Cap. 3 – O nível de transporte
Nota prévia
A estrutura da apresentação é semelhante e utiliza
algumas das figuras, textos e outros materiais do
livro de base do curso
James F. Kurose and Keith W. Ross, "Computer Networking - A
Top-Down Approach Featuring the Internet,“ Addison Wesley
Longman, Inc., 3rd Edition, 2005
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Transporte / 2
Organização do capítulo
•
•
•
•
•
Serviços do nível transporte
Multiplexing / Demultiplexing
Estudo do transporte: UDP
Como implementar a transferência fiável de dados
Transporte orientado conexão: TCP
• Transferência fiável de dados
• Controlo de fluxo
• Gestão da conexão
• Controlo da saturação
• Controlo da saturação no protocolo TCP
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Transporte / 3
Papel do nível de transporte
• É o nível geralmente visível pelas aplicações pelo que
é central em toda a arquitectura de protocolos
• Pode providenciar dois tipos de serviços: orientado à
conexão e não orientado conexão ou modo datagrama
ou connectionless
• razões de ser:
• melhorar a qualidade de serviço oferecida pelo nível rede e
mascarar as suas deficiências (erros, perdas, etc.)
• multiplexing / demultiplexing
• endereçamento extremo a extremo (end-to-end); exemplo:
endereço IP + porta
• oferecer uma interface adequada às aplicações (exemplo:
accept, connect, send, receive, read, write, close, …)
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Transporte / 4
Como se desenrola um protocolo de transporte
host
host
aplicação
aplicação
transporte
transporte
rede
rede
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Transporte / 5
Mensagem de nível transporte - Segmentos
(dados da aplicação)
Aplicação
(Segmento)
Transporte
Cabeçalho
transporte
trans
Dados
(Pacote)
Rede
Data link
Cabeçalho
rede
trans
Cabeçalho frame
rede
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Dados
(Frame)
trans
Dados
Transporte / 6
Communication End Points em TCP/IP
Um endereço IP identifica um host. Para identificar o ponto de
acesso a um serviço ao nível transporte é necessária alguma
forma de “desdobramento” dentro do host. Em TCP/IP esse
desdobramento faz-se através da noção de porta. Um ponto de
terminação da comunicação é designado em TCP/IP por socket.
Host
processos
Endereço IP
portas e filas de espera
Cada fila de espera corresponde a um socket distinto.
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Transporte / 7
Portas TCP/IP
•
As portas usados em UDP e TCP estão normalizadas em gamas de
utilização. Existe uma gama reservada, e outra que pode ser usada para
escrever novas aplicações
•
Dentro das gamas reservadas, existem portas fixas associadas a
aplicações normalizadas. Exemplos: HTTP funciona em TCP com o
servidor httpd associado à porta 80, o smtpd (sendmail por exemplo) na
porta 25, etc.
•
Cada servidor que realiza um serviço normalizado tem uma porta fixa
associada
•
As portas em UDP e TCP correspondem a filas de mensagens
independentes mesmo que usem o mesmo número de porta. Ex: a porta
45 em UDP é diferente da porta 45 em TCP
•
A afectação de números de portas normalizadas está a cargo do IANA
(Internet Addressing and Naming Authority)
•
A respectiva tabela está no ficheiro /etc/services
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Transporte / 8
Multiplexing / Demultiplexing
Multiplexing and Demultiplexing: determinar qual a fila de
espera (e indirectamente o processo) a quem os dados se
destinam. Multiplexing and Demultiplexing poderia ser traduzido
por agregar / desagregar.
