Bài giảng Truyền số liệu: Phần 2 - ĐH Sư Phạm Kỹ Thuật Nam Định

CHƯƠNG 5: ĐIỀU KHIỂN LIÊN KẾT DỮ LIỆU

5.1. Phát hiện lỗi và sửa sai
Trong các hệ thống truyền dẫn số, lỗi xảy ra khi có một bit bị biến đổi giữa bên
gửi và bên nhận.
Có 2 dạng lỗi: Lỗi một bit và lỗi nhiều bit (burst) còn gọi là lỗi cụm.

Hình 5. 1. Các dạng lỗi
- Lỗi một bit: Chỉ có một bit bị sai trong một đơn vị dữ liệu (byte, ký tự, đơn vị
dữ liệu, hay gói)
Ví dụ: thay đổi từ 1 0 hoặc từ 0 1.
00000010 (STX: start of text) khi bị sai 1 bit dữ liệu nhận được 00001010 (LF:
line feed)

Hình 5. 2. Lỗi một bit
Lỗi một bit ít xuất hiện trong phương thức truyền nối tiếp, mà thường xuất hiện
trong truyền song song.
- Lỗi cụm: có hai hoặc nhiều bit sai trong đơn vị dữ liệu.

Hình 5.3. Lỗi nhiều bit (lỗi cụm)
Lỗi cụm khơng có nghĩa là các bit bị lỗi liên tục, chiều dài của bệt tính từ bit sai
đầu tiên cho đến bit sai cuối. Một số bit bên trong cụm có thể không bị sai.

114


Lỗi cụm thường xuất hiện trong truyền nối tiếp.
Lỗi bit là khơng thể tránh khỏi trong q trình truyền dẫn do nhiều nguyên
nhân: đường truyền, lưu lượng truyền, loại mã đùng, loại điều chế, loại thiết bị phát,
thiết bị thu, hay xuyên nhiễu và kết quả là một hoặc một số bit trong khung truyền bị
lỗi. Để tăng xác suất thu đúng thơng tin tại bên thu thì hệ thống cần sử dụng các biện

pháp phát hiện và sửa sai tại đầu thu. Một số kỹ thuật thường được dùng:
-

Dùng bộ giải mã có khả năng tự sửa sai
Truyền lại một bộ phận của dữ liệu để thực hiện việc sửa sai, cách này

gọi là ARQ - Automatic Repeat Request.

Hình 5.4. Xử lý phát hiện lỗi
Các phương pháp sửa lỗi đều dựa trên nguyên tắc sau: Khi một khung dữ liệu
được truyền đi thì nó sẽ được chèn thêm một số bit kiểm tra gọi là mã phát hiện lỗi
hay các bit kiểm tra. Mã này được tính tốn như một hàm của các bit được truyền. Cụ
thể, có một khối gồm k bit dữ liệu cần được truyền đi; từ khối bit này, người ta sử
dụng một thuật toán phát hiện lỗi để tính ra mã phát hiện lỗi gồm (n – k) bit, với (n –
k) < k, để đóng gói cùng dữ liệu tạo thành một khung gồm n bit truyền đi. Bên thu tách
khung thu được thành k bit dữ liệu và (n – k) các bit kiểm tra. Sau đó, dựa vào k bit
thơng tin thu được, bên thu sử dụng thuật toán phát hiện lỗi tương tự như bên phát để
tính tốn lại các bit kiểm tra; đối chiếu với các bit kiểm tra thu được. Nếu chúng khác
nhau thì kết luận quá trình truyền tin có lỗi. Nguyên tắc trên được thể hiện như sơ đồ
hình 5.4.

115


5.1.1. Phƣơng pháp kiểm tra bit chẵn lẻ (parity bit)
Phương pháp thông dụng nhất được dùng để phát hiện lỗi của bit trong truyền
không đồng bộ và truyền đồng bộ hướng ký tự là phương pháp kiểm tra bit chẵn lẻ
(parity bit). Với cách này máy phát sẽ thêm vào mỗi ký tự truyền một bit kiểm tra
parity đã được tính tốn trước khi truyền. Khi nhận được thơng tin truyền, máy thu sẽ
thực hiện các thao tác tính tốn trên các ký tự thu được, và so sánh với bit kiểm tra

parity thu được. Nếu chúng bằng nhau, được giả sử là khơng có lỗi, ở đây ta dùng từ
giả sử, bởi vì cách này có thể khơng phát hiện được lỗi trong khi lỗi vẫn tồn tại trong
dữ liệu. Nhưng nếu chúng khác nhau thì chắc chắn một lỗi xảy ra.

Hình 5.5. Mạch tạo bit kiểm tra chẵn (VRC) của một dữ liệu 7 bit: 1100001

Hình 5.6. Mạch kiểm tra chẵn (VRC) của một dữ liệu 8 bit (11000011)
Để tính tốn bit parity cho một ký tự, số các bit trong mã ký tự được cộng
module 2 với nhau và bit parity được chọn sao cho tổng số các bit 1 bao gồm cả bit
parity là chẵn (even parity) hoặc là lẻ (odd parity). Trong bộ mã ASCII mỗi ký tự có
7 bit và một bit kiểm tra.
Với kiểm tra chẵn giá trị của bit kiểm tra là 0 nếu số lượng các bit có giá trị 1
trong 7 bit là chẵn và có giá trị 1 trong trường hợp ngược lại.
Với kiểm tra lẻ thì ngược lại. Thông thường người ta sử dụng kiểm tra chẵn và
bit kiểm tra gọi là P. Giá trị kiểm tra đó cho phép ở đầu thu phát hiện những sai sót

116


đơn giản.
Ví dụ 5.1:
Kí tự
A

Bit kiểm tra P
0

Mã ASCII
1000001

Từ mã phát đi
10000010

E
1010001
1
10100011
Phương pháp kiểm tra bit chẵn lẻ chỉ phát hiện các lỗi đơn bit (số lượng bit lỗi
là số lẻ) và không thể phát hiện các lỗi 2 bit (hay số bit lỗi là một số chẵn)
5.1.2. Kiểm tra tổng BSC (Block Sum Check)
Khi các khối ký tự được truyền đi, xác suất một ký tự chứa lỗi bit gia tăng.
Chúng ta có thể mở rộng các khả năng phát hiện lỗi từ một bit parity trên một ký tự
(byte) bằng cách dùng một tập bit parity được tính từ toàn bộ khối ký tự trong khung.
Với phương pháp này, mỗi ký tự trong khung được phân phối một bit parity như trên
(parity hàng). Ngoài ra một bit mở rộng được tính cho mỗi vị trí bit (parity cột) trong
toàn bộ khung. Tập các bit parity cho mỗi cột được gọi là ký tự kiểm tra khối, BCC
(block check character) vì mỗi bit tạo nên ký tự này là tổng module 2 của tất cả các bit
trong cột tương ứng. Ví dụ trong hình 5.7 dùng phương pháp kiểm tra lẻ cho các bit
parity hàng, phương pháp kiểm tra chẵn cho các bit parity cột và giả sử khung chứa các
ký tự in được.
a)

