Prediksjon 10 — «Det lange regneverket II — lenke, trådløst, multimedia»

Riktig svar: B

De tre klassiske multiple-access-klassene:

• Kanalpartisjonering: TDM (tid), FDM (frekvens), CDMA (kode). Ressurs deles fast/eksklusivt.
• Tilfeldig tilgang: Pure ALOHA, Slotted ALOHA, CSMA, CSMA/CD (Ethernet), CSMA/CA (WiFi). Hver node tar sjansen og håndterer kollisjon i etterkant.
• Taking turns: polling (Bluetooth), token passing (Token Ring, FDDI). Eksplisitt tur-tildeling.

Pensum: Kap. 6.3 — Multiple-access-protokoller

Riktig svar: B — 2:1

Slotted ALOHA: maks effektivitet = 1/e ≈ 0,368. Pure ALOHA: maks effektivitet = 1/(2e) ≈ 0,184. Forholdet er nøyaktig 2.

Intuisjon: i pure kan en pakke kollidere både med pakker som starter før den (i et halvt vindu før) og etter den (i et halvt vindu etter). Det dobler kollisjons­vinduet. Slotted krever synkroniserte slot-grenser, men halverer kollisjons­vinduet.

Felle: C er feil — synkroniseringen er prisen, ikke en svakhet.

Pensum: Kap. 6.3.2 — ALOHA

Riktig svar: B — 0,5 melding/slot

A er ikke i C's hørevidde. Pakken må relayes via B: slot 1 = C→B, slot 2 = B→A. Så det kreves 2 slot per melding.

Rate = 1/2 = 0,5 melding/slot.

Felle: D er det vi får ved A→B og D→C parallelt — to separate flows.

Pensum: Kap. 7 — Trådløse noder

Riktig svar: D — 2 meldinger/slot

A sender → bare B hører. D sender → bare C hører. B er ikke i D's hørevidde, og C er ikke i A's hørevidde. Ingen interferens.

Begge sendinger lykkes hver slot → 2 meldinger/slot.

Til kontrast: A→B og C→D ville gitt bare 1 (B hører C, så C kan ikke sende mens A sender til B uten å forstyrre). Hvor «midten» er.

Pensum: Kap. 7 — Trådløse noder, parallell kapasitet

Riktig svar: B

Skjult terminal: A og C er begge i B's hørevidde, men ikke i hverandres. A vil sende til B, og C vil samtidig sende til B → kollisjon ved B, men A og C kan ikke detektere at de kolliderer.

RTS/CTS-løsningen: A sender en kort RTS («request to send») til B. B svarer med CTS («clear to send»). C hører CTS-en (siden C er innen B's hørevidde) og holder seg stille i den annonserte tiden. Nå kan A sende uten kollisjon ved B.

RTS/CTS er valgfritt og brukes typisk bare for store rammer.

Pensum: Kap. 7.3.2 — Skjult terminal og RTS/CTS

Riktig svar: B

2D-paritet legger en paritets­bit på hver rad og hver kolonne i en bits-matrise. En enkelt­bits-feil får én rad og én kolonne til å vise feil paritet — krysset peker direkte på feil-biten, som kan flippes.

2-bits-feil: detekterbar hvis de to feilene ligger i forskjellig rad og forskjellig kolonne (4 paritets­brudd). Hvis de ligger i samme rad — to brudd i kolonne­paritet, ingen i rad­paritet → kan ikke alltid skille fra 2 feil i kolonner. Korrigering ikke garantert.

Felle: C er for sterk; D er feil — 2D-paritet er en form for blokk-kode, ikke avhengig av Hamming.

Pensum: Kap. 6.2.1 — 2D-paritet

Riktig svar: C

Mer informasjon per symbol (høyere bitrate) krever finere skille mellom symbol-nivåer i konstellasjons­diagrammet. Ved fast SNR blir det vanskeligere å skille — flere bit-feil. For fast modulasjon: høyere SNR ⇒ lettere å skille ⇒ lavere BER.

Adaptiv modulasjon og koding (AMC) er en standard moderne mekanisme: når SNR er høy, bruk høyere modulasjon (mer throughput). Når SNR er lav, gå ned til mer robust modulasjon. Brukes i WiFi (rate adaptation), LTE (4G) og 5G.

