, DECNet, IPX, ...).
5: Elle r unit IEEE 802.2 qui d nit la sous-couche de contr le de liens LLC (Logical Link control) qui repose sur la
sous-couche physique MAC (Medium Access Control) IEEE 802.3.
42

47. BA C D
pont
Fig. 2.11 - Fonctionnement d'un pont..
Dans la con guration de la gure 2.11 le pont sera capable de d terminer que les ordinateurs
A et B sont sur le segment 1 et les ordinateurs C et D sur le segment 2. Il peut obtenir ces
informations car il voit passer toutes les trames provenant des ordinateurs appartenant aux
deux segments qu'il relie et gr ce aux adresses d'origine contenues dans les trames, il peut se
construire une table d'adresses m morisant la cartographie du r seau. Ainsi, si une trame est
envoy e de A vers B, ou de C vers D, elle ne franchira pas le pont car celui-ci aura d tect que
c'est inutile. Mais si la trame provenant de A est destin e C ou D, elle le traversera sans aucun
autre traitement.
L'utilisation d'un pont peut ainsi am liorer le d bit d'un r seau car toutes les trames ne sont pas
transmises sur tout le r seau. D'autre part, cela peut permettre d'augmenter la con dentialit
du r seau en isolant certains ordinateurs des autres de mani re ce que certaines trames soient
impossibles capturer par des ordinateurs espions collectionnant toutes les trames qui circulent
sur le r seau, m me celles qui ne lui sont pas destin es.
Un commutateur est en fait un pont multiport qui va aiguiller chacune des trames qu'il re oit
vers le segment sur lequel se trouve l'ordinateur de destination de la trame. Cependant, chacun
de ses ports est habituellement reli un segment contenant un nombre restreint d'ordinateurs,
voire un seul s'il s'agit par exemple d'un serveur tr s sollicit .
2.4.2 La liaison SLIP
SLIP (Serial Link Internet Protocol, RFC 1055) est un protocole permettant d'envoyer des paquets
IP entre deux ordinateurs reli s par une liaison s rie (par exemple, gr ce deux modems branch s sur
les ports RS-232 et une ligne t l phonique). Dans ce cas il n'y a pas besoin de pr voir un adressage
de niveau 2, puisque la liaison est point point (une seule machine chaque extr mit du lien). Par
contre, il s'agit de d limiter le d but et la n des paquets IP. L'encapsulation d'un paquet IP avant de
l'envoyer sur la ligne consiste simplement le faire terminer par le caract re sp cial END (Oxc0) comme
illustr dans la gure 2.12. Pour viter des probl mes de bruit, certaines implantations de SLIP font
datagramme IP
c0 db
c0 c0db dc db dd
Fig. 2.12 - Encapsulation SLIP.
galement d buter l'envoi du paquet IP par un caract re END. Pour qu'un caract re END faisant partie
des donn es du paquet IP ne soit pas interpr t comme la n du paquet, l' metteur le remplace par
43

48. la s quence d' chappement SLIP_ESC ESC_END (0xdb 0xdc). Si le caract re SLIP_ESC fait partie des
donn es transmettre, alors la s quence SLIP_ESC ESC_ESC (0xdb 0xdd) est transmise sa place.
Un des d fauts de ce protocole est qu'il faut que les deux extr mit s aient x pr alablement leurs
adresses IP, car la liaison SLIP ne leur permet pas de se les changer. Si un site o re via un seul modem
l'acc s Internet plusieurs personnes, cela ne posera pas de probl me. En e et, chaque personne aura
con gur son ordinateur avec le num ro IP fournit par l'administrateur du r seau et comme une seule
connexion est possible la fois la duplication du m me num ro IP n'est pas g nante. Seulement, si le site
o re un deuxi me modem sur le m me num ro t l phonique, les utilisateurs ignoreront quel modem
ils sont connect s. ce moment l , il faudra que le syst me indique chaque utilisateur comment
con gurer son ordinateur en fonction de l'utilisation ou non de l'autre modem de telle mani re que
la m me adresse IP ne soit pas donn e deux personnes di rentes simultan ment. Dans ce genre
d'utilisation SLIP a le d faut de ne pas o rir d'acc s contr ler par mot de passe. De plus, il n'y a pas
de champ type donc la ligne ne peut pas tre utilis e en m me temps pour un autre protocole. Et en n,
il n'y a pas de contr le de la transmission. Si une trame subit des perturbations, c'est aux couches
sup rieures de de le d tecter. Malgr tout, SLIP est un protocole largement utilis et existe aussi dans
une version am lior e CSLIP (Compressed SLIP).
2.4.3 La liaison PPP
PPP (Point to Point Protocol) (RFC 1661) est un protocole qui corrige les d ciences de SLIP en
o rant les fonctionnalit s suivantes.
- utilisation sur des liaisons point point autres que s rie, comme X25 ou RNIS
- le transport de protocoles de niveau 3 (IP, Decnet, Appletalk, ...)
- la compression des en-t tes IP et TCP pour augmenter le d bit de la liaison
- gestion d'un contr le d'acc s au r seau par authenti cation selon le protocole PAP qui n cessite
la donn e d'un mot de passe au d but de la communication ou le protocole CHAP qui permet
l' change de sceaux crypt s tout au long de la communication
- d tection et correction d'erreurs de transmission
- ne pas utiliser des codes qui risquent d' tre interpr t s par les modems
- con guration automatique de la station client selon ses protocoles de couche r seau (IP, IPX,
Appletalk).
Le protocole PPP est celui classiquement utilis par les fournisseurs d'acc s Internet pour connec-
ter leurs abonn s selon le sch ma de la gure 2.13. Le processus de connexion d'un client quip d'un
serveur
de
communicationsmodemmodem
ordinateur
client
réseau
téléphonique
réseau Ethernet
Internet
Fig. 2.13 - Connexion Internet par modem et PPP.
44

49. ordinateur sous Windows, MacOS, Linux ou autre est le suivant.
Le modem du client appelle le num ro de t l phone du fournisseur et la connexion t l phonique
s' tablit si l'un au moins de ses modems est libre.
L'identi cation du client se fait par envoi d'un nom d'utilisateur et d'un mot de passe soit di-
rectement par l'utilisateur, soit selon l'un des protocoles PAP ou CHAP. Pour PAP (Protocol
Authenti cation Protocol) le serveur de communication envoie l'ordinateur un paquet pour
demander le nom d'utilisateur et le mot de passe et l'ordinateur renvoie ces informations direc-
tement. CHAP (Challenge Handshake Authenti cation Protocol) fonctionne de la m me mani re
sauf que le serveur de communication envoie d'abord une clef qui va permettre de crypter l'envoi
du nom d'utilisateur et du mot de passe.
Une fois l'identi cation du client control e, le serveur de communication envoie une adresse IP,
dite dynamique car elle varie selon les connexions, l'ordinateur du client qui partir de l se
retrouve int gr au r seau Internt avec une adresse IP pour tout le temps que durera sa connexion.
fanion
7e
fanion
7e
addr
ff
ctrl
03
protocole informations CRC
protocole
protocole
protocole
0021
c021
8021
datagramme IP
données de controle
de liens
données de controle
de réseau
21 1 1 2 1pas plus de 1500 octets
Fig. 2.14 - Encapsulation PPP.
De mani re plus technique l'encapsulation PPP illustr e dans la gure 2.14 est proche du standard
HDLC de l'ISO (voir section 1.4.2) et est telle que chaque trame commence et nit par un fanion de
valeur 0x7e soit en binaire 01111110. La valeur du champ adresse est toujours x e 0xff puisqu'elle
est inutile ici dans le cas d'une liaison point point. Le champ contr le est x 0x03. Le champ
protocol a le m me r le que la champ type de la trame Ethernet. Le CRC assure la d tection des
erreurs de transmission.
Le probl me de l'apparition du fanion 01111110 au milieu des donn es transmettre est r gl des
deux mani res suivantes.
- Dans le cas d'une liaison synchrone, l' mission un bit 0 est syst matiquement ajout apr s 5
1 et il est retir la r ception.
- Dans le cas d'une liaison asynchrone, le fanion 0x7e est remplac par la suite 0x7d 0x5e, et le
code 0x7d est lui-m me remplac par la suite 0x7d 0x5d. De plus tout octet O de valeur inf rieure
0x20 (32 en d cimal), correspondant donc un code de contr le ASCII, sera remplac par la
s quence 0x7d O' o O0 = O 0x20. Ainsi, on est s r que ces caract res ne seront pas interpr t s
par les modems comme des caract res de commandes. Par d faut, les 32 valeurs sont trait es ainsi
mais il est possible d'utiliser le protocole de contr le de liens pour sp ci er pour quels caract res
uniquement on fait cette transformation.
45

50. 2.4.4 Les protocoles ARP et RARP
tant donn que le protocole IP, et ses adresses, peuvent tre utilis s sur des architectures ma-
t rielles di rentes (r seau Ethernet, Token-Ring, ...) poss dant leur propres adresses physiques, il y
a n cessit d' tablir les correspondances biunivoques entre adresses IP et adresses mat rielles des or-
dinateurs d'un r seau. Ceci est l'objet des protocoles ARP (Address Resolution Protocol) et RARP
(reverse Address Resolution Protocol). ARP fournit une correspondance dynamique entre une adresse
IP connue et l'adresse mat rielle lui correspondant, RARP faisant l'inverse.
Nous nous pla ons dans le cas d'une correspondance tablir entre IP et Ethernet et la n cessit
de la r solution d'adresse fournie par ARP appara t dans l'exemple ci-dessous d crivant le d but d'une
connexion FTP.
1. Le client FTP convertit l'adresse du serveur FTP (ex: vega.univ-angers.fr) en une adresse IP
(193.49.162.1) l'aide du chiers /etc/hosts ou d'un serveur de noms (DNS).
2. Le client FTP demande la couche TCP d' tablir une connexion avec cette adresse.
3. TCP envoie une requ te de connexion ce serveur en mettant un datagramme IP contenant
l'adresse IP
4. En supposant que les machines client et serveur sont sur le m me r seau local Ethernet, la
machine mettrice doit convertir l'adresse IP sur 4 octets en une adresse Ethernet sur 6 octets
avant d' mettre la trame Ethernet contenant le paquet IP. C'est ce que va faire ARP.
5. Le module ARP envoie une requ te ARP dans une trame Ethernet (donn e dans la gure 2.15)
avec une adresse de destination multicast. Ainsi, toutes les machines du r seau local re oivent
cette requ te contenant l'adresse IP r soudre.
6. La couche ARP de la machine vis e (ici vega.univ-angers.fr) reconna t que cette requ te lui est
destin e et r pond par une r ponse ARP contenant son adresse mat rielle 00:20:AF:AB:42:43.
Les autres machines du r seau ignorent la requ te.
7. La r ponse ARP est re ue par l' metteur de la requ te. Pour ce retour, il n'y a pas de probl me de
r solution puisque l'adresse physique de l' metteur tant envoy e dans la requ te elle est connue
de la machine qui r pond.
8. La r ponse ARP est re ue par la couche ARP du client FTP, et le driver Ethernet peut alors
mettre le paquet IP avec la bonne adresse Ethernet de destination.
tailleprot.
op
type
de
prot.
adresse adresse IP
de l’émetteur
Ethernet
de l’émetteur
Ethernet
cible
adfessetype
de
mat.trame
de
typeadresse
Ethernet de
source
adresse
Ethernet de
destination
adresse
IP cible
an-tete Ethernet 28 octets requete/réponse ARP/RARP
taillemat.
Fig. 2.15 - Requ te ou r ponse ARP sur un r seau Ethernet.
Les deux premiers champs d'une trame Ethernet (voir gure 2.15) mise par ARP sont conformes
l'en-t te d'une trame Ethernet habituelle et l'adresse de destination sera ff:ff:ff:ff:ff:ff, l'adresse
multicast d signant toutes les machines du r seau la fois. La valeur du champ type de trame est
0x0806 indiquant le protocole ARP. Le champ type de mat riel est gal 1 pour un r seau Ethernet
et et celui type de protocole est gal est 0x800 pour IP. Les tailles en octets sp ci es ensuite sont 6
(6 octets pour une adresse Ethernet) et 4 (4 octets pour une adresse IP). Le champ op vaut 1 pour
une requ te ARP et 2 pour une r ponse ARP. Les quatre champs suivants contiennent des adresse et
46