[ ] = ví dụ tổ hợp lỗi không phát hiện được
Pr = Bit parity hàng

117


b)

Hình 5.7. Ví dụ kiểm tra BSC: a) Các bit parity hàng và cột; b): Tổng bù 1
Trong ví dụ này thì, mặc dù các lỗi 2 bit trong một ký tự sẽ thoát khỏi kiểm tra
parity theo hàng, nhưng chúng sẽ bị phát hiện bởi kiểm tra parity cột tương ứng. Tuy
nhiên, điều này chỉ đúng khi khơng có lỗi 2 bit xảy ra trong cùng một cột tại cùng thời
điểm. Xác suất xảy ra trường hợp này nhỏ hơn nhiều so với xác suất xảy ra lỗi 2 bit
trong một ký tự. Việc dùng kiểm tra tổng khối cải thiện đáng kể các đặc trưng phát
hiện lỗi của lược đồ kiểm tra chẵn lẻ.
Một dạng khác của lược đồ trên dùng tổng bù 1 làm cơ sở cho kiểm tra tổng
khối, thay vì dùng tổng module 2. Nguyên lý của lược đồ này minh họa trên hình 5.2 b.
Trong lược đồ này, các ký tự trong khối cần truyền được xem như các số nhị
phân không dấu. Trước hết, các số này được cộng với nhau dùng phép toán bù 1. Tất
cả các bit trong kết quả được đảo ngược bit (mã bù 1) và kết quả đảo ngược được dùng
như ký tự kiểm tra khối BCC (mã bù 1). Tại máy thu, tổng bù 1 của tất cả các ký tự
trong khối, bao gồm cả ký tự kiểm tra được tính. Nếu khơng có lỗi xuất hiện thì kết
quả sẽ bằng zero. Với phép tốn bù 1, số nhớ cuối được dùng, là bất kỳ giá trị nào vượt
ra ngồi vị trí bit có nghĩa lớn nhất được cộng vào tổng nhị phân hiện hữu. Zero trong
phép bù 1 được biểu diễn bởi tất cả các bit nhị phân đều là 0 hoặc tất cả đều là 1.
Từ hình 5.2 b, suy ra các đặc tính phát hiện lỗi của lược đồ này tốt hơn so với
phương pháp tổng module 2. Tổng bù 1 được tính dễ dàng, nên được dùng như một
phương pháp phát hiện lỗi trong một số ứng dụng yêu cầu hoạt động phát hiện lỗi chỉ
được thực hiện bằng phần mềm.
Ví dụ 5.2:
Giả sử khối 16 bit sau được gửi đi dùng checksum 8 bit
10101001
00111001
Xác định các bit kiểm tra BCC và thực hiện việc kiểm tra khi bên thu thu đúng.

118

Giải:
Tính tốn các bit BCC:
10101001
00111001

Chuỗi bit truyền đi

Tổng

11100010

BCC
10101001

00011101
00111001

00011101

BCC
Giả sử máy thu nhận được mẫu sau của ví dụ trên và khơng có lỗi, thì
10101001 00111001
Khi máy thu cộng ba phân đoạn lại:
10101001
00111001
00011101
Tổng

11111111

Kết quả không lỗi

5.1.3. Kiểm tra CRC (Cyclic Redundancy Check)
Các mã trên đây khá thích hợp cho các ứng dụng trong đó xuất hiện các lỗi đơn
bit ngẫu nhiên. Tuy nhiên, khi các khối lỗi xuất hiện, chúng ta phải dùng một phương
pháp chắc chắn hơn. Một trong những loại mã phát hiện lỗi phổ biến nhất hiện nay là
mã vòng dư thừa CRC (Cyclic Redundancy Check).
Phương pháp kiểm tra tín hiệu bằng mã vịng được thực hiện như sau:
Cách 1:
Một từ mã được viết dưới dạng một đa thức
C ( x)  Cn1 X n1  Cn2 X n2      C1 X  C0

(5.1)

Tín hiệu cần phát đi trong khung gồm k bit sẽ được bên phát thêm vào (c = n-k)
bit nữa để kiểm tra được gọi là Khung Check Sequence (FCS). Như vậy tín hiệu phát
đi bao gồm n bit. Bên thu khi nhận được tín hiệu này sẽ đem chia cho một đa thức
được gọi là đa thức sinh đã biết trước (bên phát và bên thu đều cùng chọn đa thức này).
Nếu kết quả chia khơng dư coi như tín hiệu nhận được là đúng.
Kết quả dư lại của phép chia chính là CRC . Bên thu sau khi nhận được thông
báo cũng đem chia cho hàm biết trước như bên phát. Nếu kết quả bằng 0 q trình
truyền khơng gây sai số.
Tính FCS gồm 4 bước:
+ Bước 1: Chuyển thông báo nhị phân thành đa thức M(x). Chọn hàm cho trước
G(x) có bậc c, G( x)  X c  1 ( c chính là độ dài của CRC )

119


+ Bước 2 : Nhân M (x) với X c

+ Bước 3 : Thực hiện phép tính
Q( x) 

M ( x) X c
ta được phần nguyên và số dư
G ( x)

R( x)
, R(x) chính là CRC (FCS ) .
G ( x)

+ Bước 4 : Thành lập C (x) chính là thông báo cần truyền đi.
C ( x)  X c  M ( x)  R( x)

Ví dụ: Tín hiệu cần truyền là 110101
Ta có M ( x)  X 5  X 4  X 2  1
Chọn đa thức sinh G( x)  X 3  1 , có c  3
Tính

M ( x) X 3
R( x)
 Q( x) 
G ( x)
G ( x)