Pensum: Kap. 7.2 — Trådløse lenker

Riktig svar: B

5G NR (New Radio) bruker høyere frekvenser, OFDMA med fleksibel sub-carrier-bredde, og massive MIMO — gir typisk 1–10 Gbps peak (mot 4G LTE som peaker rundt 100 Mbps – 1 Gbps avhengig av versjon). 5G fysisk lag deler ikke radio-rammen med 4G — derfor ikke fysisk-lag-kompatibel.

Begge støtter sømløs mobilitet. Begge har kontroll-/brukerplan-separasjon i kjernenettet (4G EPC og 5G core); det er en arkitektonisk evolusjon som startet i 4G.

Pensum: Kap. 7.4 — Mobilnett

Riktig svar: B

Selvlærende switch: hver innkommende ramme oppdaterer tabellen med (kilde-MAC, port). Hvis dest-MAC er ukjent — flood på alle porter unntatt den rammen kom inn på. Når en ramme senere kommer fra bb:22, lærer svitsjen bb:22's port og kan slutte å floode.

Felle: D er feil — svitsjen ber aldri om ARP. ARP-spørring kommer fra hosten som vil sende, ikke fra svitsjen. Svitsjen er transparent og har ikke selv en MAC-adresse for vanlig forwarding.

Pensum: Kap. 6.4.3 — Lenkelag-svitsjer

Riktig svar: A

Infrastructure: alle klienter assosierer seg med én AP. APen er gateway til kabel-LAN og kan kjøre DHCP-server og bridge til Internett. Standard for hjem/kontor-WiFi.

Ad hoc (IBSS — Independent Basic Service Set): peer-to-peer mellom klienter. Brukes ved direkte-overføring (eks. AirDrop-stil), katastrofe­scenarier, eller mesh-nett. Klientene må selv kjøre ev. ruting og IP-tildeling.

Pensum: Kap. 7.3 — 802.11-arkitektur

Riktig svar: C — Blokkene 1, 2, 4 og 6 (note: dette er samme svar som B)

Avspillingstid for blokk i = t1 + Δ + (i−1)Δ = t1 + iΔ. Forventet ankomst = t1 + iΔ + ji. En blokk rekker frem hvis ankomst ≤ avspilling, dvs. j_i ≤ 1Δ (faktisk 0; men siden buffer er 1Δ, faktisk ankomsten er forskjøvet med samme 1Δ buffer-forsinkelse — la oss sette opp på nytt).

Egentlig: avspillings-deadline = t1 + Δ + (i−1)·Δ. Ankomst = t1 + (i−1)·Δ + ji (siden første blokk ankommer på t₁, ikke på t₁+Δ). Buffer = avspilling − ankomst = Δ.

• Blokk 1: j=0 ≤ Δ ✓
• Blokk 2: j=0,5Δ ≤ Δ ✓
• Blokk 3: j=2Δ > Δ ✗
• Blokk 4: j=0,3Δ ≤ Δ ✓
• Blokk 5: j=1,2Δ > Δ ✗
• Blokk 6: j=0,8Δ ≤ Δ ✓

Rekker frem: 1, 2, 4, 6. Svaret er C (= B i innholdet).

Pensum: Kap. 9.3.1 — Playout-buffer

Riktig svar: B

De praktiske grunnene: (i) brannmur og NAT-vennlighet — HTTP/HTTPS er nesten alltid tillatt; UDP blir ofte droppet eller har vanskelig NAT-traversal; (ii) gjenbruk av CDN-infrastruktur som er bygget for HTTP; (iii) pålitelig levering av video-segmenter via TCP, slik at klienten kan stole på at hver chunk er komplett.

Felle: A er feil — UDP gir lavere latens (ingen ACK, ingen retransmisjon). For toveis sanntid (videokonferanse) brukes UDP/RTP nettopp av denne grunnen. Men for én-veis streaming dominerer HTTP-basert (DASH, HLS).