51. sont redondants dans le cas de l'adresse Ethernet metteur d'une requ te ARP, et non renseign s dans
le cas de l'adresse Ethernet cible d'une requ te ARP.
La machine qui reconna t son num ro IP l'int rieur d'une requ te ARP qu'elle re oit la renvoie
en y intervertissant les adresses IP cible et metteur, ainsi que les adresses Ethernet cible (apr s l'avoir
substitu e l'adresse de di usion dans l'en-t te et renseign e dans le corps de la trame) et Ethernet
metteur. Pour viter la multiplication des requ tes ARP, chaque machine g re un cache dans lequel
elle m morise les correspondances adresses IP/adresses Ethernet d j r solues pr alablement. Ainsi, le
module ARP ne lancera une requ te que lorsqu'il ne trouvera pas cette correspondance dans le cache,
sinon il se contentera d' mettre les donn es qu'il re oit d'IP en ayant xer correctement l'adresse
physique de destination. Cependant, les correspondances ne sont pas conserv es ind niment car cela
pourrait provoquer des erreurs lorsque l'on change un ordinateur (ou une carte r seau) sur le r seau en
conservant un m me num ro IP pour cet ordinateur mais videmment pas la m me adresse physique.
Quant lui, le protocole RARP joue le r le inverse de ARP en permettant de d terminer l'adresse
IP d'un quipement dont on conna t l'adresse physique. Ceci est notamment utile pour amorcer une
station sans disques, ou un TX, qui n'a pas en m moire son adresse IP mais seulement son adresse
mat rielle. Le format d'une trame RARP est celui de la gure 2.15) o le champ type de trame vaut
0x0835 et le champ op vaut 3 pour une requ te RARP et 4 pour une r ponse. Une requ te RARP
est di us e sous forme de broadcast, donc toutes les machines du r seau la re oivent et la traitent.
Mais la plupart des machines ignorent simplement cette demande, seuls, le ou les serveurs RARP du
r seau vont traiter la requ te gr ce un ou plusieurs chiers et vont retourner une r ponse contenant
l'adresse IP demand e.
2.5 Le protocole IP.
Comme on a pu le voir dans la gure 2.3 le protocole IP (Internet Protocol, RFC 791) est au
c ur du fonctionnement d'un internet. Il assure sans connexion un service non able de d livrance de
datagrammes IP. Le service est non able car il n'existe aucune garantie pour que les datagrammes
IP arrivent destination. Certains peuvent tre perdus, dupliqu s, retard s, alt r s ou remis dans le
d sordre. On parle de remise au mieux (best e ort delivery) et ni l' metteur ni le r cepteur ne sont
inform s directement par IP des probl mes rencontr s. Le mode de transmission est non connect car
IP traite chaque datagramme ind pendamment de ceux qui le pr c dent et le suivent. Ainsi en th orie,
au moins, deux datagrammes IP issus de la m me machine et ayant la m me destination peuvent
ne pas suivre obligatoirement le m me chemin. Le r le du protocole IP est centr autour des trois
fonctionnalit s suivantes chacune tant d crite dans une des sous-sections venir.
- d nir le format du datagramme IP qui est l'unit de base des donn es circulant sur Internet
- d nir le routage dans Internet
- d nir la gestion de la remise non able des datagrammes
2.5.1 Le datagramme IP.
Comme cela a d j t illustr dans la gure 2.6 on rappelle qu'un datagramme IP est constitu
d'une en-t te suivie d'un champ de donn es. Sa structure pr cise est d taill e dans la gure 2.16 et
comporte les champs suivants.
- La version code sur 4 bits le num ro de version du protocole IP utilis (la version courante est
la 4, d'o son nom d'IPv4). Tout logiciel IP doit d'abord v ri er que le num ro de version du
datagramme qu'il re oit est en accord avec lui-m me. si ce n'est pas le cas le datagramme est tout
simplement rejet . Ceci permet de tester des nouveaux protocoles sans interf rer avec la bonne
marche du r seau.
47

52. longueur
d’en-tete
type de
services (TOS)
de 20 octets
en-tete
version longueur totale
Identification drapeaux
durée de vie (TTL) protocole total de controle d’en-tete
adresse IP source
adresse IP destination
bourrageoptions IP éventuelles
données
minimum
déplacement de fragment (offset)
Fig. 2.16 - Structure d'un datagramme IP.
- La longueur d'en-t te repr sente sur 4 bits la longueur, en nombre de mots de 32 bits, de l'en-t te
du datagramme. Ce champ est n cessaire car une en-t te peut avoir une taille sup rieure 20
octets (taille de l'en-t te classique) cause des options que l'on peut y ajouter.
- Le type de services (TOS) est cod sur 8 bits, indique la mani re dont doit tre g r le datagramme
et se d compose en six sous-champs comme suit.
0 1 2 3 4 5 6 7
priorit D T R C inutilis
Le champ priorit varie de 0 (priorit normale, valeur par d faut) 7 (priorit maximale pour
la supervision du r seau) et permet d'indiquer l'importance de chaque datagramme. M me si ce
champ n'est pas pris en compte par tous les routeurs, il permettrait d'envisager des m thodes
de contr le de congestion du r seau qui ne soient pas a ect es par le probl me qu'elles cherchent
r soudre. Les 4 bits D, T, R et C permettent de sp ci er ce que l'on veut privil gier pour la
transmission de ce datagramme (nouvel RFC 1455). D est mis 1 pour essayer de minimiser le
d lai d'acheminement (par exemple choisir un c ble sous-marin plut t qu'une liaison satellite), T
est mis 1 pour maximiser le d bit de transmission, R est mis 1 pour assurer une plus grande
abilit et C est mis 1 pour minimiser les co ts de transmission. Si les quatre bits sont 1,
alors c'est la s curit de la transmission qui doit tre maximis e. Les valeurs recommand es pour
ces 4 bits sont donn es dans la table 2.1. Ces 4 bits servent am liorer la qualit du routage et
application minimise le d lai maximise le d bit maximise la abilit minimise le co t
telnet/rlogin 1 0 0 0
FTP
contr le 1 0 0 0
transfert 0 1 0 0
SMTP
commandes 1 0 0 0
donn es 0 1 0 0
NNTP 0 0 0 1
SNMP 0 0 1 0
Tab. 2.1 - Type de service pour les applications standard.
48

53. ne sont pas des exigences incontournables. Simplement, si un routeur conna t plusieurs voies de
sortie pour une m me destination il pourra choisir celle qui correspond le mieux la demande.
- La longueur totale contient la taille totale en octets du datagramme, et comme ce champ est de
2 octets on en d duit que la taille compl te d'un datagramme ne peut d passer 65535 octets.
Utilis e avec la longueur de l'en-t te elle permet de d terminer o commencent exactement les
donn es transport es.
- Les champs identi cation, drapeaux et d placement de fragment interviennent dans le processus
de fragmentation des datagrammes IP et sont d crits dans la sous-section 2.5.2.
- La dur e de vie (TTL) indique le nombre maximal de routeurs que peut traverser le datagramme.
Elle est initialis e N (souvent 32 ou 64) par la station mettrice et d cr ment de 1 par chaque
routeur qui le re oit et le r exp die. Lorsqu'un routeur re oit un datagramme dont la dur e de
vie est nulle, il le d truit et envoie l'exp diteur un message ICMP. Ainsi, il est impossible qu'un
datagramme tourne ind niment dans un internet. Ce champ sert galement dans la r alisation
du programme traceroute donn dans la section 2.8.2.
- Le protocole permet de coder quel protocole de plus haut niveau a servi a cr ce datagramme.
Les valeurs cod es sur 8 bits sont 1 pour ICMP, 2 pour IGMP, 6 pour TCP et 17 pour UDP. Ainsi,
la station destinatrice qui re oit un datagramme IP pourra diriger les donn es qu'il contient vers
le protocole ad quat.
- Le total de contr le d'en-t te (header checksum) est calcul partir de l'en-t te du datagramme
pour en assurer l'int grit . L'int grit des donn es transport es est elle assur e directement par les
protocoles ICMP, IGMP, TCP et UDP qui les mettent. Pour calculer cette somme de contr le,
on commence par la mettre z ro. Puis, en consid rant la totalit de l'en-t te comme une suite
d'entiers de 16 bits, on fait la somme de ces entiers en compl ment 1. On compl mente 1
cette somme et cela donne le total de contr le que l'on ins re dans le champ pr vu. A la r ception
du datagramme, il su t d'additionner tous les nombres de l'en-t te et si l'on obtient un nombre
avec tous ses bits 1, c'est que la transmission s'est pass e sans probl me.
Exemple: Soit le datagramme IP dont l'en-t te est la suivante 4500 05dc e733 222b ff11
checksum c02c 4d60 c02c 4d01 La somme des mots de 16 bits en compl ments 1 donne 6e08,
son compl ment 1 est 91f7. Le datagramme est donc exp di avec cette valeur de checksum.
- Les adresses IP source et destination contiennent sur 32 bits les adresses de la machine mettrice
et destinataire nale du datagramme.
- Le champ options est une liste de longueur variable, mais toujours compl t e par des bits de
bourrage pour atteindre une taille multiple de 32 bits pour tre en conformit avec la convention
qui d nit le champ longueur de l'en-t te. Ces options sont tr s peu utilis es car peu de machines
sont aptes les g rer. Parmi elles, on trouve des options de s curit et de gestion (domaine
militaire), d'enregistrement de la route, d'estampille horaire, routage strict, etc...
Les champs non encore pr cis s le sont dans la section suivante car ils concernent la fragmentation
des datagrammes.
2.5.2 La fragmentation des datagrammes IP.
En fait, il existe d'autres limites la taille d'un datagramme que celle x e par la valeur maximale
de 65535 octets. Notamment, pour optimiser le d bit il est pr f rable qu'un datagramme IP soit
encapsul dans une seule trame de niveau 2 (Ethernet par exemple). Mais, comme un datagramme
IP peut transiter travers Internet sur un ensemble de r seaux aux technologies di rentes il est
impossible de d nir, a priori (lors de la d nition du RFC), une taille maximale des datagrammes
49

54. IP qui permette de les encapsuler dans une seule trame quel que soit le r seau (1500 octets pour
Ethernet et 4470 pour FDDI par exemple). On appelle la taille maximale d'une trame d'un r seau le
MTU (Maximum Transfert Unit) et elle va servir fragmenter les datagrammes trop grands pour le
r seau qu'ils traversent. Mais, si le MTU d'un r seau travers est su samment grand pour accepter
un datagramme, videmment il sera encapsul tel quel dans la trame du r seau concern . Comme
R1 R2
BA
réseau1
MTU=1500 MTU=1500
MTU=620
réseau2
réseau3
Fig. 2.17 - Fragmentation d'un datagramme IP.
on peut le voir dans la gure 2.17 la fragmentation se situe au niveau d'un routeur qui re oit des
datagrammes issus d'un r seau grand MTU et qui doit les r exp dier vers un r seau plus petit
MTU. Dans cet exemple, si la station A, reli e un r seau Ethernet, envoie un datagramme de 1300
octets destination de la station B, reli e galement un r seau Ethernet, le routeur R1 va devoir
fragmenter ce datagramme de la mani re suivante.
datagramme initial en-t te du
datagramme
donn es1
600 octets
donn es2
600 octets
donn es3
100 octets
fragment1 en-t te du
fragment1
donn es1
600 octets
d placement 0
fragment2 en-t te du
fragment2
donn es2
600 octets
d placement 600
fragment3 en-t te du
fragment3
donn es3
100 octets
d placement 1200
La taille d'un fragment est choisie la plus grande possible tout en tant un multiple de 8 octets. Un
datagramme fragment n'est r assembl que lorsqu'il arrive destination nale, m me s'ils traversent
des r seaux avec un plus grand MTU les routeurs ne r assemblent pas les petits fragments. De plus
chaque fragment est rout de mani re totalement ind pendante des autres fragments du datagramme
d'o il provient. Le destinataire nal qui re oit un premier fragment d'un datagramme arme un tem-
porisateur de r assemblage, c'est- -dire un d lai maximal d'attente de tous les fragments. Si, pass
ce d lai, tous les fragments ne sont pas arriv s il d truit les fragments re us et ne traite pas le data-
gramme. Plus pr cis ment, l'ordinateur destinataire d cr mente, intervalles r guliers, de une unit
le champ TTL de chaque fragment en attente de r assemblage. Cette technique permet galement de
ne pas faire coexister au m me instant deux datagrammes avec le m me identi ant.
Le processus de fragmentation-r assemblage est rendu possible gr ce aux di rents champs suivants.
Le champ d placement de fragment pr cise la localisation du d but du fragment dans le datagramme
initial. part cela, les fragments sont des datagrammes dont l'en-t te est quasiment identique celle du
datagramme original. Par exemple, le champ identi cation est un entier qui identi e de mani re unique
chaque datagramme mis et qui est recopi dans le champ identi cation de chacun des fragments si ce
datagramme est fragment . Par contre, le champ longueur total est recalcul pour chaque fragment. Le
champ drapeaux comprend trois bits dont deux qui contr lent la fragmentation. S'il est positionn 1
le premier bit indique que l'on ne doit pas fragmenter le datagramme et si un routeur doit fragmenter
50

55. un tel datagramme alors il le rejette et envoie un message d'erreur l'exp diteur. Un autre bit appel
fragments suivre est mis syst matiquement 1 pour tous les fragments qui composent un datagramme
sauf le dernier. Ainsi, quand le destinataire re oit le fragment dont le bit fragment suivre est 0 il est
apte d terminer s'il a re u tous les fragments du datagramme initial gr ce notamment aux champs
o set et longueur totale de ce dernier fragment. Si un fragment doit tre nouveau fragment lorsqu'il
arrive sur un r seau avec un encore plus petit MTU, ceci est fait comme d crit pr c demment sauf que
le calcul du champ d placement de fragment est fait en tenant compte du d placement inscrit dans le
fragment traiter.
2.5.3 Le routage IP.
Le routage est l'une des fonctionnalit s principales de la couche IP et consiste choisir la mani re
de transmettre un datagramme IP travers les divers r seaux d'un internet. On appellera ordinateur
un quipement reli un seul r seau et routeur un quipement reli au moins deux r seaux (cet
quipement pouvant tre un ordinateur, au sens classique du terme, qui assure les fonctionnalit s de
routage). Ainsi un routeur r mettra des datagrammes venus d'une de ses interfaces vers une autre,
alors qu'un ordinateur sera soit l'exp diteur initial, soit le destinataire nal d'un datagramme. D'une
mani re g n rale on distingue la remise directe, qui correspond au transfert d'un datagramme entre
deux ordinateurs du m me r seau, et la remise indirecte qui est mise en uvre dans tous les autres
cas, c'est- -dire quand au moins un routeur s pare l'exp diteur initial et le destinataire nal.
Par exemple, dans le cas d'un r seau Ethernet, la remise directe consiste encapsuler le datagramme
dans une trame Ethernet apr s avoir utilis le protocole ARP pour faire la correspondance adresse IP
adresse physique (voir les sections 2.4.1 et 2.4.4) et mettre cette trame sur le r seau. L'exp diteur
peut savoir que le destinataire nal partage le m me r seau que lui-m me en utilisant simplement
l'adresse IP de destination du datagramme. Il en extrait l'identi cateur de r seau et si c'est le m me
que celui de sa propre adresse IP6
alors la remise directe est su sante. En fait, ce m canisme de
remise directe se retrouve toujours lors de la remise d'un datagramme entre le dernier routeur et le
destinataire nal.
Pour sa part, la remise indirecte n cessite de d terminer vers quel routeur envoyer un datagramme
IP en fonction de sa destination nale. Ceci est rendu possible par l'utilisation d'une table de routage
sp ci que chaque routeur qui permet de d terminer vers quelle voie de sortie envoyer un datagramme
destin un r seau quelconque. videmment, cause de la structure localement arborescente d'In-
ternet la plupart des tables de routage ne sont pas tr s grandes. Par contre, les tables des routeurs
interconnectant les grands r seaux peuvent atteindre des tailles tr s grandes ralentissant d'autant le
tra c sur ces r seaux. D'un point de vue fonctionnel une table de routage contient des paires d'adresses
du type (D R) o D est l'adresse IP d'une machine ou d'un r seau de destination et R l'adresse IP
du routeur suivant sur la route menant cette destination. Tous les routeurs mentionn s dans une
table de routage doivent bien s r tre directement accessibles partir du routeur consid r . Cette
technique, dans laquelle un routeur ne conna t pas le chemin complet menant une destination, mais
simplement la premi re tape de ce chemin, est appel e routage par sauts successifs (next-hop routing).
Une table de routage contient aussi une route par d faut qui sp ci e un routeur par d faut vers lequel
sont envoy s tous les datagrammes pour lesquels il n'existe pas de route dans la table. La gure 2.18
donne un exemple d'interconnexion d'un r seau de classe B 140.252.0.0 subdivis en 3 sous-r seaux
de masques respectifs 255.255.255.0 pour l'Ethernet du haut, 255.255.255.2247
pour l'Ethernet du bas
et le sous-r seau SLIP. Les masques de sous-r seau sont associ s par d faut chaque interface d'une
machine ou sont ventuellement sp ci sur chaque ligne des tables de routage. Dans l'exemple donn
ici, la table de routage simple de l'ordinateur R3 (sous syst me unix Sun) est la suivante.
6: Dans le cas d'un routeur, reli k r seaux di rents par k interfaces, donc poss dant k adresses IP distinctes, la
comparaison sera faite pour chacun de ces r seaux.
7: En binaire, ce masque est 11111111.11111111.11111111.11100000.
51