X8 + X7 + X5 + X3
X8
+ X5
X7
+ X3

X7 + X4

X3 + 1
X5 + X4 + X + 1

X4 + X
X3 +X
X3 +1
X+1

Vậy R( x)  X  1 ; Q( x)  X 5  X 4  X  1
Thông tin cần truyền trên đường truyền là 110101011
Thu và kiểm tra CRC
Để kiểm tra sai số khi truyền, bộ phận thu đem khối thông tin thu được chia cho
G(x) theo module 2 nếu phần dư cịn lại là khơng mã nhận được là đúng, nếu phần dư

khác không mã nhận được là sai.
Kiểm tra CRC :
Ta có hàm phát đi: C ( x)  X c M ( x)  R( x)
X c M ( x)
R( x)
Trong đó
, R(x) là đa thức dư
 Q( x) 
G ( x)
G ( x)

Tại đầu thu ta thu được C ' ( x) đem giá trị thu được này chia cho đa thức sinh G(x)
ta có:
C ' ( x) X c M ( x)  R( x) X c .M ( x) R( x)

R( x) R( x)



 Q( x ) 

G ( x)
G ( x)
G ( x)
G ( x)
G ( x) R( x)

= Q( x ) 

R( x)
C ' ( x)
 (1  1) 2 mà (1  1) 2  0 →
 Q( x)
G ( x)
G ( x)

120


Phần dư bằng 0
Ví dụ 5.3:
Thơng tin đã truyền đi là: 110101011
Thông tin nhận được là: 110101011. Thực hiện kiểm tra việc truyền tin không
lỗi tại bên nhận.
Giải:

Kiểm tra việc truyền tin khơng lỗi tại bên nhận, điều này có nghĩa là truyền
đúng tức là R(x) phải bằng 0 .
Kiểm tra CRC như sau :
Chuyển thông tin nhận được thành đa thức :
110101011

→

X 8  X 7  X 5  X 3  X 1

Đa thức sinh mà cả bên thu và bên phát đều đã biết G( x)  X 3  1 đem đa thức
nhận được chia cho đa thúc G(x) chắc chắn phần dư sẽ bằng 0
Thực hiện phép chia như sau :
X8 + X7 + X5 + X3 + X + 1
X8
+ X5
X7
+ X3
X7 + X4
X4 + X3 + X
X4+
X
3
X +1
X3 + 1
0 = R(x)

X3 + 1
X5 + X4 + X + 1

Cách 2:
Chúng ta có thể biểu diễn và xác định FCS trực tiếp từ các bit nhị phân theo
cách dưới đây:
Chúng ta định nghĩa:
T = khung gồm n bit được truyền đi
D = khối dữ liệu gồm k bit, k bit ở vị trí đầu của T
F = mã kiểm tra FCS gồm (n – k) bit, (n-k) bit ở vị trí cuối của T
P = mẫu gồm (n – k + 1) bit, đây là số chia được xác định trước
Ta có thể biều diễn T như sau:
T = 2n-kD + F
F là chuỗi bit kiểm tra thêm vào sau các bit dữ liệu, và đảm bảo cho phép chia
T/P khơng có dư.
Thực hiện phép chia 2n-kD/P, ta có:

121


2n  k D
R
Q
P
P

(5.2)

Trong đó Q là thương, R/P là phần dư. Vì phép chia module 2 nên phần dư ln
ít hơn số chia 1 bit. Chúng ta lấy phần dư này làm FCS.
Dưới đây, ta sẽ chứng minh R thỏa mãn điều kiện đảm bảo cho phép chia T/P
không có dư. Thật vậy:
T  2nk D  R

T 2 n  k D  R 2n  k D R



P
P
P
P

(5.3)

Thay biểu thức (5.2) vào (5.3), ta có:
T
R R
Q 
P
P P

(5.4)

Tuy nhiên, một số nhị phân khi cộng module 2 với chính nó thì bằng 0. Do đó:
T
RR
Q
Q
P
P

(5.5)

Như vậy, phép chia T/P khơng có dư, hay T chia hết cho P. Qua đó, ta thấy,
FCS dễ dàng được tạo ra bằng cách chia 2nk D cho P và sử dụng (n – k) bit phần dư
làm FCS. Bên thu sẽ thực hiện chia T cho P, nếu dư bằng 0 thì kết luận khung khơng lỗi.
Ví dụ 5.4:
Cho bản tin cần truyền D = 1010001101 (10 bit)
Mẫu P = 110101 (6 bit)
Xác định khung cần truyền?
Giải:
FCS cần xác định gồm 5 bit. Do đó, n = 15.
Bản tin được nhân với 25 : 101000110100000.
Ta thực hiện phép chia module 2: 25D cho P:

122


Phần dư được cộng với 25D tạo thành chuỗi bit T = 101000110101110 được
truyền đi. Tại bên thu, chuỗi bit T nhận được sẽ được chia cho P để kiểm tra. Nếu
khơng có lỗi xảy ra thì phần dữ sẽ bằng 0.

5.1.4. Phát hiện và sửa sai theo Hamming
Các phương pháp này được trình bày ở trên chỉ phát hiện lỗi truyền, khơng thể
sửa sai. Phương pháp này được trình bày sau đây chỉ phát hiện lỗi sai mà còn có thể
sửa sai cho một số bit nhất định.
Hình 5.8 mơ tả tổng qt q trình xử lý phát hiện lỗi. Khi dữ liệu được đọc vào
trong bộ nhớ, việc tính tốn biểu diễn bởi hàm f được tiến hành trên dữ liệu này để tạo
ra một mã sửa sai. Cả mã và dữ liệu được lưu giữ. Do đó, nếu một M bit từ (word)
được lưu giữ, và mã có chiều dài là k bit thì kích thước thực sự được lưu giữ là M + K bit.

123

Khi các từ được lưu giữ được đọc ra, mã được dùng để phát hiện và có sửa lỗi.
Một tập mới của K bit đã được tạo ra từ M bit dữ liệu và được so sánh với các bit dữ
liệu và được so sánh với các bit mã đã lưu giữ. Sự so sánh sẽ cho ra một trong ba
trường hợp:
Tín hiệu báo lỗi
Dữ liệu ra

Dữ liệu vào M
f

K

M

Bộ nhớ

Sửa lỗi

M
f

K
So sánh

K

Hình 5.8. Chức năng sửa sai
1. Khơng có lỗi. Các bit giữ liệu được gửi ra.
2. Có lỗi, và có khả năng sửa được. Các bit dữ liệu và các bit sai được nạp vào

một bộ sửa lỗi, nó tạo ra một tập M bit đã sửa được gửi ra.
3. Một lỗi nhưng không thể sửa được. Đây là điều kiện để gửi thông báo.
Một mã được đặc tính hố bởi một số bit lỗi trong một từ mà nó có thể phát hiện
lỗi và sửa sai. Các mã sửa sai đơn giản nhất là mã Hamming được phát minh bởi
Richard Hamming tại Bell Laboratories..