Pensum: Kap. 9.2 — Streaming-arkitekturer

Riktig svar: B — 1 slot

Service-tidslinje: P1 sendes i slot 1, P2 i slot 2, P3 i slot 3 (kom slot 2, kø 1 slot). Slot 4 er ledig så P4 sendes umiddelbart i slot 4 (ankom slot 4 — ingen kø). Men P5 ankom også slot 4, må vente til P4 er ferdig — sendes i slot 5. Køforsinkelse for P5 = 5 − 4 = 1 slot.

Hvis du beregnet for P6: ankom slot 4, sendes i slot 6 → kø = 2 slot. (Distraktor C.)

Pensum: Kap. 4.2 — FIFO-køforsinkelse

Riktig svar: B

Punkt (i): radio-front-end har stor dynamisk rekkevidde. Et eget signal som sendes maskerer evt. svakt mottatt kollisjons­signal. Detekterings­elektronikk på begge frekvenser samtidig er dyrt.

Punkt (ii): selv om vi kunne lytte mens vi sendte, er det kollisjon ved mottakeren som teller. To skjulte sendere kan ikke høre hverandre, men kollidere ved den felles mottakeren. CSMA/CD ved senderen ville ikke fanget dette opp uansett.

Resultat: WiFi bruker CSMA/CA + eksplisitt ACK + valgfri RTS/CTS. Hvis ACK uteblir, retransmiterer senderen.

Pensum: Kap. 7.3.1 — Hvorfor CSMA/CA

Riktige svar

1. Usant — en lenkelag-svitsj er transparent. Den har ingen IP og ingen MAC som synes i forwarding (managed switch har en management-IP, men den brukes ikke i forwarding-stien).
2. Sant — AMC er en kjerne-teknikk i alle tre teknologiene.
3. Usant — WiFi bruker CSMA/CA, ikke CD. ACK er korrekt (eksplisitt på lenkelaget i WiFi).
4. Usant — det er motsatt: slotted ALOHA har dobbel maks-effektivitet (≈37 % vs ≈18 %).
5. Sant — det er hele poenget med playout-buffer. Jitter ≤ buffer-størrelse tolereres; jitter > buffer gir glipp.

Pensum: kap 6.4, 7.2, 7.3, 9.3

a) Ren CSMA tidslinje:

t = 0,0: N1 ankommer, lytter — kanalen er ledig. N1 begynner å sende. Pakken slutter å sendes på t = 1,0. Pakken når alle andre noder senest på t = 1,0 + 0,2 = 1,2.

t = 0,1: N2 ankommer. N2 lytter. Men siden N1 begynte for bare 0,1 t siden, og prop fra N1 til N2 = 0,2, har N2 ennå ikke hørt N1. N2 oppfatter kanalen som ledig og begynner også å sende. Kollisjon! Begge fullfører hele sendingen (ren CSMA = ingen CD), så begge er ferdige på t = 1,1. Begge pakker er ødelagte.

t = 0,3: N3 ankommer. N3 lytter. Har signal fra N1 nådd N3? N1 er like langt fra N3 som fra N2 — antar prop = 0,2 fra hvilken som helst node. Signal fra N1 nådde N3 på t = 0,2. Så N3 hører N1 sin overføring. N3 venter til kanalen er ledig.

N1 (kollidert) er ferdig på t = 1,0; signalet «klarer» N3 på t = 1,2. N3 begynner deretter på t = 1,2.

Men: N2 (kollidert) er ferdig på t = 1,1, signalet klarer N3 på t = 1,3. Så N3 hører fortsatt opptatt til t = 1,3. Faktisk begynnelse av N3-sending = t = 1,3. Slutt = 2,3. Pakken når alle på t = 2,5.

t = 1,2: N4 ankommer. N4 hører signal fra N3 (signal nådde t = 1,5). Men ved t = 1,2 har N3 ikke begynt enda (begynner 1,3) — N4 hører kanalen som ledig akkurat da hvis vi tolker prop strikt. Faktisk: N4 begynner å sende, men før N4 fullfører hører N4 N3-signalet — i ren CSMA ignoreres dette og pakken sendes uansett. Kollisjon mellom N3 og N4.

t = 1,5: N5 ankommer. N5 hører kanalen — den er opptatt fra N3 og N4. N5 venter.