56. R3
INTERNET
O2O1 R1
gateway
sous-réseau Ethernet 140.252.1140.252.1.4
140.252.104.1
140.252.1.29
140.252.13.34
140.252.13.33 sous-réseau Ethernet 140.252.13.32140.252.13.35
sous-réseau SLIP
140.252.13.64
.66.65
Fig. 2.18 - Exemple d'interconnexion de r seau.
destination gateway ags refcnt use interface
140.252.13.65 140.252.13.35 UGH 0 0 emd0
127.0.0.1 127.0.0.1 UH 1 0 lo0
default 140.252.13.33 UG 0 0 emd0
140.252.13.32 140.252.13.34 U 4 25043 emdO
Les ags ont la signi cation suivante.
U La route est en service.
G La route est un routeur (gateway). Si ce ag n'est pas positionn la destination est directement
connect e au routeur, c'est donc un cas de remise directe vers l'adresse IP de destination.
H La route est un ordinateur (host), la destination est une adresse d'ordinateur. Dans ce cas, la
correspondance entre l'adresse de destination du paquet router et l'entr e destination de
la table de routage doit tre totale. Si ce ag n'est pas positionn , la route d signe un autre
r seau et la destination est une adresse de r seau ou de sous-r seau. Ici, la correspondance des
identi cateurs de r seaux est su sante.
D La route a t cr e par une redirection.
M La route a t modi e par une redirection.
La colonne compteur de r f rence (refcnt indique le nombre de fois o la route est utilis e l'instant
de la consultation. Par exemple, TCP conserve la m me route tant qu'il l'utilise pour la connexion
sous-jacente une application(telnet, ftp, ...). La colonne use a che le nombre de paquets envoy s
travers l'interface de cette route qui est sp ci e dans la derni re colonne de la m me ligne.
L'adresse 127.0.0.1 est celle de lo0, l'interface de loopback, qui sert pouvoir faire communiquer
une machine avec elle-m me.
La destination default sert indiquer la destination de tous les datagrammes qui ne peuvent tre
rout s par l'une des autres routes.
L'utilisation d'une table de routage se fait suivant l'algorithme de routage IP donn ci-dessous.
Proc dure RoutageIP(donn es Dat : datagramme, Tab : Table de routage)
d but
D := adresse IP de destination de Dat
N := identificateur du r seau de D
si N est une adresse de r seau directement accessible
alors
envoyer Dat vers l'adresse D sur ce r seau
{ il y a r solution de l'adresse IP, en adresse physique,
encapsulation de Dat dans une trame physique et mission de la trame}
sinon
52

57. pour chaque entr e de Tab faire
N:=r sultat du et logique de D et du masque de sous-r seau
si N=l'adresse r seau ou sous-r seau de la destination de l'entr e
alors
router Dat vers cette destination
sortir
finsi
finpour
si aucune correspondance n'est trouv e
alors
retourner l'application d'origine du datagramme une erreur de routage
host unreachable ou unreachable network
finsi
finsi
fin
L' tablissement d'une table de routage est statique lorsqu'elle r sulte de la con guration par d faut
d'une interface, ou de la commande route partir d'un chier de d marrage, ou gr ce une redirection
ICMP (voir la section 2.5.4). Mais d s que le r seau devient non trivial, on utilise le routage dynamique
qui consiste en un protocole de communication entre routeurs qui informent chacun de leurs voisins
des r seaux auxquels ils sont connect s. Gr ce ce protocole, les tables de routage voluent dans le
temps en fonction de l' volution des routes.
L'un des protocoles de routage les plus populaires est RIP (Routing Information Protocol) qui
est un protocole de type vecteur de distance. C'est- -dire que les messages chang s par des routeurs
voisins contiennent un ensemble de distances entre routeur et destinations qui permet de r actualiser
les tables de routage. Ce protocole utilise une m trique simple: la distance entre une source et une
destination est gale au nombre de sauts qui les s parent. Elle est comprise entre 1 et 15, la valeur
16 repr sentant l' in ni . Ceci implique que RIP ne peut tre utilis qu' l'int rieur de r seaux qui ne
sont pas trop tendus.
Un message RIP est encapsul dans un datagramme UDP de la mani re d crite dans la gure 2.19.
Le champ commande x 1 indique une requ te pour demander tout ou partie d'une table de routage
20 octets
répétés
pour chaque couple
(adresse, métrique)
20 octets
8 octets
versioncommande doit etre 0
id. de famille d’adresse doit etre 0
adresse IP
doit etre 0
doit etre 0
métrique
en-tete IP
en-tete UDP
au maximum 24 autres routes
Fig. 2.19 - Encapsulation d'un message RIP.
et x 2 pour transmettre une r ponse (d'autres valeurs hors normes actuellement existent galement).
Le champ version est positionn 1 et 2 dans la version de RIP2. Pour des adresses IP, le champ
identi cateur de famille d'adresses est toujours x 2.
l'initialisation, le d mon de routage envoie une requ te RIP chaque interface pour demander
les tables de routage compl tes de chacun de ses voisins. Sur une liaison point point la requ te est
envoy e l'autre extr mit , sinon elle est envoy e sous forme de broadcast sur un r seau.
Le fonctionnement normal de RIP consiste di user des r ponses soit toutes les 30 secondes,
53

58. soit pour une mise jour d clench e par la modi cation de la m trique d'une route. Une r ponse
contient une adresse de destination, accompagn e de sa m trique, de l'adresse du prochain routeur,d'un
indicateur de mise jour r cente et de temporisations. Le processus RIP met jour sa table de routage
locale en examinant les entr es retourn es dont il v ri e d'abord la validit : adresse de classe A,B ou
C, num ro de r seau di rent de 127 et 0 (sauf pour l'adresse par d faut 0.0.0.0), num ro d'ordinateur
di rent de l'adresse de di usion, m trique di rente de l' in ni . RIP e ectue ensuite les mises jour
propres l'algorithme vecteur de distance suivant.
- Si l'entr e n'existait pas dans la table et si la m trique re ue n'est pas in nie, alors on ajoute
cette nouvelle entr e compos e de la destination, de l'adresse du prochain routeur (c'est celui qui
envoie la r ponse), de la m trique re ue. On initialise la temporisation correspondante.
- Si l'entr e tait pr sente avec une m trique sup rieure celle re ue, on met jour la m trique
et le prochain routeur et on r initialise la temporisation.
- Si l'entr e tait pr sente et que le routeur suivant correspond l' metteur de la r ponse, on
r initialise la temporisation et on met jour la m trique avec celle re ue si elles di rent.
- Dans les autres cas on ignore l'entr e.
Cette m thode correspond l'algorithme de Bellman-Ford de recherche de plus courts chemins dans
un graphe.
Un des d fauts de RIP est de ne pas g rer les adresses de sous-r seaux. Mais de telles entr es peuvent
tre annonc es via le une interface appartenant ce sous-r seau pour pouvoir b n cier du masque qui
y est attach et tre correctement interpr t es. En n, RIP met un temps assez long (quelques minutes)
pour se stabiliser apr s la d faillance d'une liaison ou d'un routeur ce qui peut occasionner des boucles
de routage.
RIP2 est un protocole qui tend RIP en utilisant les 4 champs laiss s 0 par RIP dans ses messages.
Le premier sert xer un domaine de routage identi ant le d mon de routage qui a mis le paquet et le
quatri me l'adresse IP d'un routeur de saut suivant. Ces deux champs ont servi lancer simultan ment
plusieurs d mons de routage sur un m me support leur utilisation a t abandonn e. Le deuxi me champ
est un identi cateur de route pour supporter des protocoles de routes externes et le troisi me sert
sp ci er un masque de sous-r seau pour chaque entr e de la r ponse.
OSPF (Open Shortest Path First) est un nouveau type de protocole de routage dynamique qui
limine les limitations de RIP. C'est un protocole d' tat de liens, c'est- -dire qu'ici un routeur n'envoie
pas des distances ses voisins, mais il teste l' tat de la connectivit qui le relie chacun de ses
voisins. Il envoie cette information tous ses voisins, qui ensuite le propagent dans le r seau. Ainsi,
chaque routeur peut poss der une carte de la topologie du r seau qui se met jour tr s rapidement lui
permettant de calculer des routes aussi pr cises qu'avec un algorithme centralis .
En fait, RIP et OSPF, sont des protocoles de type IGP (Interior Gateway Protocol) permettant
d' tablir les tables des routeurs internes des syst mes autonomes. Un syst me autonome peut tre
d ni par un ensemble de routeurs et de r seaux sous une administration unique. Cela peut donc
aller d'un seul routeur connectant un r seau local Internet, jusqu' l'ensemble des r seaux locaux
d'une multinationale. La r gle de base tant qu'un syst me autonome assure la connexit totale de
tous les points qui le composent en utilisant notamment un protocole de routage unique. un niveau
plus global, Internet appara t donc comme une interconnexion de syst mes autonomes comme illustr
dans la gure 2.20. Dans chaque syst me autonome les tables sont maintenus par par un IGP et
sont chang es uniquement entre routeurs du m me sous-syst me. Pour obtenir des informations sur
les r seaux externes, ceux de l'autre syst me autonome, ils doivent dialoguer avec les les routeurs
externes R1 et R2. Ceux-ci sont des points d'entr e de chaque syst me et, via la liaison qui les relie,
ils changent des informations sur la connectivit gr ce EGP (Exterior Gateway Protocol) ou BGP
(Border Gateway Protocol) qui remplace EGP actuellement.
54

59. R1 R2
système
autonome
S1
système
autonome
S2
Fig. 2.20 - Interconnexion de syst mes autonomes.
2.5.4 La gestion des erreurs.
Le protocole ICMP (Internet Control Message Protocol) organise un change d'information permet-
tant aux routeurs d'envoyer des messages d'erreurs d'autres ordinateurs ou routeurs. Bien qu'ICMP
tourne au-dessus de IP il est requis dans tous les routeurs c'est pourquoi on le place dans la couche IP.
Le but d'ICMP n'est pas de abiliser le protocole IP, mais de fournir une autre couche IP, ou une
couche sup rieure de protocole (TCP ou UDP), le compte-rendu d'une erreur d tect e dans un routeur.
Un message ICMP tant achemin l'int rieur d'un datagramme IP8
illustr dans la gure 2.21, il est
susceptible, lui aussi, de sou rir d'erreurs de transmission. Mais la r gle est qu'aucun message ICMP
typeen-tete IP code checksum contenu variable suivant le type de message
message ICMP
20 octets 1 octet 1 octet 2 octets
datagramme IP
en-tete IP
Fig. 2.21 - Encapsulation d'un message ICMP.
ne doit tre d livr pour signaler une erreur relative un message ICMP. On vite ainsi une avalanche
de messages d'erreurs quand le fonctionnement d'un r seau se d t riore.
Le champ type peut prendre 15 valeurs di rentes sp ci ant de quelle nature est le message envoy .
Pour certains types, le champ code sert pr ciser encore plus le contexte d' mission du message. Le
checksum est une somme de contr le de tout le message ICMP calcul e comme dans le cas de l'en-t te
d'un datagramme IP (voir la section 2.5.1). Le d tail des di rentes cat gories de messages est donn
dans la liste ci-dessous o chaque alin a commence par le couple (type code) de la cat gorie d crite.
(0,0) ou (8,0) Demande (type 8) ou r ponse (type 0) d' cho dans le cadre de la commande ping (voir
section 2.8.2).
(3,0-13) Compte-rendu de destination inaccessible d livr quand un routeur ne peut d livrer un da-
tagramme. Le routeur g n re et envoie ce message ICMP l'exp diteur de ce datagramme. Il
obtient l'adresse de cet exp diteur en l'extrayant de l'en-t te du datagramme, il ins re dans les
donn es du message ICMP toute l'en-t te ainsi que les 8 premiers octets du datagramme en
cause. Une liste non exhaustive des di rents codes d'erreurs possibles est:
0 Le r seau est inaccessible.
1 La machine est inaccessible.
2 Le protocole est inaccessible.
3 Le port est inaccessible.
4 Fragmentation n cessaire mais bit de non fragmentation positionn 1.
5 chec de routage de source.
8: L'en-t te de ce datagramme contient un champ protocole gal 1.
55