Hình 5.9. Cơ sở của mã sửa lỗi Hamming

124


Hình 5.9 dùng lược đồ Venn để mơ tả việc dùng mã này trên các từ 4 bit (M =
4). Với 3 vịng trịn giao nhau có 7 ngăn, gán 4 bit dữ liệu vào các ngăn trong, hình 5.9
a. Các ngăn còn lại được làm đầy với parity (bit kiểm tra chẵn lẻ). Mỗi bit parity được
chọn sao cho tổng số bit 1 trong các vòng tròn là chẵn (hình 5.9 b). Do đó, vì vịng A
bao gồm 3 bit dữ liệu 1, nếu bit parity là 1. Bây giờ, nếu một lỗi xảy ra thay đổi một
trong các bit này (hình 5.9 c), sẽ dễ dàng nhận ra. Bằng cách kiểm tra các bit parity sẽ
thấy sự trái ngược trong vòng tròn A và C. Chỉ một trong 7 ngăn vừa thuộc A vừa
thuộc C nhưng không thuộc B. Sau đó có thể sửa lại bit trong ngăn này
Để sáng tỏ hơn khái niệm này, tiếp theo có thể phát triển một mã có thể phát
hiện và sửa sai các lỗi đơn trong các từ 8 bit. Khởi đầu cần xác định mã sẽ dài bao
nhiêu. Xem hình 5.3, logic so sánh nhận hai giá trị K bit. Sự so sánh bit với bit được
thực hiện bằng cách cộng module (xor) 2 ngõ nhập. Kết quả được gọi là syndrome. Do
đó phải mỗi bit của syndrome là 0 hay 1 tuỳ vào sự giống hay khác nhau của vị trí bit
của trong 2 ngõ nhập.
Từ syndrome có chiều dài K bit và có giá trị trong dải từ 0 đến (2k -1). Giá trị 0
cho biết khơng có lỗi .Vì một lỗi có thể xảy ra trên bất kỳ M bit dữ liệu hay K bit kiểm
tra nào, nên phải có: 2k-1>=M+K
Bất đẳng thức này cho biết số bit cần thiết để sửa sai một bit bị sai trong một từ
có M bit. Bảng 5.1 liệt kê số bit kiểm tra cần đối với chiều dài từ thay đổi. Từ bảng

này, ta có thể thấy với từ 8 bit cần 4 bit cần 4 bit để kiểm tra. Để tiện dụng, Syndrom 4
bit với các đặc tính sau:


Nếu Syndrom chứa tất cả các bit 0, thì khơng có lỗi.

 Nếu Syndrom chứa một và chỉ một bit đặt là 1 thì một lỗi xảy ra đối với
một trong 4 bit kiểm tra. Không cần phải sửa.
 Nếu Syndrom chứa nhiều hơn một bit 1 thì giá trị của sydrom chỉ vị trí của
bit dữ liệu bị lỗi. Để sửa, bit dữ liệu này được đổi thành bit ngược lại.
Bảng 5.1. Gia tăng chiều dài từ với sửa lỗi.
Sửa lỗi đơn
Số bit dữ liệu Số bit kiểm tra
8
4
16
5
64
6

%gia tăng
50
31,25
18,75

128
256
5

10,94

6,25
3,52

7
8
9

125

Sửa lỗi đơn/ Phát hiện lỗi kép
Số bit kiểm tra %gia tăng
5
62,5
6
37,5
7
21,875
8
9
10

12,5
7,03
3,9


Các bit kiểm tra được tính tốn như sau:
C1 =M1  M2  M4  M5  M7
C2 =M1  M3 

M4  M6  M7

C4 =M2  M3  M4  M8
C8 =M5  M6  M7  M8
Mỗi bit kiểm tra tính tốn trên mối vị trí bit dữ liệu có số 1 nằm trong cột tương
ứng. Do đó các vị trí 3,5,7,9 và 11 chứa 20, vị trí bit 3,6,7,10 và 11 chứa 21, vị trí bit 5,
6, 7, 12 chứa 22 và vị trí bit 9,10,11,12 chứa vị trí 23. Tổng quát, vị trí bit n được kiểm
tra bởi các bit Ci sao cho

 i  n Ví dụ, vị trí 7 được kiểm tra bởi các bit 4 và 1; và 7 =

4+2+1.
Ví dụ 5.5 :
Cho chuỗi bit dữ liệu là 0 0 1 1 1 0 0 1, và nếu vị trí bit 3 từ phải qua bị sai (thay
vì 0 lại là 1) thì khi các bit kiểm tra mới được so sánh với các bit kiểm tra cũ, một từ
Syndrom được hình thành:

Kết quả này chỉ vị trí bit 6 từ vị trí bit 6 tử trái qua bị sai.
Ví dụ 5.6:
Cho chuỗi bit dữ liệu 01100101 được mã hóa theo mã sửa lỗi Hamming với các
bit kiểm tra được tính tốn như sau:
C1 =M1  M2  M4  M5  M7
C2 =M1  M3 

M4  M6  M7

C4 =M2  M3  M4  M8
C8 =M5  M6  M7  M8
Giả sử chuỗi bit dữ liệu trên khi truyền đi bị lỗi ở vị trí thứ 3 tính từ bit có trọng số
lớn nhất MSB. Hãy sử dụng phương pháp phát hiện và sửa sai Hamming để sửa lỗi này?