Etter at N3-N4-kollisjonen er ferdig (begge fullfører over 1 t pluss prop), kan N5 sende. Men kanalen blir ikke ledig før ca. t = 2,5. N5 begynner ca. t = 2,5, ferdig 3,5, alle har på 3,7.

Lykkes før t = 5: N5. (N1, N2 kolliderte; N3, N4 kolliderte.)

b) CSMA/CD:

CD-en lar nodene avbryte umiddelbart ved deteksjon av kollisjon. N1 og N2: N1 begynner t = 0,0; N2 begynner t = 0,1. N1 hører kollisjons-signal fra N2 på t = 0,1 + 0,2 = 0,3 og avbryter. N2 hører kollisjon fra N1 på t = 0,1 + (egen begynnelse — sendt før seg selv det) — egentlig N2 ser at signalet sitt egne kommer tilbake forskjellig fra forventet, oppdager raskt. La oss anta at begge avbryter på ca. t = 0,3. Tomgang fra ca. t = 0,5 (siste bit av siste skadet signal har klarert).

N3 (ankom t = 0,3) finner kanalen ledig snart, kan sende — sender suksessfullt fra t ≈ 0,5 til 1,5. Pakken når alle på t = 1,7.

N4 (ankom 1,2) ser kanalen opptatt av N3 frem til t = 1,7. Sender fra 1,7 til 2,7. Når alle på 2,9.

N5 (ankom 1,5) ser opptatt fra N3, så N4 — sender fra t = 2,9. Ferdig 3,9, når alle 4,1.

Lykkes før t = 5: N3, N4, N5. CSMA/CD reddet to ekstra pakker ved å begrense kollisjons­tiden.

Forskjellen: ved CD oppdager man kollisjon raskt og frigjør kanalen. Uten CD må man fullføre hele kollisjons-rammen — øker bortkastet tid betydelig.

Pensum: Kap. 6.3.2 — CSMA og CSMA/CD

a) C → A alene:

A hører ikke C direkte. Pakken må relayes via B: slot 1 = C→B, slot 2 = B→A. To slot per melding ⇒ rate = 0,5 melding/slot.

b) A→B og D→C parallelt:

A's signal når bare B (ikke C, D). D's signal når bare C (ikke A, B). Mottakeren B får bare A's signal; mottakeren C får bare D's signal. Ingen interferens. Begge sender hver slot.

Rate = 2 meldinger/slot.

c) A→B og C→D parallelt:

A's signal når B. C's signal når B og D. Mottakeren B får A og C samtidig — kollisjon ved B; A's pakke til B går tapt. Vi kan derfor ikke kjøre disse to flow-ene parallelt. Må alternere.

Slot 1: A→B. Slot 2: C→D. Rate = 2 meldinger / 2 slot = 1 melding/slot.

Hvorfor er dette ulikt (b)? Forskjellen er at i (b) snakker «ytterkantene» (A og D) — deres signaler når ikke hverandre. I (c) snakker «midten» (C) sammen med «ytterkanten» (A) — C er nærmere B enn D er. C's signal når B → kollisjon ved B.

d) Med ACK-slot:

• (b) med ACK: slot 1 — A→B og D→C (parallelt). Slot 2 — B→A (ACK) og C→D (ACK). Sjekk for kollisjon i ACK-slottet: B sender til A → C hører også B; C sender til D → B hører også C. Men både B og C er sendere — A og D er mottakerne. Kollisjon krever to sendere i samme mottakers hørevidde. Så ingen kollisjon. 2 datapakker per 2 slot = 1 melding/slot.
• (c) med ACK: kjøremønster blir A→B (slot 1), B→A ACK (slot 2), C→D (slot 3), D→C ACK (slot 4). 2 datapakker per 4 slot = 0,5 melding/slot.

ACK halverer i begge tilfeller (men startratene er forskjellige).

Pensum: Kap. 7 — Trådløst, hidden terminal · eks1 Q1.4.7, eks2 Q5

a) Buffer = 30 ms:

En blokk rekker frem hvis jitter ≤ buffer.