60. 6 R seau de destination inconnu.
7 Machine destinataire inconnue.
8 Machine source isol e (obsol te)
9 Communication avec le r seau de destination administrativement interdite.
10 Communication avec la machine de destination administrativement interdite.
11 R seau inaccessible pour ce type de service.
12 Machine inaccessible pour ce type de service.
13 Communication administrativement interdite par ltrage.
(4,0) Demande de limitation de production pour viter la congestion du routeur qui envoie ce message.
(5,0-3) Demande de modi cation de route exp di e lorsqu'un routeur d tecte qu'un ordinateur utilise
une route non optimale, ce qui peut arriver lorsqu'un ordinateur est ajout au r seau avec une
table de routage minimale. Le message ICMP g n r contient l'adresse IP du routeur rajouter
dans la table de routage de l'ordinateur. Les di rents codes possibles ci-apr s expliquent le type
de redirection op rer par l'ordinateur.
0 Redirection pour un r seau.
1 Redirection pour une machine.
2 Redirection pour un type de service et r seau.
3 Redirection pour un type de service et machine.
(9,0) Avertissement de routeur exp di par un routeur.
(10,0) Sollicitation de routeur di us par une machine pour initialiser sa table de routage.
(11,0) TTL d tect 0 pendant le transit du datagramme IP, lorsqu'il y a une route circulaire ou lors
de l'utilisation de la commande traceroute (voir section 2.8.2).
(11,1) TTL d tect 0 pendant le r assemblage d'un datagramme.
(12,0) Mauvaise en-t te IP.
(12,1) Option requise manquante.
(13-14,0) Requ te (13) ou r ponse (14) timestamp, d'estampillage horaire.
(15,0) et (16,0) devenues obsol tes.
(17-18,0) Requ te (17) ou r ponse (18) de masque de sous-r seau.
2.6 Les protocoles TCP et UDP.
On pr sente ici les deux principaux protocoles de la couche transport d'Internet que sont les proto-
coles TCP (Transmission Control Protocol) et UDP (User Datagram Protocol). Tous les deux utilisent
IP comme couche r seau, mais TCP procure une couche de transport able (alors m me que IP ne
l'est pas), tandis que UDP ne fait que transporter de mani re non able des datagrammes.
56

61. 2.6.1 Le protocole UDP.
Le protocole UDP (rfc 768)utilise IP pour acheminer, d'un ordinateur un autre, en mode non
able des datagrammes qui lui sont transmis par une application (voir la gure 2.3). UDP n'utilise pas
d'accus de r ception et ne peut donc pas garantir que les donn es ont bien t re ues. Il ne r ordonne
pas les messages si ceux-ci n'arrivent pas dans l'ordre dans lequel ils ont t mis et il n'assure pas
non plus de contr le de ux. Il se peut donc que le r cepteur ne soit pas apte faire face au ux de
datagrammes qui lui arrivent. C'est donc l'application qui utilise UDP de g rer les probl mes de
perte de messages, duplications, retards, d s quencement, ...
Cependant, UDP fournit un service suppl mentaire par rapport IP, il permet de distinguer plu-
sieurs applications destinatrices sur la m me machine par l'interm diaire des ports. Un port est une
destination abstraite sur une machine identi par un num ro qui sert d'interface l'application pour
recevoir et mettre des donn es. Par exemple,
...
tftp 69/udp
...
snmp 161/udp
...
est un court extrait du chier /etc/services de la machine vega.info.univ-angers.fr dans lequel
sont enregistr s les num ros de port utilis s par chaque application. On y voit que l'application tftp
utilise le port 69 et que l'application snmp utilise le port 1619
. Chaque datagramme mis par UDP
est encapsul dans un datagramme IP en y xant 17 la valeur du protocole (voir la section 2.5.1).
Le format d taill d'un datagramme UDP est donn dans la gure 2.22. Les num ros de port (chacun
port UDP destination
checksumlongueur
port UDP source
données
Fig. 2.22 - Structure d'un datagramme UDP.
sur 16 bits) identi ent les processus metteur et r cepteur. Le champ longueur contient sur 2 octets la
taille de l'en-t te et des donn es transmises. Puisqu'un datagramme UDP peut ne transmettre aucune
donn e la valeur minimale de la longueur est 8. Le checksum est un total de contr le qui est optionnel
car il n'est pas indispensable lorsque UDP est utilis sur un r seau tr s able. S'il est x 0 c'est qu'en
fait il n'a pas t calcul . De mani re pr cise, UDP utilise l'en-t te et les donn es mais galement une
pseudo-ent te pour aboutir l'ensemble d crit gure 2.23. Cette pseudo en-t te comprend les adresses
IP source10
et destination du datagramme ainsi qu'un ventuel octet de bourrage pour aboutir
un nombre d'octets total pair. partir de cet ensemble, le total de contr le est calcul de la m me
mani re que dans le cas du datagramme IP (voir section 2.5.1). Si le r sultat donne un checksum nul,
son compl ment 1, c'est- -dire 65535 (16 bits 1), est en fait plac dans la zone de contr le. Ce
9: Certains num ros de port (comme 69) sont statiques c'est- -dire que tous les syst mes les associent de la m me
mani re aux applications et tous les logiciels applicatifs se conforment cette r gle. D'autres sont dynamiques et un
num ro de port est attribu par les logiciels de communication l'application au moment o celle-ci le demande.
10: L'obtention de cette adresse IP source oblige UDP entrer en contact avec sa couche IP. En e et, sur un ordinateur
reli plusieurs r seaux l'adresse IP source est celle de l'interface de sortie et celle-ci est fonction de la destination nale
et de la table de routage g r e par IP. Ce dialogue UDP/IP pr liminaire l'encapsulation du datagramme UDP est une
l g re entorse la notion s paration en couches rendue n cessaire, voire indispensable, pour pouvoir s'assurer pleinement
de la remise bonne destination des datagrammes UDP.
57

62. port UDP destination
checksumlongueur
port UDP source
données
adresse IP source
adresseIP destination
octet de
bourrage
Fig. 2.23 - Champs utilis s pour le calcul du checksum UDP.
d tail permet d' viter la confusion avec le checksum nul qui indique qu'il n'a pas t calcul . Pr cisons
en n que la pseudo en-t te et l'octet de bourrage ne sont pas transmis et qu'ils n'interviennent pas
dans le calcul du champ longueur. la r ception UDP utilise l'adresse IP de destination et l'adresse IP
mettrice inscrite dans l'en-t te du datagramme IP pour calculer, de la m me mani re qu' l' mission,
une somme de contr le qui permettra d'assurer que le datagramme est d livr sans erreur et la bonne
machine. Si une erreur de transmission est d tect e, le datagramme UDP est d truit en silence . Sinon,
UDP oriente les donn es du datagramme vers la le d'attente associ e au num ro de port destination
pour que l'application associ e celui-ci puisse les y lire.
2.6.2 Le protocole TCP.
Contrairement UDP, TCP est un protocole qui procure un service de ux d'octets orient
connexion et able. Les donn es transmises par TCP sont encapsul es dans des datagrammes IP en y
xant la valeur du protocole 6.
Le terme orient connexion signi e que les applications dialoguant travers TCP sont consid r es
l'une comme un serveur, l'autre comme un client, et qu'elles doivent tablir une connexion avant de
pouvoir dialoguer (comme dans le cas de l'utilisation du t l phone). Les ordinateurs v ri ent donc
pr alablement que le transfert est autoris , que les deux machines sont pr tes en s' changeant des mes-
sages sp ci ques. Une fois que tous les d tails ont t pr cis s, les applications sont inform es qu'une
connexion a t tablie et qu'elles peuvent commencer leurs changes d'informations. Il y a donc exacte-
ment deux extr mit s communiquant l'une avec l'autre sur une connexion TCP11
. Cette connexion est
bidirectionnelle simultan e (full duplex) et compos e de deux ots de donn es ind pendants et de sens
contraire. Il est cependant possible d'inclure dans l'en-t te de segments TCP d'une communication de
A vers B des informations relatives la communication de B vers A. Cette technique de superposition
(piggybacking) permet de r duire le tra c sur le r seau.
Tout au long de la connexion, TCP change un ux d'octets sans qu'il soit possible de s parer par
une marque quelconque certaines donn es. Le contenu des octets n'est pas du tout interpr t par TCP,
c'est donc aux applications d'extr mit de savoir g rer la structure du ot de donn es.
Si elles sont trop volumineuses, les donn es transmettre pour une application sont fractionn es en
fragments dont la taille est jug e optimale par TCP. A l'inverse, TCP peut regrouper des donn es d'une
application pour ne former qu'un seul datagramme de taille convenable de mani re ne pas charger
inutilement le r seau. Cette unit d'information mise est appel e segment comme d j pr sent dans
la gure 2.6. Certaines applications demandent que les donn es soient mises imm diatement, m me
si le tampon n'est pas plein. Pour cela, elles utilisent le principe du push pour forcer le transfert. Les
donn es sont alors mises avec un bit marquant cela pour que la couche TCP r ceptrice du segment
remette imm diatement les donn es l'application concern e.
11: UDP permet lui de mettre en place du broadcasting et du multicasting (via le protocole IGMP) lorsqu'une appli-
cation veut envoyer un unique message simultan ment vers plusieurs destinataires.
58

63. La abilit fournie par TCP consiste remettre des datagrammes, sans perte, ni duplication, alors
m me qu'il utilise IP qui lui est un protocole de remise non able. Ceci est r alis l'aide de la technique
g n rale de l'accus de r ception (ACK) pr sent e de mani re simpli e dans la gure 2.24 Chaque
émetteur récepteur émetteur récepteurémetteurrécepteur
ACK 1
ACK2+3
transmissions sans problème
ACK1 devrait
être reçu
ACK 1
cas d’un paquet perdu cas d’un paquet dupliqué
ACK1 devrait
être reçu ACK 1
segment 1
segment 2
segment 3 segment 1
segment 1
segment 1
segment 1
Fig. 2.24 - changes de segments TCP.
segment est mis avec un num ro qui va servir au r cepteur pour envoyer un accus de r ception. Ainsi
l' metteur sait si l'information qu'il voulait transmettre est bien parvenue destination. De plus,
chaque envoi de segment, l' metteur arme une temporisation qui lui sert de d lai d'attente de l'accus
de r ception correspondant ce segment. Lorsque la temporisation expire sans qu'il n'ait re u de ACK,
l' metteur consid re que le segment s'est perdu12
et il le r exp die. Mais il se peut que la temporisation
expire alors que le segment a t transmis sans probl me, par exemple suite un engorgement de r seau
ou une perte de l'accus de r ception correspondant. Dans ce cas, l' metteur r met un segment alors
que c'est inutile. Mais le r cepteur garde trace des num ros de segments re us, donc il est apte faire
la distinction et peut liminer les doublons.
La gure 2.25 donne le format d'un segment TCP qui sert aux trois fonctionnalit s de TCP: tablir
une connexion, transf rer des donn es et lib rer une connexion. L'en-t te, sans option, d'un segment
longueur
d’en-tête
port destinationport source
numéro de séquence
numéro d’accusé de réception
FIN
RST
SYN
PSH
ACK
URG
réservé taille de fenêtre
checksum pointeur d’urgence
bourrageoptions (s’il y en a)
données
Fig. 2.25 - Format du segment TCP.
TCP a une taille totale de 20 octets et se compose des champs suivants.
- Le port source et le port destination identi ent les applications mettrice et r ceptrice. En les
12: Cela peut arriver puisque la couche IP sous-jacente n'est pas able.
59

64. associant avec les num ros IP source et destination du datagramme IP qui transporte un segment
TCP on identi e de mani re unique chaque connexion13
.
- Le num ro de s quence 14
donne la position du segment dans le ux de donn es envoy es par
l' metteur c'est- -dire la place dans ce ux du premier octet de donn es transmis dans ce segment.
- Le num ro d'accus de r ception contient en fait le num ro de s quence suivant que le r cepteur
s'attend recevoir c'est- -dire le num ro de s quence du dernier octet re u avec succ s plus
1. De mani re pr cise, TCP n'acquitte pas un un chaque segment qu'il re oit, mais acquitte
l'ensemble du ot de donn es jusqu' l'octet k;1 en envoyant un acquittement de valeur k. Par
exemple, dans une transmission de 3 segments de A vers B, si les octets de 1 1024 sont re us
correctement, alors B envoie un ACK avec la valeur 1025. Puis, si le segment suivant contenant
les octets de 1025 2048 se perd et que B re oit d'abord correctement le segment des octets de
2049 3072, B n'enverra pas d'accus de r ception positif pour ce troisi me segment. Ce n'est
que lorsque B recevra le deuxi me segment, qu'il pourra envoyer un ACK avec la valeur 3073,
que A interpr tera comme l'acquittement des deux derniers segments qu'il a envoy s. On appelle
cela un acquittement cumulatif.
- La longueur d'en-t te contient sur 4 bits la taille de l'en-t te, y compris les options pr sentes,
cod e en multiple de 4 octets. Ainsi une en-t te peut avoir une taille variant de 20 octets (aucune
option) 60 octets (maximum d'options).
- Le champ r serv comporte 6 bits r serv s un usage ult rieur.
- Les 6 champs bits de code qui suivent permettent de sp ci er le r le et le contenu du segment TCP
pour pouvoir interpr ter correctement certains champs de l'en-t te. La signi cation de chaque
bit, quand il est x 1 est la suivante.
. URG, le pointeur de donn es urgentes est valide.
. ACK, le champ d'accus de r ception est valide.
. PSH, ce segment requiert un push.
. RST, r initialiser la connexion.
. SYN, synchroniser les num ros de s quence pour initialiser une connexion.
. FIN, l' metteur a atteint la n de son ot de donn es.
- La taille de fen tre est un champ de 16 bits qui sert au contr le de ux selon la m thode de
la fen tre glissante. Il indique le nombre d'octets (moins de 65535) que le r cepteur est pr t
accepter. Ainsi l' metteur augmente ou diminue son ux de donn es en fonction de la valeur de
cette fen tre qu'il re oit.
- Le checksum est un total de contr le sur 16 bits utilis pour v ri er la validit de l'en-t te et des
donn es transmises. Il est obligatoirement calcul par l' metteur et v ri par le r cepteur. Le
calcul utilise une pseudo-ent te analogue celle d'UDP (voir la section 2.6.1).
- Le pointeur d'urgence est un o set positif qui, ajout au num ro de s quence du segment, indique
le num ro du dernier octet de donn e urgente. Il faut galement que le bit URG soit positionn
1 pour indiquer des donn es urgentes que le r cepteur TCP doit passer le plus rapidement
possible l'application associ e la connexion.
13: Cette association (num ro IP, port) est appel e socket.
14: C'est un entier non sign cod sur 32 bits qui retourne 0 apr s avoir atteint la valeur 231
;1.
60