Giải:
Giả sử chuỗi bit dữ liệu trên khi truyền đi bị lỗi ở vị trí thứ 3 tính từ bit có trọng
số lớn nhất MSB nên dữ liệu thu được là: 01000101

126


Vị trí bit

12

11

10

9

Bit dữ liệu
Bit kiểm tra

M8

M7

M6

M5

8

7

6

5

M4

M3

M2

C8

1
1
0
0
0

Từ được lưu
Từ thu được

0
1
1
0

0

0
0

1
1

1

1
0

1
0

0
1

0
1

0
0

0
1

0
0

1

1

1
0

1
1

1
0

1
1
1
0

1
0
0
1
1
1
So sánh bit kiểm tra cũ với bit kiểm tra mới
C8
C4
C2
0
1

1

1

3

0
1

0
1
1
0
1
1
0
1
1
0

0
1
0
1
0
0
0
1
0
1

2

1

C2

C1

M1
C4

1

1
0

4

0
0

C80

1
1

C20

C41

C10

1
1
0
0

C81

1
1

C21

C41

C10

C1
0
0

1
0
1
0
Kết quả có giá trị bằng 10 vậy vị trí bit thứ 10 bị sai, thực hiện sửa vị trí thứ 6 là
bit 0 thành bit 1. Vậy chuỗi dữ liệu thu đúng phải là : 01100101.
5.2. Nén dữ liệu
Chúng ta vẫn giả thiết rằng nội dung thông tin truyền đi bao gồm dữ liệu gốc
dưới dạng chuỗi ký tự có chiều dầi cố định. Cho dù đây là trường hợp của nhiều ứng

dụng truyền số liệu, vẫn cịn có những trường hợp khác, trong đó dữ liệu được nén
trước khi truyền đi, nén dữ liệu là một việc làm thiết yếu trong các dịch vụ truyền dẫn
cơng cộng, ví dụ truyền qua mạng PSTN, vì trong các mạng các mạng như vậy việc
tính cước dựa vào thời gian và cự ly truyền.
Ví dụ chúng ta truyền dữ liệu qua mạng PSTN dùng tốc độ 4800 bps, thời
gian truyền hết dữ liệu là 20 phút. Rõ ràng nếu dùng nén dữ liệu chúng ta có thể
giảm một nửa số lượng dữ liệu truyền, và có thể tiết kiệm 50% giá tiền. Điều này
tương đương với việc dùng tốc độ truyền 9600 bps nhưng khơng nén.
Trong thực tế chúng ta có thể dùng một loạt các giải thuật nén khác nhau, mỗi
giải thuật sẽ phù hợp với một loại dữ liệu. Vài modem thơng minh sẽ cung cấp đặc
trưng nén thích nghi tự động thực hiện các giải thuật nén phù hợp với loại dữ liệu
đang được truyền

127


5.2.1. Nén nhờ đơn giản mã cho các chữ số
Khi các khung chỉ bao gồm các ký tự số học đang được truyền, chúng ta có
thể tiết kiệm đáng kể bằng cách giảm số bit trên mỗi ký tự từ 7 xuống 4 thông qua
mã BCD, thay cho mã ASCII.
5.2.2. Nén theo mã hoá quan hệ
Một phương pháp khác được sử dụng khi truyền dữ liệu số học kế tiếp chỉ
khác nhau phần nhỏ về giá trị là chỉ gửi lượng khác nhau giữa các giá trị này cùng
với một giá trị tham khảo. Điều này được gọi là mã hóa quan hệ và nó có thể đem
lại hiệu quả đặc biệt trong các ứng dụng ghi nhân dữ liệu.
Ví dụ nếu giám sát từ xa mực nước của dòng sông thường đọc mức nước theo
các khoảng thời gian định trước. Để tối thiểu thời gian cần truyền thay vì truyền giá trị
chỉ mức nước tuyệt đối, chúng ta chỉ cần truyền đi các giá trị khác nhau.
5.2.3. Nén bằng cách bỏ bớt các ký tự giống nhau
Thông thường khi các khung gồm các ký tự có thể in đang được truyền thường

xuất hiện chuỗi lặp lại các ký tự giống nhau. Thiết bị điều khiển tại máy phát sẽ quét
nội dung của khung trước khi truyền nếu gặp một chuỗi ký tự liên tiếp giống nhau thì
chúng sẽ được thay thế bởi tuần tự số và ký tự.
5.2.4. Nén theo mã hoá Huffman
Phương pháp nén theo mã Huffman khai thác một đặc tính là khơng phải tất cả
các ký hiệu trong một khung có cùng tần suất xuất hiện, ví dụ trong một khung bao
gồm một chuỗi ký tự ,vài ký tự nào đó xuất hiện nhiều hơn các ký tự khác. Thay vì
dùng một số bit nhất định trên một ký tự, chúng ta dùng một lược đồ mã hố khác
trong đó các ký tự xuất hiện thường xun được mã hố với số bit ít hơn các ký tự có
tần số xuất hiện thấp. Do đó lược đồ này là dạng mã hoá thống kê.
Trước hết, chuỗi ký tự truyền đợc phân tích và các loại ký tự và tần suất xuất
hiện đợc xác định. Hoạt động mã hố sau đó liên quan đến việc tạo ra một cây khơng
cân bằng trong đó một số nhanh (là các mã trong thực tế) ngắn hơn một số nhánh
khác. Mức độ thiếu cân bằng là một ham của tần suất xuất hiện các ký tự, càng đợc trải
rộng ra độ mất cân bằng trong cây càng lớn. Kết quả cuối cùng một cây được gọi là
cây Huffman.

128


Hình 5.10. Cấu trúc cây mã Huffman
a) Cây sau cùng với các mã; b) Sự dẫn xuất cây.
Một cây Huffman là một cây nhị phân với các nhánh được gắn giá trị 0 hay 1.
Xuất phát của cây thường là một đỉnh (hình học), trong thực tế được gọi là node
gốc(root node), và một điểm tại đó một nhánh được rẽ ra coi như node nhánh (branch
node). Điểm kết thúc của một nhánh gọi là node lá (leaf node), là các vị trí được gán
cho các ký hiệu đang được mã hố. Một ví dụ về Huffman được trình bày hình 5.9(a).
Cây này tương ứng với các ký tự AAAABBCD.
Khi mỗi nhánh chia ra, một giá trị nhị phân 0 hay 1 được gán cho mỗi nhánh
mới: một giá trị nhi phân 0 cho nhánh trái và một giá trị nhị phân 1 cho nhánh phải.