application-layer
data
P1
header
Segmento
ou tpdu
M
Ht M
Hn segment
application
transport
network
P3
receiver
M
M
P4
application
transport
network
M
P2
application
transport
network
Tpdu - Transport Protocolo Data Unit é outra designação de Segmento
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Transporte / 9
Multiplexing / Demultiplexing (continuação)
Os dados são marcados com a
porta origem e destino
Os dois pares (porta, endereço
IP) identificam inequivocamente
a origem e o destino dos dados
Também se utilizam os termos
segmento TCP, datagrama UDP
ou pacote UDP para designar os
TPDU TCP e UDP
32 bits
source port #
dest port #
other header fields
application
data
(message)
Formato do segmento
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Transporte / 10
Exemplos com portas TCP
host A
source port: x
dest. port: 23
server B
source port:23
dest. port: x
Source IP: C
Dest IP: B
source port: y
dest. port: 80
Exemplo: Telnet
Web client
host A
Web client
host C
Source IP: A
Dest IP: B
source port: x
dest. port: 80
Source IP: C
Dest IP: B
source port: x
dest. port: 80
Web
server B
Exemplo: Web server
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Transporte / 11
Identificação dos sockets
O Socket UDP de um processo, e a respectiva fila de espera, são
identificados univocamente pelo endereço IP do processo e pela porta
associada ao socket.
UDP Socket ID = ( local IP address, local port number)
Nota: é possível fazer a associação de um socket UDP local a um
socket UPD remoto.
O Socket TCP de um processo, e a respectiva fila de espera, são
identificados univocamente pelo endereço IP do processo e pela porta
associada ao socket, assim como pelo endereço IP remoto e a porta
remota.
TCP Socket ID = ( local IP address, local port number,
remote IP address, remote port number)
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Transporte / 12
O protocolo UDP
Nível de serviço do protocolo UDP
•
•
Serviço “best effort” que só acrescenta multiplexagem e
desmultiplexagem ao nível rede. As mensagens UDP (Datagramas UDP)
podem ser perdidos ou entregues fora de ordem
Ausência de conexão (“connectionless”): não é necessário nenhum
estabelecimento de conexão (“handshaking”) entre o emissor e o
receptor e cada datagrama é processado independentemente dos
outros
Vantagens do protocolo UDP
•
•
•
•
Sem necessidade de conexão (o que evita um RTT suplementar e
vários pacotes extra)
Simples - sem estado do lado do emissor ou do receptor
Cabeçalho mais pequeno que o TCP (8 bytes ao invés de 20 bytes)
Sem controlo de saturação - os dados podem ser enviados à
velocidade que o emissor desejar
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Transporte / 13
Utilizações do protocolo UDP
• Geralmente utilizado pelas aplicações de “streaming multimedia”
• Tolerantes à perca de pacotes
• Sensíveis à velocidade de transmissão
• Outras utilizações do UDP (pela simplicidade e ausência de
necessidade de conexão):
• DNS
• SNMP, ...
• Se for necessária fiabilidade é sempre possível introduzi-la ao
nível aplicação
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Transporte / 14
Os datagramas UDP
32 bits
Tamanho, em
Bytes, do segmento UDP
incluindo o cabeçalho
source port #
dest port #
length
checksum
Dados aplicação
(mensagem)
Formato do datagrama UDP
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Transporte / 15
UDP checksum
Objectivo: detectar “erros” (e.g., bits invertidos) nos
segmentos transmitidos
Emissor:



trata o conteúdo do segmento
como uma sequência de
inteiros de 16 bits
checksum: soma (complemento
a 1’s) do conteúdo do
segmento
O valor calculado é colocado no
campo respectivo antes da
emissão
Receptor:


calcula o valor do checksum
Compara o valor calculado com
o valor do campo do
datagrama recebido:
 ≠ — o datagrama tem pelo
menos um erro
 = — não foram detectados
erros. O que não quer dizer
que estes não possam
existir.
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Transporte / 16
Exemplo


Nota
 Quando se somam números em complemento a 1’s, o
carryout do bit mais significativo tem de ser adicionado ao
resultado
Exemplo: com dois inteiros de 16 bits
1 1 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0
1 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1
carryout
1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1
soma
1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 1 0 0
checksum 1 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 0 1 1
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Transporte / 17
Recepção dos datagramas UDP
portas udp
dados do datagrama ou tpdu udp
desmultiplexagem pelas portas
Datagrama ou tpdu udp
desmultiplexagem udp, tcp, ...
datagrama ip
desmultiplexagem ip, icmp, arp, ...