65. - L'option la plus couramment utilis e est celle de la taille maximale du segment TCP qu'une
extr mit de la connexion souhaite recevoir. Ainsi, lors de l' tablissement de la connexion il est
possible d'optimiser le transfert de deux mani res. Sur un r seau haut d bit, il s'agit de remplir
au mieux les paquets, par exemple en xant une taille qui soit telle que le datagramme IP ait la
taille du MTU du r seau. Sinon, sur un r seau petit MTU, il faut viter d'envoyer des grands
datagrammes IP qui seront fragment s, car la fragmentation augmente la probabilit de pertes
de messages.
L' tablissement et la terminaison d'une connexion suit le diagramme d' changes de la gure 2.26.
L'extr mit demandant l'ouverture de la connexion, est le client. Il met un segment SYN (o le bit
ouverture
active
ouverture
passive
connexion
établie
échanges
de données
information
de l’application
fin de 1/2 connexion
demande de
fin de 1/2 connexion
demande de
client serveur
SYN séq=N
ACK=N+1 SYN séq=P
ACK=P+1
FIN séq=N’
terminaison
de connexion
FIN séq=P’
ACK séq=N’+1
ACK séq=P’+1
Fig. 2.26 - tablissemnet et terminaison d'une connexion TCP.
SYN est x 1) sp ci ant le num ro de port du serveur avec lequel il veut se connecter. Il exp die
galement un num ro de s quence initial N. Cette phase est appel e ouverture active et consomme
un num ro de s quence. Le serveur r pond en envoyant un segment dont les bits ACK et SYN sont x s
1. Ainsi, dans un m me segment il acquitte le premier segment re u avec une valeur de ACK=N +1
et il indique un num ro de s quence initial. Cette phase est appel e ouverture passive. Le client TCP
doit videmment acquitter ce deuxi me segment en renvoyant un segment avec ACK=P + 115
.
La terminaison d'une connexion peut tre demand e par n'importe quelle extr mit et se compose
de deux demi-fermetures puisque des ots de donn es peuvent s' couler simultan ment dans les deux
sens. L'extr mit qui demande la fermeture (le client dans l'exemple de la gure 2.26 met un segment
o le bit FIN est x 1 et o le num ro de s quence vaut N0. Le r cepteur du segment l'acquitte en
retournant un ACK=N0 +1 et informe l'application de la demi-fermeture de la connexion. partir de
l , les donn es ne peuvent plus transiter que dans un sens (de l'extr mit ayant accept la fermeture
vers l'extr mit l'ayant demand e), et dans l'autre seuls des accus s de r ception sont transmis. Quand
l'autre extr mit veut fermer sa demi-connexion, elle agit de m me que pr c demment ce qui entra ne
la terminaison compl te de la connexion.
15: Un m canisme comportant 2 couples de segments (SYN, ACK SYN) g re le cas o deux demandes de connexion
ont lieu en m me temps chacune dans un sens.
61

66. Le transfert de donn es de TCP est de deux types: le transfert interactif dans lequel chaque segment
transporte tr s peu d'octets, voire un seul, et le transfert en masse o chaque segment transporte un
maximum d'octets. Cette distinction est confort e par une tude de 1991 qui indique que la moiti
des paquets TCP contient des donn es en masse (ftp, mail, news, ...) et l'autre moiti des donn es
interactives16
(telnet, rlogin, ...). Mais, 90% des octets transmis proviennent de donn es en masse
et 10% seulement de donn es interactives car il appara t que 90% des paquets de telnet et rlogin
comportent moins de 10 octets.
Un exemple de transfert interactif est celui g n r par la commande rlogin lanc e depuis un client
vers un serveur. Dans ce cas de gure, tous les caract res tap s par l'utilisateur sur le client sont
envoy s vers le serveur en utilisant un caract re par segment, et ils sont ensuite renvoy s en sens
inverse par le serveur pour un cho sur l' cran du client. Tous les segments chang s dans ce cas l ont
leur bit PSH x 1. Or, tout segment doit tre acquitt dans un sens comme dans l'autre ce qui
devrait amener au diagramme d' changes illustr dans le a) de la gure 2.27. En fait, TCP g re ce type
affichage
de caffichage
de c
client serveur
frappe
de c c
acquittement de c
écho de c
acquittement de l’écho
affichage
de d
des échos
client serveur
frappe
de d d
acquittement de d
écho de d
frappe de ate newline
acquittement de l’écho
ate newline
acquittement et écho
jusqu’à newline
acquittement
client serveur
frappe
de c c
acquittement de l’écho
acquittement de c
écho de c
délai
d’attente
a) b) c)
Fig. 2.27 - change de donn es interactif.
d' change avec la proc dure d'acquittement retard qui consiste envoyer l'acquittement en l'incluant
dans un segment qui transporte galement des donn es comme illustr dans le b) de la gure 2.27. Pour
cela l'acquittement est g n ralement retard de 200ms dans le but d'attendre d' ventuelles donn es
transmettre. Cependant, dans ce contexte la frappe de la commande date sur le client provoquerait
quand m me l' change de 15 datagrammes IP de 41 octets17
, pour transporter chaque fois seulement
1 octet utile. Ce type de situation est peu g nant sur un LAN mais devient tr s vite pr judiciable au
bon fonctionnement d'un WAN. Une solution ce probl me est l'algorithme de Nagle (RFC 896) qui
sp ci e qu'une connexion TCP ne peut avoir seulement un petit segment non encore acquitt . Ainsi, si
un r seau a un fort d bit et n'est pas du tout charg la proc dure sera celle du b) de la gure 2.27. Par
contre, d s que le temps de transfert est non n gligeable, les acquittements vont arriver plus lentement
que la frappe des caract res par l'utilisateur du poste client. Dans ce cas, la couche TCP du client va
accumuler de petits volumes de donn es (quelques caract res) et les envoyer dans le m me segment
TCP diminuant ainsi consid rablement le nombre d' changes comme illustr dans le c) de la gure 2.27.
Dans les cas o de petits messages doivent tre remis sans d lai (mouvement de souris dans le cas d'un
serveur X) l'algorithme de Nagle doit tre invalid pour donner une impression de temps r el.
Dans le cas d'un transfert de donn es en masse, TCP utilise la technique de la fen tre glissante
pour contr ler le ux des changes. Ceci est primordial quand un micro ordinateur communique avec
un gros ordinateur, sinon le tampon d'entr e du micro sera tr s vite satur . Ceci consiste en un contr le
de ux de bout en bout. Mais il s'agit aussi de r guler le tra c en fonction de la charge des routeurs et
16: Aujourd'hui cette statistique a volu tant donn l'importance du tra c de donn es de masses d au protocole
http du web qui repr sente plus de 25% des paquets transmis en avril 95.
17: Pour chacun des 5 caract res d a t e newline, il faut 1 octet pour le caract re+20 octets d'en-t te TCP+ 20
octets d'en-t te IP.
62

67. du d bit des r seaux travers s. On rappelle que l'ensemble d'un ux de donn es unidirectionnel d'une
machine A vers une machine B est constitu d'une s quence d'octets tous num rot s individuellement.
La fen tre glissante va consister xer quels sont les octets appartenant ce ux que A peut mettre
comme c'est illustr dans la gure 2.28. Dans cet exemple la fen tre couvre les octets de 4 9, car
2 3 4 5 6 7 8 9 10 11 12 .....
fenetre
utilisable
octets émis
et acquittés
octets émis
et non acquittés
octets
prets
fenetre courante
octets bloqués
Fig. 2.28 - Fen tre glissante de TCP.
la taille de la fen tre courante est 6 et que tous les octets jusqu'au troisi me inclus ont t mis et
acquitt s. A tout instant TCP calcule sa fen tre utilisable qui est constitu e des octets pr sents dans
PSH 1001-2025
PSH 2025-3049
PSH 3049-4073
ouverture
de la connexion SYN séq=1000
ACK=1001 WIN=4096
ACK
MSS=1024
ACK=3049 WIN=4096
ACK=4073 WIN=3072
PSH 4073-5097
ACK=5097 WIN=4096
PSH 5097-6121
PSH 6121-7145
PSH 7145-8169
ACK=8169 WIN=4096
fermeture
de la connexion
début
des transferts
1001 2024 2025 3048 3049 4072 4073 5096 5097 6120 6121 7144 7145 8168
fenetre annoncée par segment 2
1
2
3
4
5
6
7
8
9
10
12
14
11
13
émis par 4
émis par 5
émis par 6
acquittés par 7 fenetre annoncée par 7
acquitté par 8 fenetre annoncée par 8
émis par 9
acquitté par 10 fenetre annoncée par 10
émis par 11
émis par 12
émis par 13
acquittés par 14
annoncée par 14
Fig. 2.29 - Exemple d' volution de fen tre glissante.
la fen tre et non encore envoy s. Ces octets sont g n ralement imm diatement transmis. Pour le ot de
A vers B, la taille de la fen tre est contr l e par B qui envoie dans chacun de ses accus s de r ception
la taille de la fen tre qu'il d sire voir utiliser. Si la demande exprime une augmentation, A d place
le bord droit de sa fen tre courante et met imm diatement les octets qui viennent d'y entrer. Si la
demande exprime une diminution, il est d conseill de d placer r ellement le bord droit de la fen tre
vers la gauche. Ce r tr cissement est op r lors des glissements de la fen tre vers la droite avec l'arriv e
des accus s de r ception.
La gure 2.29 illustre18
les changes de segments entre un metteur A et un r cepteur B et l' vo-
lution de la fen tre glissante de A suivant les indications de B.
18: Seules les informations n cessaires la compr hension du processus de fen tre glissante sont pr sents, d'autres
d tails sont omis.
63

68. 2.7 Les applications.
On d crit ici de mani re succincte quelques applications majeures que l'on trouve sur Internet.
Toutes ces applications sont b ties sur le mod le client-serveur savoir qu'une des deux extr mit s
de la connexion (TCP UDP)/IP rend des services l'autre extr mit .
2.7.1 Protocole de d marrage: BOOTP.
BOOTP (Bootsrap Protocol) est un protocole de d marrage de terminaux X ou stations sans disque
qui utilise UDP comme couche de transport et est g n ralement associ TFTP (voir 2.7.4) ou NFS
(voir 2.7.3). Comme RARP (voir section 2.4.4), il sert principalement fournir son adresse IP une
machine que l'on d marre sur un r seau. Cependant il est plus int ressant que RARP, car il se situe
un niveau sup rieur, il est donc moins li au type de mat riel du r seau. De plus, il transmet plus
d'information que RARP qui, lui, ne renvoie qu'une adresse IP.
Un autre protocole, DHCP (Dynamic Host Con guration Protocol) permet, lui, d'attribuer cette
adresse IP dynamiquement, c'est- -dire que l'adresse IP a ect e la machine qui d marre peut changer
d'un d marrage l'autre. BOOTP fait cela de mani re statique en utilisant un serveur (ou plusieurs)
qui contient dans un chier l'adresse IP distribuer chaque machine. Le chier est maintenu jour
par l'administrateur du r seau et contient pour chaque machine plusieurs informations comme illustr
ci-apr s pour le terminal X de l'auteur.
# .........
#
# ba -- broadcast bootp reply for testing with bootpquery
# bf -- bootfile (for tftp download)
# ds -- domain name server IP address
# gw -- gateway IP address
# ha -- hardware address (link level address) (hex)
# hd -- home directory for bootfile (chrooted to tftp home directory)
# hn -- send nodename (boolean flag, no "=value" needed)
# ht -- hardware type (ether) (must precede the ha tag)
# ip -- X terminal IP address
# sm -- network subnet mask
# tc -- template for common defaults (should be the first option listed)
# vm -- vendor magic cookie selector (should be rfc1048)
# T144 remote config file name (file name must be enclosed in "")
#
# H104 (Pascal Nicolas) prise I141 :
tx-pn:
ht=Ethernet:
ha=0x08001103ec2c:
bf=/usr/tekxp/boot/os.350:
ip=193.49.162.63:
sm=255.255.255.0:
gw=193.49.162.220:
vm=rfc1048:
ds=193.49.162.9:
Le format du message BOOTP est donn dans la gure 2.30. Le code vaut 1 pour une requ te et
2 pour une r ponse, le type de mat riel vaut par exemple 1 pour un r seau Ethernet et dans ce cas le
champ longueur de l'adresse physique vaut 6 (octets). Le champ compteur de saut vaut 0 en standard,
mais si la demande transite par un routeur celui-ci l'incr mente de 1. L'identi cateur de transaction est
un entier de 32 bits x al atoirement et qui sert faire correspondre les r ponses avec les requ tes. Le
nombre de secondes est x par le client et sert un serveur secondaire de d lai d'attente avant qu'il ne
r ponde au cas o le serveur primaire serait en panne. Parmi les 4 adresses IP d'une requ te, le client
remplit celles qu'il conna t et met les autres 0 (g n ralement il n'en connait aucune). Dans sa r ponse,
le serveur indique l'adresse IP de la machine client dans le champ votre adresse IP et sa propre adresse
dans le champ adresse IP du serveur. Il peut aussi donner son nom termin par le caract re nul. Si
64