Mỗi từ mã được dùng cho mỗi ký tự (được ghi tại các node lá) được xác định bằng
cách dò theo đờn dẫn từ node gốc đến node lá tương ứng và hình thành một chuỗi các

129


giá trị nhị phân nằm trên đường dẫn. Từ các mã này chúng ta có thể suy ra sẽ dùng:
4x1 + 2x2 + 1x3 + 1x3 = 14 bit để truyền chuỗi hồn chỉnh AAAABBCD.
Chúng ta cũng có thể suy ra lượng bit trung bình trên mỗi từ mã bằng lấy lượng
bit trong mỗi từ mã nhận với xác suất xuất hiện rồi cộng toàn bộ lại. Cụ thể là :
1x0,5 + 2x0,25 + 3x0,125 + 3x0,125=1,75 bit/từ mã
Lượng bit trung bình tối thiểu trên một từ mã theo lý thuyết để truyền chuỗi
thông điệp được gọi là entropy H, của thơng điệp này. Có thể tính tốn H bằng cách
dùng công thức suy ra từ luật Shannon:
n

H   Pi log 2 Pi bit/ từ mã

(5.6)

i 1

Trong đó n là số ký tự trong thông điệp và pi là xác suất xuất hiện của ký tự i
trong thông điệp. Do đó thơng điệp AAAABBCD, lượng bit trung bình tối thiểu trên
một từ mã là :
H= - (0,5log 2 0,5 + 0,25log 2 0,25 +0,125 log 2 0,125 +0,125 log 2 0,125)=1,75 bit/ từ mã
Trong trường hợp này chúng ta có cùng kết quả khi dùng mã hố Huffman.
Dùng từ mã ASCII 7-bit sẽ cần 8x7=56 bit đề truyền toàn chuỗi thông điệp
này, con số này nhiều hơn đáng kể so với 14 bit khi dùng mã hoá Huffman.
Trong thực tế, điều này khơng phải là một so sánh chính xác vì với mã hố

Huffman, máy thu phải biết được tập ký tự biến đổi đang đợc truyền và các từ mã
tương ứng, hay nói cách khác là cây Huffman. Một so sánh tốt hơn là xem sét số bit
yêu cầu với mã hoá nhị phân thờng: bốn ký tự (A-D) cần hai bit cho mỗi ký tự, vậy cần
truyền 8 ký tự. Rõ ràng, lượng tiết kiệm không đang kể. Nhìn chung mã hố Huffman
là hiệu quả nhất khi các ký tự dang truyền có phân bố tần số rộng và các chuỗi ký tự
dài. Ngược lại, nó khơng phù hợp cho truyền dữ liệu mã nhị phân của máy tính vì các
byte 8 bit thờng xuất hiện với tần số như nhau.
Để diễn tả làm thế nào xác định cây Huffman trong hình 5.10a, chúng ta phải
dùng thêm thông tin liên quan đến tần số xuất hiện mỗi ký tự nh liệt kê trong hình
5.10b. Các ký tự được liệt kê trong một cột theo thứ tự giảm dần của tham số định
lượng. Chúng ta có thể suy ra cây như sau:
Hai node lá đầu tiên phía dới danh sách C1 và D1 lần lượt được gán là nhánh 1
và nhánh 0 của một node nhánh. Sau đó hai node lá sẽ được thay thế bởi một node
nhánh có định lượng bằng tổng hai node lá 2.1, cột mới được hình thành chứa node
mới, sự kết hợp với các node còn lại từ cột đầu tiên, việc sắp xếp lại phải theo thứ tự
định lượng giảm dần. Thủ tục này được lặp lại cho đến khi chỉ còn hai node.
Để suy ra từ mã kết quả cho mỗi ký tự chúng ta bắt đầu với ký tự trong cột đầu
tiên và sau đo tiến hành liệt kê các số trong nhánh 0 hay 1 khi chúng gặp phải. Do đó

130


cho ký tự A số nhánh là 1 trong cột cuối cùng trong khi cho ký tự C nhánh đầu tiên là 1
sau đó là 0 tại node nhánh 2 và cuối cùng là 0 tại node nhánh 4. Tuy nhiên, các từ mã
bắt đầu tại gốc chứ không phải tại node là vì các từ mã thực tế là ký tự ngược của các
số này. Sau đó cây Huffman được xây dựng dễ dàng từ tập từ mã.
Chúng ta kiểm tra xem đây có phải là cây tối ưu và do đó là tập từ mã tối ưu hay
khơng bằng cách liệt kê kết quả của tất cả các node nhánh và node là trong cây bắt đầu
có định lượng nhỏ nhất và xử lý từ trái sang phải và từ đó lên trên các từ mã là tối ưu
nếu danh sách kết quả ra tăng theo định lượng.

Ví dụ 5.7:
Một chuỗi thông điệp được truyền giữa hai máy tính PSTN. Các thơng điệp bao
gồm chỉ các ký tự từ A đến H. Phân tích cho thấy tần số xuất hiện của mỗi ký tự như
sau: A và B = 0,25
C và D = 0,14
E,F,G and H =0,055
a) Dùng cơng thức Shannon để suy ra lượng bit trung bình tối thiểu trên một ký tự.
b) Dùng mã hoá Huffman để suy ra một tập từ mã và chứng minh tập này là tối
ưu bằng cách xây dựng cây mã Huffman tương ứng.
c) Suy ra số bit trung bình trên một ký tự cho tập mã này và so sánh với:
(i) Giá trị Shannon
(ii) Các từ mã nhị phân có chiều dài cố đinh
(iii) Các từ mã ASCII 7 bit
Giải:
a) Theo công thức Shannon:
n

Entropy H   Pi log 2 Pi . Do đó: H = -(2(0,25 log 2 0,25) + 2(0,14 log 2 0,14) +
i 1

4(0,055log 2 0,055))=1+0,794 + 0,921 = 2,715 bit/ từ mã
b) Việc suy ra bộ từ mã dùng mã hố Huffman được trình bày trên hình 5.11 a.
Trước hết các ký tự được liệt kê theo thứ tự trong số và hai ký tự dưới cùng của danh
sách được gán nhanh (1) và (0). Tuy nhiên trong trường hợp này khi hai node kết hợp
lại, trong số của node nhánh (0,11) lớn hơn trong số của hai ký tự E và F (0,055). Từ
đó node nhánh này được chèn vào danh sách thứ hai có thứ tự cao hơn cả E và F. Thủ
tục tương tự được lặp lại cho đến khi danh sách chỉ cịn lại một node thì dừng.
Cây Huffman tương ứng với tập mã được suy ra được biểu diễn trên hình 5.6 b, và
đây là cây tối ưu vì tất cả các node nhánh và node lá đều gia tăng theo thứ tự số học.
c) Số bit trung bình trong một từ mã dùng Huffman là:

2 (2 x 0,25) + 2 ( 3 x 0,14) + 4 (4 x 0,055) = 2,72 bit/ từ mã, bằng 99,8 % giá trị Shannon
Dùng các từ mã nhị phân có chiều dài cố định:
Từ A đến H có 8 ký tự do đó có 3 bit trong mỗi từ mã, bằng 90,7 % giá trị Huffman:

131


(b)