• 1 (jitter 0) ✓, 2 (10) ✓, 3 (60) ✗, 4 (5) ✓, 5 (40) ✗, 6 (5) ✓, 7 (50) ✗, 8 (15) ✓, 9 (20) ✓, 10 (40) ✗

Rekker frem: 1, 2, 4, 6, 8, 9 (6 av 10).

b) Buffer = 60 ms:

• 1, 2, 3 (60 ≤ 60 — akkurat), 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10 — alle ✓.

Alle 10 rekker frem.

c) Minimum buffer for å få alle:

Maks jitter i tabellen = 60 (blokk 3). Så minimum buffer = 60 ms.

d) Trade-off:

• Lite buffer ⇒ lav startup-forsinkelse, men flere blokker mister deadline ved jitter — synlig hakking eller dropp.
• Stort buffer ⇒ jevn avspilling selv ved varierende jitter, men brukeren venter lenger fra «trykk play» til avspilling starter. For interaktive applikasjoner (videokonferanse) er stort buffer uakseptabelt; for én-veis streaming (Netflix) er buffer på 10+ sekunder vanlig.
• Adaptive playout (DASH, HLS): klienten kan justere bufferet dynamisk basert på observert nettverk.

Pensum: Kap. 9.3 — Playout-buffer og DASH

a) Verifisering:

Rad 1: 1+1+0+1 = 3 (odde) → paritets­bit må være 1 for jevn (totalt 4) ✓.
Rad 2: 0+1+1+0 = 2 (jevn) → paritet 0 ✓.
Rad 3: 1+0+1+1 = 3 (odde) → paritet 1 ✓.
Rad 4: 1+1+0+0 = 2 (jevn) → paritet 0 ✓.

Kolonne 1: 1+0+1+1 = 3 (odde) → paritet 1 ✓.
Kolonne 2: 1+1+0+1 = 3 (odde) → paritet 1 ✓.
Kolonne 3: 0+1+1+0 = 2 (jevn) → paritet 0 ✓.
Kolonne 4: 1+0+1+0 = 2 (jevn) → paritet 0 ✓.

b) Element (2, 3) flippet (var 1, nå 0):

Ny rad 2: 0+1+0+0 = 1 (odde). Paritets­bit er 0, men skulle vært 1 → rad 2 paritet er feil.

Ny kolonne 3: 0+0+1+0 = 1 (odde). Paritets­bit er 0, men skulle vært 1 → kolonne 3 paritet er feil.

Mottakeren ser én feil-rad (rad 2) og én feil-kolonne (kolonne 3). Skjæringspunktet (rad 2, kol 3) er feil-biten. Flip den (0 → 1) for å rette.

Det er denne krysset peker på feilen-egenskapen som gjør 2D-paritet til en korrigerings­kode for enkelt­bits-feil.

c) To bits flippet: (2, 3) og (4, 1):

(2, 3): rad 2 paritet feil, kol 3 paritet feil (som i b).
(4, 1): rad 4 var 1+1+0+0 = 2 (jevn) → blir 0+1+0+0 = 1 (odde). Rad 4 paritet er 0 men skulle vært 1 → rad 4 paritet feil. Kolonne 1 var 1+0+1+1 = 3 (odde) → blir 1+0+1+0 = 2 (jevn). Kol 1 paritet er 1 men skulle vært 0 → kol 1 paritet feil.

Sett av feil: rader {2, 4}, kolonner {1, 3}. To rader feil + to kolonner feil = mottakeren vet at det er minst 2 feil — men vet ikke om de er på (2,1)+(4,3) eller (2,3)+(4,1). To mulige feil-mønstre — kan detekteres, men ikke rettes.

Konklusjon: 2D-paritet detekterer alle dobbel-bits-feil hvor de er i forskjellige rad og forskjellige kolonner. Hvis begge feil er i samme rad — bare 2 kolonne­brudd, ingen rad­brudd → 2-feil i én rad er detekterbar (kolonner viser anomalien), men igjen — kan ikke rettes.

I tilfeller med 2-bits feil i samme kolonne men forskjellige rader (eller motsatt) — fortsatt detekterbar via kolonne­paritet (eller rad­paritet) som er ok, men noen rader feil. Oppsummering: 2D-paritet kan detektere alle 1-bit og de fleste 2-bit-feil; korrigere bare 1-bit.

Pensum: Kap. 6.2 — Feildeteksjon og korreksjon