69. compteur
de saut
code type
de matériel
id. de transaction
nombre de secondes non utilisé
adresse IP du client
votre adresse IP
adresse IP du serveur
adresse matérielle du client
adresse IP du routeur
nom de machine du serveur
nom du fichier de boot
information spécifique du vendeur
longueur
matériel
adresse
Fig. 2.30 - Format de requ te ou r ponse BOOTP.
un proxy est utilis , celui-ci indique son adresse dans le champ pr vu. Le champ adresse mat rielle
du client sert celui-ci pour y indiquer son adresse physique. Ainsi cette adresse sera plus facilement
disponible pour le processus BOOTP serveur que celle plac e dans la trame Ethernet. Le nom du chier
de boot est le nom du chier transmis par le serveur au client pour que celui-ci puisse ensuite continuer
son d marrage. La derni re partie du message est r serv e des caract ristiques particuli res donn es
par chaque constructeur de mat riel et permet d'ajouter des fonctionnalit s suppl mentaires.
Quand il met une requ te BOOTP, le client l'encapsule dans un datagramme UDP en xant le
port source 68 et le port destination (celui du serveur) 67. Dans la majorit des cas, il ne sait pas
pr ciser la valeur de l'adresse IP de destination et la xe donc glae 255.255.255.255 l'adresse de
di usion. Ainsi, la trame Ethernet correspondante sera di us e toutes les machines du r seau et gr ce
au num ro de port seuls le(s) serveur(s) BOOTP re oit le message et le traite. Pour cela, il consulte
la table de correspondance et retourne sa r ponse en y xant l'adresse IP du client, le nom du chier
t l charger et l'adresse IP du serveur.
Il reste un probl me r gler. Lors de l' mission du datagramme IP contenant la r ponse, la couche
de liens doit tablir la correspondance adresse IP/adresse physique du client pour construire la trame
physique mettre. Or, cette correspondance ne peut tre connue dans la table ARP cet instant
puisque la machine client d marre. Et si le logiciel de liens met une requ te ARP (voir section 2.4.4)
la machine client ne sait pas r pondre puisqu'elle ne peut pas reconna tre son adresse IP qu'elle ne
conna t pas encore. Il existe deux solutions ce probl me. Soit, le module BOOTP, qui dispose de
cette correspondance, enrichit la table ARP avant d' mettre. Soit, il n'en a pas les droits et alors il
di use la r ponse toutes les machines du r seau, mais cette solution est viter.
2.7.2 Connexion distance: Telnet et Rlogin.
Telnet et Rlogin sont deux applications qui permettent un utilisateur de se connecter distance
sur un ordinateur, pourvu que cet utilisateur y dispose d'un acc s autoris . Ces deux applications
permettent toutes les deux de prendre le contr le (du moins partiellement) d'un ordianteur distant,
mais Rlogin ne permet de le faire qu'entre deux machines Unix, tandis qu'il existe des clients Telnet
pour de nombreuses plateformes (Unix, Windows, MacOs, ...). Telnet et Rlogin sont tous les deux b tis
sur TCP.
Le sch ma de fonctionnement de Telnet est donn dans la gure 2.31. Telnet d nit une interface
de communication, le terminal virtuel de r seau, pour que clients et serveurs n'aient pas conna tre
les d tails d'implantation de chaque syst me d'exploitation. De cette fa on, les changes se font dans
un langage commun compris la fois par le client et le serveur qui n'ont qu' assurer une traduction
de (ou vers) leur propre langage vers (depuis) ce langage cible.
65

70. serveur
Telnet
login
shell
TCP/IP
driver
de pseudo terminal
client
Telnet
TCP/IPdriver
de terminal
utilisateur
sur un terminal
noyau du SEnoyau du SE
Fig. 2.31 - Sch ma de focntionnement de l'application Telnet.
2.7.3 Syst me de chiers en r seau: NFS.
NFS (Network File System) est un syst me qui permet de rendre transparente l'utilisation de
chiers r partis sur di rentes machines. Son architecture g n rale est donn e dans la gure 2.32.
NFS utilise principalement UDP, mais ses nouvelles implantations utilisent galement TCP. Lorsqu'un
processus
utilisateur
accès local
au fichier
TCP/UDP
IP
disque
local
TCP/UDP
IP
client
NFS
serveur
NFS
accès local
au fichier
disque
local
noyau client noyau serveur
Fig. 2.32 - Con guration client serveur de NFS.
processus utilisateur a besoin de lire, crire ou acc der un chier le syst me d'exploitation transmet
la demande soit au syst me de chier local, soit au client NFS. Dans ce dernier cas, le client NFS envoie
des requ tes au serveur NFS de la machine distante. Ce serveur s'adresse la routine locale d'acc s au
chiers qui lui retourne le r sulat retransmis vers le client par la connexion UDP (ou TCP) IP. Il ne
s'agit pas ici de transf rer un chier d'une machine l'autre mais simplement de le rendre disponible
de mani re totalement transparente.
2.7.4 Transfert de chier: TFTP et FTP.
TFTP (Trivial File Transfert Protocol) et FTP (File Transfert Protocol) permettent tous les deux
de transf rer des chiers d'une machine une autre. Cependant TFTP, b ti sur UDP, est beaucoup
plus sommaire que FTP qui utilise TCP. L'utilisation de FTP depuis un poste client pour aller chercher
ou d poser un chier sur un serveur n cessite de la part de l'utilisateur de se connecter avec un nom et
un mot de passe. Donc, si l'utilisateur n'est pas reconnu la connexion FTP ne sera pas tablie. Dans le
66

71. cas particulier d'un serveur ftp public, la connexion se fait avec le nom anonymous et il est conseill de
donner son adresse lectronique comme mot de passe. Dans le cas de TFTP, aucune authenti cation
pr alable n'est n cessaire. C'est pourquoi, lorsqu'un serveur TFTP est install sur une machine il
n'o re des possibilit s d'acc s qu' un nombre restreint de chiers bien sp ci ques. Ces chiers sont
g n ralement des chiers de d marrage de terminaux X ou stations sans disque qui les r cup rent apr s
en avoir t inform s par le protocole BOOTP (voir section 2.7.1).
Les di rents messages TFTP sont donn s dans la gure 2.33 et se distingeunt selon leur code
d'op ration.
numéro
de bloc
numéro
de bloc
numéro
d’erreru
RRQ / WRQ
DATA
ACK
nom de fichier 0 0mode
données (0-512 octets)
0message d’erreurERROR
Fig. 2.33 - Format des messages TFTP.
- RRQ indique une requ te de lecture de chier (transmis au client) et WRQ une requ te d' criture
de chier (transmis au serveur). Ensuite, vient le nom du chier termin par un caract re nul.
Le champ mode, termin par un caract re nul galement, est gal netascii pour indiquer que
le chier est un chier texte o chaque ligne est termin e par CR LF. Ces deux caract res doivent
peut- tre tre convertis dans la syntaxe utilis e par la machine locale pour marquer les ns de
ligne des chiers textes. Il est gal octet dans le cas d'un chier binaire transf rer tel quel.
- DATA d bute les paquets de donn es transmettre. Un chier de N octets sera d coup en
N div 512 tels paquets contenant chacun 512 octets de donn es et un paquet contenant N mod 512
octets qui sera reconnu comme le paquet nal puisqu'il contient moins de 512 octets. Le champ
num ro de bloc sert num roter chaque paquet de donn es et est utilis pour l'accus de r ception.
- ACK indique que le message acquitte le bloc de num ro sp ci dans le message. TFTP est
oblig de s'assurer lui m me de la bonne transmission des donn es puisqu'il utilise UDP qui est
un protocole non able. Le protocole d'acquittement est de type stop-and-wait car apr s avoir
envoy un paquet l' metteur attend l'accus de r ception du r cepteur avant d'envoyer le paquet
suivant. Si l' metteur ne re oit pas d'acquittement avant l'expiration de son d lai d'attente il
r exp die le paquet perdu. De m me, le r cepteur qui ne re oit plus de paquets apr s son d lai
d'attente renvoie nouveau son acquittement. Seulement, si le ACK k est retard mais non
perdu, l' metteur va retransmettre le paquet k que le r cepteur va nouveau acquitter. Donc,
deux ACK k vont nalement parvenir l' metteur ce qui va d clencher de sa part l'envoi de deux
paquets k + 1, qui provoqueront deux ACK k + 1 et donc l'envoi de deux paquest k+2, etc...
- Les messages d butant par ERROR indiquent une erreur de transmission et transportent un code
et un message d'erreur. Lorsque cela arrive, le transfert est imm diatement interrompu.
Lorsqu'il demande une connexion le client s'attribue un port ph m re UDP et envoie sa requ te
au serveur sur le port 69 pr vu pour FTP. ce moment-l , le serveur va s'attribuer un nouveau port
ph m re qui devra tre d tect par le client et qui servira tout le temps de la connexion. Il ne conserve
67

72. pas le port 69 tout au long de l' change car cela l'obligerait soit refuser d'autres connexions pendant
ce temps, soit les multiplexer ensemble ce qui alourdirait le protocole.
Quant lui, FTP est d ni au-dessus de TCP et utilisent deux connexions TCP IP pour fonctionner
comme illustr dans la gure 2.34. Tout d'abord on y voit que le client utilise FTP travers une interface
système
de
fichiers
interface
de protocole
du serveur
fonctions
de transfert
de données
fonctions
de transfert
de données
utilisation sur
un terminal
système
de
fichiers
de controle
connexion
connexion
de données
interface
utilisateur
interpréteur
de protocole
utilisateur
client
serveur
Fig. 2.34 - Tansfert de chier par FTP.
qui peut tre graphique (logiciels XFTP, WS-FTP, Fetch, ...) ou texte (mode commandes d'unix par
exemple). La connexion de contr le est tablie de fa on normale en mode client serveur sur le port 21
du serveur et sur un port al atoire du client pour tout ce qui est de type transfert interactif. Elle sert
donc tout le temps de la session transf rer les commandes du client et presque toutes les r ponses du
serveur. La connexion de donn es sert transf rer les chiers et les contenus de r pertoires du serveur,
c'est- -dire tous les transferts de masse. En e et, lorsque le client demande le contenu d'un r pertoire
la r ponse peut tre tr s longue et il est pr f rable de l'envoyer sur cette connexion plut t que sur celle
du transfert interactif. chaque fois qu'un chier doit tre transf r , dans un sens ou dans l'autre,
le client initie une connexion de donn es en s'attribuant un port et envoie au serveur une demande
de connexion sur la connexion de contr le. Le serveur se sert du num ro de port re u pour tablir la
connexion de donn es entre son port 20 et ce port indiqu par le client.
2.7.5 Courrier lectronique: smtp.
Le courrier lectronique au sein d'Internet est g r par le protocole SMTP (Simple Mail Transfer
Protocol) b ti sur TCP (port 25). Il permet d' changer des messages entre un exp diteur et un (ou
plusieurs) destinataire pourvu que leurs adresses soient connues. Une adresse de courrier lectronique
se pr sente sous la forme nom@domaine est doit tre compos e de lettres (minuscules ou majuscules
sont indi renci es), de chi res, de _ (soulign ) et de . (point). Il est noter qu'un m canisme d'alias
permet de d nir des quivalences entre adresses, notamment de pr ciser quelle machine parmi toutes
celles d'un m me domaine g re r ellement le courrier de chaque utilisateur.
Une des caract ristiques principales du protocole SMTP est d'e ectuer une remise di r e du
courrier qui assure que le service sera correctement rendu m me si le r seau ou l'ordinateur destinataire
sont momentan ment en panne ou surcharg s. Pour cela le syst me de messagerie fonctionne de la
mani re d crite en gure 2.35. Un courrier exp di par un utilisateur est d'abord copi dans une
m moire de spool accompagn des noms de l'exp diteur, du r cepteur, de l'ordinateur destinataire et
de l'heure de d p t. Puis le syst me de messagerie active en t che de fond le processus de transfert
de courrier qui devient un client. Il associe le nom de l'ordinateur destinataire une adresse IP et
68

73. zone de spool
pour le courrier sortant
client
expédition en
tache de fond
serveur
acceptant
le courrier
connexion TCP
zone de spool
pour le courrier entrant
logiciel de courrier
électronique
utilisateur
utilisateur
lisant
un courrier
utilisateur
envoyant
un courrier
Fig. 2.35 - Sch ma d'une messagerie SMTP.
tente d' tablir une connexion TCP avec le serveur SMTP de celui-ci. Si cela r ussit, le processus de
transfert envoie une copie du message au destinataire qui l'enregistre dans une zone de spool sp ci que.
Lorsque le client et le serveur se sont con rm s l'envoi et l'enregistrement complet du message le client
supprime sa copie locale. Si le client n'arrive pas tablir une connexion TCP, ou si elle est rompue
lors du transfert d'un message, il enregistre l'heure de cette tentative et r essaye quelque temps plus
tard d'exp dier le message. D'une mani re g n rale un syst me de messagerie examine r guli rement
sa zone de spool en envoi et tente d'exp dier les messages (nouveau ou en attente cause d' chec)
qui s'y trouvent. Il nira par retourner son exp diteurun message impossible exp dier apr s un
d lai important. Ce mode de fonctionnement ( tablir une connexion de bout en bout) assure qu'aucun
message ne peut se perdre, soit il est d livr , soit son exp diteur est pr venu de l' chec.
Le tableau ci-dessous donne le d tail d'une connexion TCP r ussie qui envoie un message de l'uti-
lisateur toto@expediteur.fr dont le courrier est g r par l'ordinateur exp.expediteur.fr vers l'uti-
lisateur titi@destinataire.fr dont le courrier est g r par l'ordinateur dest.destinataire.fr. La
premi re colonne d crit les tapes, la deuxi me (respectivement troisi me) colonne indique les com-
mandes envoy es par l'exp diteur (respectivement destinataire) du courrier.
client SMTP exp diteur sur
exp.expediteur.fr
serveur SMTP destinataire sur
exp.destinataire.fr
exp.expediteur.fr demande
une connexion TCP sur le port
25 exp.destinataire.fr
dest accepte la demande de
connexion
220 dest.destinataire.fr ...
exp s'identi e HELO exp.expediteur.fr
dest accepte l'identi cation 250 dest.destinataire.fr Hello
exp.expediteur.fr pleased to meet you
exp indique l'exp diteur MAIL From:<toto@expediteur.fr>
dest accepte l'exp diteur 250 <toto@expediteur.fr>Sender Ok
exp donne le destinataire RCPT To:<titi@destinataire.fr
dest a v ri et accept le
destinataire
250 <titi@destinataire.fr>Recipient Ok
exp va envoyer les donn es DATA
dest est pr t accepter le
message
354 Enter mail, end with ...
exp envoie le message termin
par une ligne ne contenant
qu'un point.
bla, blabla
.
dest accepte le message 250 OK
exp demande terminer la
connexion
QUIT
dest accepte de terminer la
connexion
221 dest.destinataire.fr closing
connection
69