Hình 5.11. Ví dụ mã hố Huffman:
a) Phát sinh từ mã; b) Cây mã Huffman.
Dùng các từ mã ASCII 7 bit :
7 bit trong một từ mã, bằng 38,86 % giá trị Huffman.
Vì ký tự trong dạng mã hố này có số bit thay đổi, nên luồng bit nhận được phải
được dich ra theo từng bit thay vì dịch theo ranh giới 8 bit cố định. Do thứ tự các bit
được gán trong q trình mã hố mà các từ mã Huffman có một đặc tính duy nhất là
các từ mã ngắn hơn sẽ không bao giờ trùng với phần đầu của một từ mã dài hơn. Ví dụ
nếu 011 là một từ mã hợp lệ thì khơng có một từ mã nào dài hơn chứa 011 kể từ bit
đầu. Chúng ta có thể kiểm chứng điều này từ các mã được suy ra từ ví dụ trên.
Đặc tính này cịn được gọi là đặc tính tiền tố (prefix), có nghĩa là luồng bit nhận
được có thể bị giải mã một cách đơn giản bằng cách dò từng bit một cho đến khi tìm

132


thấy được từ mã hợp lệ. Một lưu đồ thuật tốn giải mã thích hợp như hình 5.6. Giải
thuật này giả sử ở máy thu đã có bảng mã và cũng giữ từ mã ASCII tương ứng.
5.3. Điều khiển luồng
5.3.1. Tổng quan
Nếu số lượng dữ liệu truyền giữa hai thiết bị là nhỏ, thiết bị phát có thể truyền

tất cả dữ liệu ngay tức thời vì máy thu có đủ tài nguyên để tiếp nhận dữ liệu. Tuy
nhiên, trong nhiều tình huống truyền tin điều kiện này khơng thể có. Do đó chúng ta
phải dùng kỹ thuật để đảm bảo máy thu không bỏ qua bất kỳ phần tử dữ liệu nào do
không đủ tài nguyên để lưu giữ. Điều này hết sứ quan trọng khi hai thiết bị đang truyền
tin thông qua mạng số liệu, khi mà rất nhiều mạng sẽ đệm số liệu trong các bộ đệm có
kích thước giới hạn. Nếu hai thiết bị hoạt động với tốc độ khác nhau, chúng ta thường
phải điều khiển số liệu ngõ ra của thiết bị tốc độ cao hơn để ngăn chặn trường hợp tắc
nghẽn trên mạng. Điều khiển luồng thông tin giữa hai thiết bị truyền thường được gọi
vắn tắt là điều khiển luồng (flow control).
Như vậy, điều khiển luồng là tập hợp các thủ tục để giới hạn lượng dữ liệu mà
bên phát có thể gửi đi trước khi nhận được tín hiệu xác nhận ACK.
- Lưu lượng truyền này không được phép làm quá tải bên thu.
- Thiết bị thu thông báo cho bên gửi biết về các giới hạn dữ liệu và có thể yêu
cầu gửi ít hơn hay tạm dừng truyền.
- Thiết bị thu cịn có bước kiểm tra và xử lý dữ liệu trước khi sử dụng, điều này
làm chậm đáng kể lưu lượng truyền dẫn, nên bên thu thường có thêm một khối nhớ
tạm, thường được gọi là bộ nhớ đệm (buffer).
5.3.2. Các phƣơng pháp điều khiển luồng
Có hai phương pháp được dùng là: dừng - và - chờ và cửa sổ trượt.

Hình 5.12. Hai phương pháp dùng trong điều khiển lưu lượng

133


5.3.2.1. Dừng - và - chờ (Stop - and - wait)

Hình 5.13. Phương pháp dừng - và - chờ
Trong phương pháp này, thiết bị phát gửi xong một khung và đợi tín hiệu xác
nhận ACK rồi gửi tiếp khung kế.

Ưu điểm của phương pháp này là đơn giản.
Nhược điểm: tốc độ truyền bị chậm do quá trình dừng - và - chờ
5.3.2.2. Cửa sổ trƣợt (Sliding Window)
Phương pháp này cho phép nhiều khung cùng truyền một lúc.

Hình 5.14. Ghép nhiều khung thành một cửa sổ
Cửa sổ phát

Hình 5.15. Cửa sổ phát
Dùng ý tưởng, cửa sổ trượt co từ bên trái khi khung dữ liệu được gửi đi. Cửa sổ
trượt của thiết bị phát mở rộng về bên phải khi nhận được tín hiệu xác nhận ACK.
Cửa sổ thu:

134


Hình 5.16. Cửa sổ thu
Dùng ý tưởng, cửa sổ trượt của máy thu co từ bên trái khi khung dữ liệu được
nhận. Cửa sổ trượt của thiết bị thu mở rộng về bên phải khi gửi tín hiệu xác nhận ACK đi.
Ví dụ 5.8:
Khi mới bắt đầu, cửa sổ thiết bị phát và thu đều mở rộng tối đa bao gồm 7
khung.
Các khung này được đánh số từ 0 đến 7 và được lưu vào bộ đệm.
Bộ đệm phải có kích thước lớn hơn. Ví dụ trên bộ đệm có kích thước là 13.
Kích thước của cửa sổ: kích thước của cửa sổ luôn nhỏ hơn chuỗi khung truyền
1 đơn vị để dễ thực hiện tín hiệu ACK. Giả sử số chuỗi khung là 8 và ta chọn kích
thước cửa sổ cũng là 8. Nếu khung 0 được gửi và nhận tín hiệu ACK 1. Máy phát mở
rộng cửa sổ và gửi các khung 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7 và 0. Nếu lại nhận được ACK 1 thì
khơng thể xác nhận được khi tín hiệu này là bản sao của ACK 1 trước đó (do mạng
thực hiện) hay đó là ACK 1 mới khi mới nhận xong 8 khung. Nếu ta chọn kích thước

cửa sổ là 7 thì điều nói trên khơng thể xảy ra.