frame
cabeçalho frame
cabeçalho ip
cabeçalho udp
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dados utilizador
Transporte / 18
Compensação dos erros
• Os níveis inferiores ao nível de transporte podem introduzir
erros, sobretudo perca de pacotes e frames
• Os frames com erros são em geral recusados ao nível data-link
pelo que podem ser assimilados a pacotes perdidos
• Os protocolos de transporte que introduzem fiabilidade têm de
mascarar os erros sob pena de violarem a sua especificação
• Quando um circuito tem uma taxa de erros elevada no nível
data-link, também se usam protocolos para mascarar os erros a
esse nível para evitar que os mesmos se propaguem para os níveis
superiores e que sejam estes que os têm de recuperar
• Uma aplicação que use UDP pode também ter de realizar, ao
nível aplicação, mecanismos de compensação dos erros
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Transporte / 19
Protocolo simplista e irrealista
Emissor
Exemplo de um protocolo
que pressupõe que não há
erros, nem perca de
segmentos e que o receptor
tem uma capacidade
ilimitada de receber
segmentos (isto é, que o
receptor tem buffers
disponíveis ou que a
aplicação consome os dados
em tempo útil)
Receptor
1
2
3
4
tempo
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5
Transporte / 20
Introdução de confirmações de recepção
Emissor
s1
Receptor
ack
s2
O protocolo pressupõe que
os segmentos não se
perdem
ack
s3
ACK = Acknowledgement ou
confirmação de recepção
(aviso de recepção).
tempo
Receptor
saturado
ack
s4
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Transporte / 21
Perca de um segmento
s1
ack
s2
Emissor
Receptor
ack
s3
ack
Quando um ACK se perde há uma
situação de bloqueio eterno
(deadlock)
tempo
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Transporte / 22
Introdução de temporizadores (Timeouts)
s1
Emissor
Receptor
ack
timeout
s2
s2
ack
tempo
s3
timeout
ack
s3
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duplicado
Transporte / 23
Problemas ainda mal resolvidos
• A solução anterior não resolve ainda o problema da
perca de um ACK que poderá conduzir à aceitação de
um segmento duplicado
• O mesmo problema poderá ser introduzido por um
receptor lento (face ao timeout) a enviar o ACK
• Um timeout mal regulado, muito curto por exemplo,
poderá conduzir ao mesmo problema
• Na verdade as velocidades relativas do emissor e
receptor podem não ser constantes nem conhecidas a
priori
• Note-se que um timeout muito elevado conduz a uma
recuperação demasiado lenta de uma perda
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Transporte / 24
Situações patológicas
Emissor
Receptor
s1
timeout
ack
s1
Timeout demasiado curto
s2
tempo
s3
s1 duplicado
s2 perdeu-se
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Transporte / 25
Números de sequência
• A solução consiste em introduzir números de sequência únicos
para cada segmento. Estes números permitem ao receptor
distingir dados esperados, dados repetidos, etc.
• Para se poupar espaço nos cabeçalhos interessa minimizar o
número de bits a usar. O número pode então ser reutilizado
ciclicamente desde que não se introduza confusão
• Se um protocolo pressupõe que o nível de baixo não troca a
ordem dos segmentos e que o emissor só avança quando tem a
certeza que o receptor recebeu os últimos dados enviados, então
um número de sequência representado num só bit é suficiente
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Transporte / 26
Protocolo stop & wait
Emissor
s0(0)
a(0)
timeout
s0(0)
s1(1)
timeout
Receptor
a(0)
ignora duplicado
mas envia ack
s1(1)
ignora ack
duplicado
a(1)
s2(2)
tempo
a(2)
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Transporte / 27
Funcionamento
• Quando tem um segmento para transmitir, o emissor
transmite-o e activa um temporizador. Depois podem
suceder os seguintes eventos:
• O temporizador dispara – reenvia o segmento
• Chega um ACK com o número de sequência esperado - passa
adiante
• Chega um ACK com outro número de sequência - ignora-o
• Quando recebe um segmento, o receptor emite sempre
um ACK com o número de sequência igual ao do último
segmento recebido correctamente. Se o segmento é
novo, guarda-o e dá-o ao nível de cima, senão ignorao pois é um duplicado.