74. 2.7.6 News: nntp
NNTP (Network News Transfert Protocol) est le protocole d' change des news19
ou forums de
discussions travers Usenet (nom donn au r seau logique constitu des serveurs de news diss min s
sur la pan te). Comme illustr dans la gure 2.36, il assure l' change des news entre les serveurs et
galement la communication entre serveur et postes clients aussi bien pour la lecture que pour l' criture
de messages.
serveur de news
serveur de news
serveur de news
client
poste
client
poste
client
poste
Fig. 2.36 - Communication au sein de Usenet.
Ainsi, lorqu'un utilisateur poste un article dans un groupe de news, il est dans un premier temps
d pos sur le serveur de news auquel le poste client est reli . Puis, ce serveur va r exp dier cet article aux
di rents serveurs auxquels il est reli , qui eux-m mes proc deront de la sorte. Ainsi, en quelques heures
un message post Angers peut se retrouver sur un serveur de news en Australie. Mais, ce processus
de di usion syst matique, n'est pas assur pour tous les groupes de news existant au niveau mondial,
car chaque serveur de news n'assure le relai que de certains groupes. En e et, il n'est peut- tre pas tr s
utile de di user sur les serveurs de news japonais le groupe fr.petites-annonces.automobiles :-).
De plus, tout serveur de news xe pour chaque groupe la dur e de conservation des messages sur ses
disques durs.
De mani re plus technique, NNTP utilise TCP via le port 119, le client envoyant une commande
ASCII laquelle le serveur r pond par un code num rique ventuellement suivi par des donn es. Ces
donn es sont dispos es sur plusieurs lignes termin es chacune par CR/LF et termin es par une ligne
r duite un point.
Tout d'abord il faut savoir qu'un serveur de news ne r pond pas syst matiquement toutes les
requ tes des postes clients, mais uniquement celles provenant de machines qu'il autorise, par exemple
celles de son domaine. Ceci est illustr ci-apr s o l'on voit que le serveur de news news.univ-angers.fr
accepte la connexion depuis une machine situ e en Allemagne uniquement pour la lecture des news et
19: Le contenu des news, la description des groupes et l'utilisation pratique d'un logiciel lecteur de news est suppos e
connue ici.
70

75. accepte la lecture et l' criture de messadepuis une machine situ e sur son r seau.
brehat.haiti.cs.uni-potsdam.de]telnet news.univ-angers.fr 119
Trying 193.49.144.4...
Connected to news.univ-angers.fr.
Escape character is '^]'.
201 univ-angers.fr InterNetNews NNRP server INN 1.7.2 08-Dec-1997 ready (no posting).
helios]telnet news.univ-angers.fr 119
Trying 193.49.144.4...
Connected to news.univ-angers.fr.
Escape character is '^]'.
200 univ-angers.fr InterNetNews NNRP server INN 1.7.2 08-Dec-1997 ready (posting ok).
La liste des commandes connues d'un serveur de news peut- tre obtenue en l'interrogeant au moyen
de la commande help, comme d crit ci apr s.
help
100 Legal commands
authinfo user Name|pass Password|generic <prog> <args>
article MessageID|Number]
body MessageID|Number]
date
group newsgroup
head MessageID|Number]
help
ihave
last
list active|active.times|newsgroups|distributions|distrib.pats|overview.fmt|subscriptions]
listgroup newsgroup
mode reader
newgroups yymmdd hhmmss "GMT"] <distributions>]
newnews newsgroups yymmdd hhmmss "GMT"] <distributions>]
next
post
slave
stat MessageID|Number]
xgtitle group_pattern]
xhdr header range|MessageID]
xover range]
xpat header range|MessageID pat morepat...]
xpath MessageID
Report problems to <newsmaster@univ-angers.fr@news.univ-angers.fr>
.
Quant aux codes de r ponses du serveur de news, ils sont d crits dans la table 2.2.
Le r le de quelques commandes de NNT est illustr ci-apr s en interrogeant le serveur news.univ-angers.fr.
list retourne la liste des groupes de news, en indiquant leur nom, le num ro de l'article le plus
r cent, le num ro de l'article le plus ancien encore conserv , et la lettre y si le postage est libre
ou m s'il est control par un mod rateur.
list
71

76. code description
1yz information
2yz requ te accept e
3yz d but de requ te correcte, la suite eut tre envoy e
4yz requ te correcte, mais non trait e
5yz requ te incorrecte, non implant e ou erreur fatale
x0z connexion, mise en place et divers
x1z choix des groupes de news
x2z choix des articles
x3z fonctions de distributions
x4z postage
x8z extension non standard
x9z sortie de debug
Tab. 2.2 - Signi cation des 2 premiers chifres des codes de r ponses de NNTP
215 Newsgroups in form "group high low flags".
control 0001251116 0001053999 y
junk 0000000486 0000000480 y
bionet.agroforestry 0000002281 0000002229 y
bionet.announce 0000000165 0000000116 m
....
group xe un groupe courant et renvoie une estimation du nombre d'articles dans le forum, le
num ro de l'article le plus ancien, celui de l'article le plus r cent et le nom du groupe.
group fr.comp.os.linux
211 6543 27618 34211 fr.comp.os.linux
La di rence 34211-27618=6593 est plus grande que 6543 car tous les messages ne sont pas
forc ment conserv s aussi longtemps les uns que les autres.
Si le nom du groupe est erron on obtient ceci:
group fr.comp.linux
411 No such group fr.comp.linux
head envoie les en-t tes d'un article dont le num ro est sp ci .
head 34205
221 34205 <3634E2EC.9B76A7E8@cern.ch> head
Path: univ-angers.fr!enst!isdnet!newsgate.cistron.nl!het.net!news.belnet.be!
news-zh.switch.ch!news-ge.switch.ch!cern.ch!news
From: Nuno DOS SANTOS <Nuno.Dos.Santos@ces20s15ss15s12s9s3s4s5s
Newsgroups: fr.comp.os.linux
Subject: Instal carte de son
Date: Mon, 26 Oct 1998 22:00:28 +0100
Organization: CERN
Lines: 10
Message-ID: <3634E2EC.9B76A7E8@cern.ch>
NNTP-Posting-Host: pcst101.cern.ch
Mime-Version: 1.0
72

77. Content-Type: text/plain charset=us-ascii
Content-Transfer-Encoding: 7bit
X-Trace: sunnews.cern.ch 909435628 12357 (None) 128.141.182.63
X-Complaints-To: news@sunnews.cern.ch
X-Mailer: Mozilla 4.05 en] (Win95 I)
Xref: univ-angers.fr fr.comp.os.linux:34205
.
body retourne le coprs de l'article dont le num ro est sp ci .
222 34205 <3634E2EC.9B76A7E8@cern.ch> body
Salut,
J'arrive pas a instaler ma carte de son SB PCI awe64. Dans le HOW-TO ils
parlent toujours de make config, xconfig, etc., mais la commande make ne
passe pas. Il me donne l'erreur "make:*** No rule to make target
'xconfig'. Stop.". Le fichier sndstat est vide.
Vous pouvez m'aider? Une sugestion?
Merci
.
Le point nal ne fait pas partie du message mais est envoy par NNTP pour terminer sa r ponse
2.7.7 World Wide Web: http..
HTTP (HyperText Transfer Protocol) est le protocole de communication du web20
permettant
d' changer des documents hypertextes contenant des donn es sous la forme de texte, d'images xes ou
anim es et de sons.
Tout client web communique avec le port 80 d'un serveur HTTP par l'interm diaire d'une, ou
plusieurs, connexions TCP simultan es, chacune des connexions TCP ouvertes servant r cup rer l'un
des composants de la page web.
Trois types de requ tes sont disponibles
GET url renvoie l'information sp ci e par l'url.
HEAD url renvoie l'en-t te de l'information demand e et non pas le contenu du document.
POST pour envoyer du courrier lectronique, des messages de news, ou des formulaires interactifs
remplis par l'utilisateur.
La requ te du client se compose de lignes de texte ASCII termin es par les caract res CR/LF et orga-
nis es comme ci-apr s:
requ te url-demand HTTP-version
en-t tes (0 ou plus)
<ligne blanche>
corps de la requ te (seulement pour une requ te POST)
Une r ponse du serveur web se pr sente comme suit:
HTTP-version code-r ponse phrase-r ponse
20: L'utilisation du web est suppos e connue ici.
73

78. code description
1yz non utilis
succ s
200 OK, requ te r ussie
201 OK, nouvelle ressource cr e (commande POST)
202 requ te accept e mais traitement incomplet
204 OK, mais pas de contenu envoyer
redirection ( g rer par le client)
301 le document demand a t d nitivement d plac vers une autre url
302 le document demand a t temporairement d plac vers une autre url
304 le document n'a pas chang (dans le cas d'un GET conditionnel)
erreur du client
400 requ te mal formul e
401 interdit, la requ te n cessite une certi cation
403 interdit sasn raison s pci que
404 document non trouv
erreur du serveur
500 erreur interne du serveur
501 non implant
502 mauvaise passerelle, r ponse invalide d'une passerelle
503 service temorairement indisponible
Tab. 2.3 - Codes de r ponses de HTTP
en-t tes (0 ou plus)
<ligne blanche>
corps de la r ponse
Les en-t tes de requ tes ou de r ponses ont la forme:
nom-de-champ: valeur
et se classent ainsi:
en-t tes de requ te: authorization, date, from, if-modified-since, location, mime-version,
pragma, referer,user-agent
en-t tes de r ponse: date, location, mime-version, pragma, server, www.authenticate
en-t tes de corps dans les r ponses HTTP ou les requ ts POST: allow, content-encoding,
content-length, content-type, expires, last-modified
Les codes de r ponses sont des nombres de 3 chi res rang s en 5 cat gories comme d crits dans la
table 2.3.
Ci -dessous est d crit un exemple de requ te et r ponse HTTP, apr s s' tre connect un serveur
web, par exemple avec un client telnet.
helios|~>telnet www.yahoo.fr 80
Trying 195.67.49.47...
Connected to www.yahoo.fr.
Escape character is '^]'.
get / http/1.0
HTTP/1.0 200 OK
74

79. Last-Modified: Mon, 26 Oct 1998 19:13:02 GMT
Content-Type: text/html
Content-Length: 13163
<head>
<title>Yahoo! France</title>
<base href="http://www.yahoo.fr/">
</head>
<body>
....
</body>
</html>
2.8 Outils communs d'utilisation d'un r seau sous Unix.
Le but de cette section est de d crire les principaux chiers de con guration et les principales
commandes relatives l'utilisation du r seau Internet depuis une machine unix. Elle sert de support
des manipulations devant ordinateur. On ne d crit pas ici les commandes li es aux services Internet
les plus classiques: mail, ftp, web, news... qui sont pr sent es par ailleurs. Les informations donn es
ici sont relatives la machine vega.info.univ-angers.fr (un Linux BiPentium Pro, 200Mhz, 256
Mo) n novembre 1997.
2.8.1 Fichiers de con guration.
/etc/hosts
Il est structur sous la forme
adresse IP nom de machine liste d'alias commentaire
127.0.0.1 localhost
193.49.162.1 vega.info.univ-angers.fr vega
193.49.162.2 sirius.info.univ-angers.fr sirius
193.49.162.10 moinefou.info.univ-angers.fr moinefou
193.49.162.4 helios.info.univ-angers.fr helios
Il assure la correspondance (nom, adresse IP). S'il existe un serveur de noms sur cette machine, il
contient tr s peu de lignes et ne sert qu'au d marrage de la machine avant que le serveur de noms
ne soit lanc . Si le serveur de noms est sur une machine distante il ne contient que les machines
du r seau local.
Celui de la machine moinefou se pr sente de la mani re suivante
127.0.0.1 localhost loopback
193.49.144.1 lagaffe
193.49.144.220 gw-info
193.49.162.1 vega.info.univ-angers.fr vega
193.49.162.2 sirius.info.univ-angers.fr sirius
193.49.162.10 moinefou
193.49.162.4 helios
dans lequel est sp ci e l'adresse d'une passerelle (gateway d'adresse IP qui se termine par .220)
laquelle est renvoy tout paquet qui n'appartient pas au r seau local 193.49.162.0.
75

80. /etc/resolv.conf
domain info.univ-angers.fr
search info.univ-angers.fr univ-angers.fr etud.univ-angers.fr
nameserver 193.49.162.9
nameserver 193.49.144.1
Il pr cise le domaine d'appartenance de la machine, les noms de domaines avec lesquels compl ter
le nom d'une machine pour conna tre son nom complet, ainsi que les adresses de serveurs de noms
interroger.
/etc/protocols
ip 0 IP # internet protocol, pseudo protocol number
icmp 1 ICMP # internet control message protocol
igmp 2 IGMP # internet group multicast protocol
ggp 3 GGP # gateway-gateway protocol
tcp 6 TCP # transmission control protocol
pup 12 PUP # PARC universal packet protocol
udp 17 UDP # user datagram protocol
idp 22 IDP # WhatsThis?
raw 255 RAW # RAW IP interface
Il contient la liste des protocoles connus et utilis s dans Internet sous la forme
nom du protocole num ro du protocole liste d'alias commentaire
/etc/services
.....
netstat 15/tcp
qotd 17/tcp quote
chargen 19/tcp ttytst source
chargen 19/udp ttytst source
ftp-data 20/tcp
ftp 21/tcp
telnet 23/tcp
smtp 25/tcp mail
time 37/tcp timserver
.....
Il contient la liste des services Internet connus sous la forme
nom du service num ro de port/protocole liste d'alias commentaire
/etc/inetd.conf
.....
ftp stream tcp nowait root /usr/sbin/tcpd in.ftpd -l -a
telnet stream tcp nowait root /usr/sbin/tcpd in.telnetd
gopher stream tcp nowait root /usr/sbin/tcpd gn
.....
Il contient les liens entre nom de services et ex cutables r alisant ce service.
76