Hình 5.17. Q trình truyền nhận dữ liệu dùng cửa sổ trượt

135


5.4. Kiểm soát lỗi
Kiểm soát lỗi là kỹ thuật nhằm phát hiện và sửa lỗi nếu khung truyền bị lỗi.
Chúng ta sử dụng mơ hình nghiên cứu cho các trường hợp được khái qt như mơ tả
trên hình 5.18. Dữ liệu được gửi đi dưới dạng một chuỗi các khung và các khung đến
theo thứ tự. Số lượng các khung truyền đi khơng cố định. Có hai loại lỗi cơ bản trên
đường truyền như sau:
- Mất khung: là trường hợp khung được gửi đi nhưng khơng đến đích (máy thu)
theo yêu cầu.
- Lỗi khung: là trường hợp máy thu nhận được khung dữ liệu nhưng phát hiện ra
một số bit trong khung bị lỗi.
Hầu hết các kỹ thuật điều khiển lỗi đều dựa trên một số hoặc tất cả các thành
phần sau đây:
- Phát hiện lỗi: như đã tìm hiểu ở mục 5.1 và 5.2.
- ACK: Máy thu sẽ gửi lại gói tin báo nhận dương ACK để thơng báo khung đã
nhận thành cơng và khơng có lỗi.
- Truyền lại sau một khoảng thời gian chờ xác định (timeout): Máy phát sẽ tự
động gửi khung dữ liệu nếu hết timeout mà khơng thấy có báo nhận ACK từ máy thu.
- NAK và truyền lại: Máy thu sẽ gửi lại một khung báo nhận âm NAK nếu nó
phát hiện ra có lỗi khung. Máy phát sẽ phát lại khung bị thu lỗi đó.

Hình 5.18. Mơ hình truyền khung
Các kỹ thuật kiểm soát lỗi thường sử dụng cơ chế yêu cầu lặp lại tự động ARQ
(automatic repeat request).

136


Có hai loại ARQ cơ bản:
- Idle RQ (Stop – and – wait ARQ): là kỹ thuật kiểm soát lỗi được dùng với các
lược đồ truyền số liệu thiên hướng ký tự (character oriented).
- Continuous RQ được chia thành hai loại: truyền lại có chọn lựa (Selective –
repeat ARQ) hoặc truyền lại một nhóm (Go – back – N ARQ). Continnuous RQ được
dùng chủ yếu trong các lược đồ truyền thiên hướng bit (bit – oriented).
Mặc dù cơ chế Idle RQ đang bị Continuous RQ thay thế trong nhiều ứng dụng
để việc truyền đạt hiệu quả cao hơn, nhưng vẫn còn nhiều giao thức liên kết số liệu
đang được dùng có cơ sở là Idle RQ. Tuy vậy, điều quan trọng hơn vẫn là do Idle RQ
là lược đồ kiểm sốt lỗi đơn giản nhất, nó tạo nên một phương tiện lý tưởng để lý giải
nhiều vấn đề tổng quát hơn liên quan đến các giao thức liên kết số liệu.
5.4.1. Idle RQ
Đặc điểm
Idle RQ còn gọi là Stop - and - wait ARQ hay ARQ dừng - và - chờ, là dạng
điều khiển lưu lượng truyền dạng ngừng và chờ, có nghĩa là sau khi máy phát gửi đi
một khung dữ liệu thì nó phải đợi máy thu báo cho biết khung dữ liệu đó có được nhận
thành cơng hay khơng. Sau đó, máy phát gửi khung kế tiếp nếu khung trước đó nhận
tốt hoặc truyền lại một bản sao của nó nếu nhận được khơng thành cơng. Để có thể gửi
lại dữ liệu, có đặc điểm cho cơ chế kiểm tra lỗi như sau:
- Thiết bị phát lưu một bản sao của khung gửi cuối cùng cho đến khi nhận được
tín hiệu chấp nhận khung này. Việc lưu giữ bản sao (copy) nhằm để bộ phát gửi lại
khung bị thất lạc hoặc bị hỏng cho đến khi khung được nhận đúng.
- Nhằm mục đích nhận dạng, tất cả các khung dữ liệu và ACK đều được đánh
số tuần tự là 0 và 1. Nếu khung dữ liệu 0 thì sẽ có tín hiệu ACK là 1, cho thấy là bộ thu
đã nhận được dữ liệu 0 và đang chờ dữ liệu 1. Cách đánh số này cho phép nhận dạng
các khung dữ liệu trong trường hợp phải gửi lại nhiều lần.

- Thiết bị phát được trang bị một bộ định thời (timer), nếu khơng nhận được tín
hiệu xác nhận cần thiết trong một khoảng thời gian xác cho phép (timeout), máy thu sẽ
hiểu là khung dữ liệu vừa gửi đã bị thất lạc và sẽ tiếp tục gửi lại lần nữa.
Có hai phương pháp để thực hiện lược đồ Idle RQ.
- Phương pháp thứ nhất là phương pháp truyền lại ngầm định (implicit
retrainsmission). Máy thu chỉ gửi đi xác nhận dương ACK để báo nhận thành công với
những khung được không phát hiện ra lỗi. Nếu khung dữ liệu bị lỗi thì máy thu khơng gửi
gì cả. Máy phát khơng nhận được xác nhận dương ACK thì nó sẽ ngầm hiểu là khung dữ
liệu đã bị hỏng và thực hiện việc gửi lại khung đó.

137


- Phương pháp thứ hai là phương pháp yêu cầu (explicit request). Phương pháp này
yêu cầu máy thu phải gửi báo nhận âm NAK cho khung dữ liệu bị mất hoặc khung dữ liệu
nhận được bị lỗ.
Idle RQ đòi hỏi máy phát phải chờ cho đến khi nhận được tín hiệu ACK của khung
cuối cùng vừa gửi, trước khi chuyển khung kế tiếp. Khi máy phát nhận được NAK, máy
phát phải gửi lại khung đã gửi của lần nhận ACK trước, không kể số lượng.
Hoạt động
Lỗi khung dữ liệu: Nếu máy thu phát hiện một khung vừa nhận có lỗi thì sẽ
chuyển về một khung NAK và máy phát sẽ chuyển lại khung vừa chuyển.
Ví dụ 5.8:
trong hình bên dưới, máy phát chuyển một khung dữ liệu Data 0. Máy thu
chuyển về một tín hiệu ACK1, cho biết data 0 đã đến tốt và máy thu đang chờ data 1.
Máy phát chuyển tiếp khung dữ liệu Data 1. Tín hiệu được nhận tốt, máy thu chuyển
về ACK 0. Máy phát chuyển tiếp khung dữ liệu mới: data 0. Máy thu nhận ra lỗi và gửi
về NAK. Máy phát gửi lại data 0. Trường hợp này máy thu tốt, nên máy thu chuyển về
tín hiệu ACK 1.

Hình 5.19. Truyền dữ liệu trong giao thức Stop and Wait ARQ khi lỗi khung dữ liệu
Mất khung
- Bị mất khung dữ liệu trong quá trình truyền
- Bị mất khung ACK trong quá trình truyền
- Bị mất khung NAK trong quá trình truyền
Mất khung data:

138