81. 2.8.2 Quelques commandes utiles
Les commandes sont illustr es avec leur r sultats apr s les avoir lanc es sur vega.info.univ-angers.fr.
Il est conseill d'utiliser la commande man du syst me pour obtenir de plus amples informations sur
celles-ci.
hostname retourne le nom de la machine.
rusers (rwho est une commande similaire) renvoie la liste des utilisateurs connect s sur les
machines du r seau local.
finger renvoie des informations sur un utilisateur, en utilisant s'ils existent les chiers .plan et
.project.
ping permet de tester l'accessibilit d'une machine. Elle envoie une requ te ICMP (echo)
destination d'une machine cible, sp ci e par son nom ou son adresse IP, qui lui retourne une
r ponse ICMP (echo). Si une machine ne r pond pas au ping, elle est inutilisable pour toute autre
application.
|vega|~>ping babinet
PING babinet.univ-angers.fr (193.49.163.20): 56 data bytes
64 bytes from 193.49.163.20: icmp_seq=0 ttl=254 time=1.7 ms
64 bytes from 193.49.163.20: icmp_seq=1 ttl=254 time=1.7 ms
64 bytes from 193.49.163.20: icmp_seq=2 ttl=254 time=1.6 ms
--- babinet.univ-angers.fr ping statistics ---
3 packets transmitted, 3 packets received, 0% packet loss
round-trip min/avg/max = 1.6/1.6/1.7 ms
Ping renvoie galement le num ro de la s quence ICMP ex cut e, la valeur du champ TTL et le
temps d'aller-retour entre les deux machines. Elle peut le faire car dans le paquet exp di pour la
requ te elle place son heure d' mission et lorsqu'elle re oit la r ponse elle la soustrait de l'heure
syst me. Puis, en n d'ex cution (provoqu e par l'utilisateur ou suite l'envoi du nombre de
paquets sp ci s), quelques donn es statistiques sont a ch es permettant d' valuer la qualit de
la liaison.
traceroute renvoie la route prise par des paquets pour atteindre une destination. Elle utilise
le champ TTL (Time to Live) des paquets IP transmis selon le protocole UDP. Ce champ est
d cr ment d'une unit chaque travers e de routeur, et normalement devrait tre d cr ment
galement quand il stationne trop longtemps dans un routeur. Quand un routeur re oit un paquet
IP avec un TTL = 1 (ou 0), il le d truit et renvoie le message ICMP time exceeded l'exp diteur.
Ce message ICMP contient l'adresse IP du routeur qui le produit. Pour conna tre le chemin reliant
une machine A une machine B, le programme traceroute de A envoie donc destination de
B un premier paquet IP avec un champ TTL gal 1. Ainsi le premier routeur lui renvoie un
paquet ICMP avec son adresse. Traceroute renvoie alors un 2e paquet destination de B avec
un TTTL = 2, celui-ci sera refus par le 2e routeur, et ainsi de suite traceroute augmente le
champ TTL jusqu' avoir travers tous les routeurs s parant A de B. Comme les messages ICMP
contiennent les adresses des routeurs il su t de les visualiser chaque retour de message. Bien
qu'en th orie 2 paquets se suivant ne prennent pas forc ment la m me route, ils le font la plupart
du temps, c'est pourquoi traceroute donne des informations ables, en tous les cas au moment
o on fait appel lui.
|vega|~>traceroute www.sciences.univ-nantes.fr
77

82. traceroute to www.sciences.univ-nantes.fr (193.52.109.12), 30 hops max, 40 byte packets
1 gw-maths.net.univ-angers.fr (193.49.162.220) 2.882 ms 3.246 ms 3.034 ms
2 193.52.254.254 (193.52.254.254) 4.638 ms 2.239 ms 2.298 ms
3 gw-ft.net.univ-angers.fr (193.49.161.1) 2.353 ms 2.419 ms 2.627 ms
4 angers.or-pl.ft.net (193.55.153.41) 4.027 ms 4.117 ms 13.75 ms
5 nantes.or-pl.ft.net (193.55.153.9) 8.747 ms 10.96 ms 7.499 ms
6 u-sciences-nantes.or-pl.ft.net (193.54.136.138) 14.468 ms 9.77 ms 16.273 ms
7 193.52.96.2 (193.52.96.2) 15.29 ms 13.83 ms 12.026 ms
8 www.sciences.univ-nantes.fr (193.52.109.12) 12.149 ms 9.715 ms 20.812 ms
30 hops signi e que l'on ne fera pas plus de 30 sauts. 40 octets pour le datagramme IP cor-
respondent 20 octets pour l'en-t te IP, 8 octets pour l'en-t te UDP, 12 octets de donn es
utilisateurs dont une copie du TTL et l'heure d' mission.
On obtient en r sultat le TTL, le nom et l'adresse IP des routeurs interm daires (et de la machine
destinatrice). Puis, comme pour chaque valeur de TTL, traceroute envoie 3 datagrammes IP, on
obtient les temps d'aller (du paquet IP) et retour (du paquet ICMP). On peut donc conn tre le
temps de transmission entre le routeur N et N+1 en faisnat la di rence des temps retourn s sur
les lignes N+1 et N. Si on a une * c'est qu'il n'y a pas eu de r ponses dans les 5 secondes pour le
paquet concern . Si on a toute une ligne d'*, c'est que les paquets ICMP de retour ne sont pas
parvenus la machine A, par exemple car il ont t mis par B avec un TTL trop faible, ou qu'il
ont tous mis plus de 5 sec revenir.
arp permet de visualiser et modi er (si on a le droit) la table de translation adresses Ether-
net/adresses Internet (pour plus de d tails consulter la section 2.4.4). Cette table est en fait un
cache qui volue au fur et mesure des sollicitations des machines du r seau.
|vega|~>arp -a
Address HWtype HWaddress Flags Mask Iface
tx-fb.info.univ-angers. ether 08:00:11:06:98:77 C * eth0
tektro1.info.univ-anger ether 08:00:11:03:31:2D C * eth0
tx-bd.info.univ-angers. ether 08:00:11:06:97:21 C * eth0
sirius.info.univ-angers ether 00:20:AF:BB:BB:6A C * eth0
helios.info.univ-angers ether 08:00:20:88:0F:4E C * eth0
kitsch.info.univ-angers ether 08:00:09:6D:AE:6C C * eth0
moinefou.info.univ-ange ether 08:00:09:70:14:A3 C * eth0
tektro10.info.univ-ange ether 08:00:11:03:31:35 C * eth0
gw-maths.net.univ-anger ether 00:20:DA:78:F9:39 C * eth0
tx-pn.info.univ-angers. ether 08:00:11:03:EC:2C C * eth0
nslookup permet d'interroger les serveurs de noms d'Internet. Elle fonctionne en mode interactif
quand on l'appelle sans argument ou avec les arguments - nom ou adresse IP de machine,
ce moment-l on obtient
|vega|~>nslookup
Default Server: kitsch.info.univ-angers.fr
Address: 193.49.162.9
>
o l'on a le nom du serveur de noms par d faut. Dans le mode interactif on obtient de l'aide sur
les di rentes commandes l'aide de la commande?.
> ?
78

83. $Id: nslookup.help,v 8.3 1996/08/05 08:31:39 vixie Exp $
Commands: (identifiers are shown in uppercase, ] means optional)
NAME - print info about the host/domain NAME using default server
NAME1 NAME2 - as above, but use NAME2 as server
help or ? - print info on common commands see nslookup(1) for details
set OPTION - set an option
all - print options, current server and host
no]debug - print debugging information
no]d2 - print exhaustive debugging information
no]defname - append domain name to each query
no]recurse - ask for recursive answer to query
no]vc - always use a virtual circuit
domain=NAME - set default domain name to NAME
srchlist=N1 /N2/.../N6] - set domain to N1 and search list to N1,N2, etc.
root=NAME - set root server to NAME
retry=X - set number of retries to X
timeout=X - set initial time-out interval to X seconds
querytype=X - set query type, e.g., A,ANY,CNAME,HINFO,MX,PX,NS,PTR,SOA,TXT,WKS
port=X - set port number to send query on
type=X - synonym for querytype
class=X - set query class to one of IN (Internet), CHAOS, HESIOD or ANY
server NAME - set default server to NAME, using current default server
lserver NAME - set default server to NAME, using initial server
finger USER] - finger the optional USER at the current default host
root - set current default server to the root
ls opt] DOMAIN > FILE] - list addresses in DOMAIN (optional: output to FILE)
-a - list canonical names and aliases
-h - list HINFO (CPU type and operating system)
-s - list well-known services
-d - list all records
-t TYPE - list records of the given type (e.g., A,CNAME,MX, etc.)
view FILE - sort an 'ls' output file and view it with more
exit - exit the program, ^D also exits
whois permet d'interroger une base de donn es sur les r seaux et leurs administrateurs. Par d faut
le serveur rs.internic.net est interrog , mais on peut sp ci er quel serveur whois on interroge,
comme par exemple dans la commande suivante.
|vega|~>whois univ-angers.fr@whois.ripe.net
bsdbase.ripe.net]
% Rights restricted by copyright. See http://www.ripe.net/db/dbcopyright.html
domain: univ-angers.fr
descr: Universite d'Angers
descr: 30, rue des Arenes
descr: 49035 Angers CEDEX 01, France
admin-c: Jacques Allo
tech-c: Olivier Girard
tech-c: Jean-Marie Chretien
zone-c: AR41
79

84. nserver: lagaffe.univ-angers.fr 193.49.144.1
nserver: biotheo.ibt.univ-angers.fr 193.49.145.60
nserver: resone.univ-rennes1.fr
dom-net: 193.49.144.0 193.49.145.0 193.49.146.0
mnt-by: FR-NIC-MNT
changed: Vincent.Gillet@inria.fr 970219
source: RIPE
........................ etc ....
On peut aussi utiliser whois nom_de_personne@nom_de_serveur.
netstat permet d'obtenir des statistiques sur le nombre de paquets, les erreurs, les collisions
etc... sur une interface en donnant la liste de toutes les sockets ouvertes.
|vega|~>netstat -e|more
Active Internet connections (w/o servers)
Proto Recv-Q Send-Q Local Address Foreign Address State User
tcp 0 0 vega.info.univ-ang:1023 helios.info.univ-an:993 ESTABLISHED root
tcp 0 0 vega.info.univ-ang:1022 helios.info.univ-a:1016 ESTABLISHED root
tcp 0 0 vega.info.univ-ang:1021 moinefou.info.uni:login ESTABLISHED frantz
tcp 57 0 vega.info.univ-ang:1632 istia.istia.univ-an:ftp CLOSE_WAIT frantz
........................ etc ....
On obtient la table de routage par
|vega|~>netstat -rn
Kernel IP routing table
Destination Gateway Genmask Flags MSS Window irtt Iface
193.49.162.0 0.0.0.0 255.255.255.0 U 1500 0 0 eth0
127.0.0.0 0.0.0.0 255.0.0.0 U 3584 0 0 lo
0.0.0.0 193.49.162.220 0.0.0.0 UG 1500 0 0 eth0
U route utilisable, G route indirecte
tcpdump visualise di rentes informations (selon les options de la commande) sur les paquets qui
passent par l'interface r seau de la machine. C'est une commande r serv e root.
Ci-dessous on a les 20 derniers paquets qui ont transit .
tcpdump -c 20
tcpdump: listening on eth0
12:41:15.069542 vega.info.univ-angers.fr.syslog > sirius.info.univ-angers.fr.syslog: udp 98
12:41:15.079542 vega.info.univ-angers.fr.1164 > tx-pn.info.univ-angers.fr.6000: . ack 965632022 win 31744
12:41:15.079542 vega.info.univ-angers.fr.6000 > helios.info.univ-angers.fr.47589: . ack 504866793 win 31744
12:41:15.069542 theo.maisel.int-evry.fr.6665 > vega.info.univ-angers.fr.1951: . 59767366:59768826(1460)
ack 579761084 win 8760 (DF)
12:41:15.079542 vega.info.univ-angers.fr.1951 > theo.maisel.int-evry.fr.6665: . ack 4294963200 win 31744 tos 0x8]
12:41:15.079542 vega.info.univ-angers.fr.1164 > tx-pn.info.univ-angers.fr.6000: P 0:128(128) ack 1 win 31744 (DF)
12:41:15.079542 theo.maisel.int-evry.fr.6665 > vega.info.univ-angers.fr.1951: P 1460:2636(1176) ack 1 win 8760 (DF)
12:41:15.079542 vega.info.univ-angers.fr.1951 > theo.maisel.int-evry.fr.6665: . ack 4294963200 win 31744 tos 0x8]
12:41:15.079542 vega.info.univ-angers.fr.1953 > kitsch.info.univ-angers.fr.domain: 53323+ (43)
12:41:15.079542 vega.info.univ-angers.fr.nfs > moinefou.info.univ-angers.fr.131f35e: reply ok 128
12:41:15.089542 vega.info.univ-angers.fr.1909 > tx-is.info.univ-angers.fr.6000: . ack 720241486 win 31744
12:41:15.089542 kitsch.info.univ-angers.fr.domain > vega.info.univ-angers.fr.1953: 53323* 1/2/2 (181)
12:41:15.089542 vega.info.univ-angers.fr.1954 > kitsch.info.univ-angers.fr.domain: 53324+ (43)
12:41:15.089542 moinefou.info.univ-angers.fr.131f35f > vega.info.univ-angers.fr.nfs: 144 getattr |nfs]
12:41:15.089542 vega.info.univ-angers.fr.nfs > moinefou.info.univ-angers.fr.131f35f: reply ok 96 getattr |nfs]
12:41:15.089542 moinefou.info.univ-angers.fr.131f360 > vega.info.univ-angers.fr.nfs: 152 readdir |nfs]
12:41:15.089542 kitsch.info.univ-angers.fr.domain > vega.info.univ-angers.fr.1954: 53324* 1/2/2 (179)
12:41:15.089542 vega.info.univ-angers.fr.nfs > moinefou.info.univ-angers.fr.131f360: reply ok 376 readdir |nfs]
12:41:15.089542 vega.info.univ-angers.fr.1164 > tx-pn.info.univ-angers.fr.6000: P 128:256(128) ack 1 win 31744 (DF)
12:41:15.089542 vega.info.univ-angers.fr.1956 > kitsch.info.univ-angers.fr.domain: 53325+ (44)
80

85. tcpdump tcp port 21 ne renverra que les paquets li s au protocole tcp sur le port 21, savoir
ftp.
tcpdump arp ne renverra que les paquets li s au protocole arp.
81

86. Chapitre 3
Applets Java.
Ce chapitre est trait lors de travaux dirig s et travaux pratiques et aborde les g n ralit s n cessaires
l' criture d'applets.
82

87. Chapitre 4
Installation d'un intranet
Ce chapitre est trait lors d'une s ance de travaux pratiques qui consiste en l'intallation d'un
syst me Linux RedHat ( partir du serveur ftp.univ-angers.fr) et la con guration rapide des services
r seaux (web, news, mail, ftp, ...).
83