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Transporte / 28
Tempo de transmissão e RTT
Num canal de 10.000 Km com a velocidade de transmissão de 1 Mpbs quantos
segmentos de 1000 bytes se poderiam transmitir antes que chegue o ack do
primeiro ?
Tt = nº de bits a transmitir / velocidade de transmissão
= 8000 / 1000000 = 0,008 = 8 ms
Tp = dimensão do canal / velocidade de propagação
= 10000 / 200000 = 0,05 = 50 ms, logo RTT = 100 ms
Tt
Tp
O ack do segmento chegará 108 ms depois do início da transmissão do mesmo,
se se admitir que o tempo de processamento do receptor é nulo e que o tempo
de transmissão do ack também é nulo.
Resposta: 108/8 = 13,5
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Transporte / 29
Desempenho do protocolo stop & wait
Circuito a 1 Mbps, RTT de 100 ms, frames de 1KB
TTransm. =
8000 b/frame
= 8 ms
10**6 bps
Taxa de utilização = U =
=
Fracção de tempo em que o
emissor está a transmitir
8 ms
108 ms
= 0,074 = 7,4 %
Conclusão: o protocolo não permite aproveitar
completamente a capacidade do circuito !
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Transporte / 30
Desempenho do protocolo (continuação)
emissor
receptor
transmissão do 1º bit, t = 0
transmissão do último bit, t =
Tt
recepção do 1º bit
recepção do último bit, enviar
ACK
RTT
ACK chega, enviar o próximo
segmento, t = RTT + Tt
Taxa de utilização = U =
(sem erros)
Tt
RTT + Tt
=
8 ms
108 ms
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= 0,074 = 7,4 %
Transporte / 31
Protocolos com pipelining
• Pipelining: o emissor pode avançar e enviar segmentos
mesmo que de alguns dos anteriores não esteja ainda
confirmada a recepção.
• Duas formas genéricas destes protocolos:
• go-Back-N
• selective repeat
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Transporte / 32
Protocolos com pipelining
emissor
receptor
transmissão do 1º bit, t = 0
transmissão do último bit, t = Tt
1º bit chega
último bit do
último bit do
último bit do
RTT
do 1º segmento
1º seg. chega, enviar ACK
2º seg. chega, enviar ACK
3º seg. chega, enviar ACK
ACK chega, enviar o
próximo, t = RTT + Tt
A taxa de utilização
subiu 3 vezes !
Taxa de utilização = U =
(sem erros)
3 x Tt
RTT + Tt
=
3 x 8 ms
108 ms
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= 22,2 %
Transporte / 33
Pipelining com go-back-N
O emissor vai transmitindo segmentos para a frente, usando
um buffer dito “janela” do emissor.
nºs de sequência
Janela de emissão
Emissor
buffer de emissão
segmentos esquecidos pois
já foram acknowledged
segmentos no buffer de
emissão à espera de serem
acknowledged
futuro
nºs de sequência
Receptor
segmentos esquecidos pois já foram
consumidos pelo nível superior
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futuro
Transporte / 34
Funcionamento no emissor
Dispõe de uma janela de até N segmentos consecutivos não acknowledged que
pode ir transmitindo
Coloca um nº de sequência no cabeçalho dos segmentos que emite
•
•
•
Activa um timeout para cada segmento transmitido
•
timeout(n): retransmite o segmento emitido há mais tempo e todos os outros
até ao fim da janela (“go back N”)
•
ACK(n): confirma todos os segmentos para trás incluindo o do nº de sequência
(“cumulative ACK” – pode evitar repetições se possível)
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Transporte / 35
Máquina de estados do emissor
Nota: a gestão dos “timeouts” indicada está simplificada.
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Transporte / 36
Funcionamento do receptor
•
•
Recebe segmento com o número de sequência esperado:
• Entregar os dados ao nível superior
• Enviar ACK correspondente
Recebe segmento fora de ordem (atrasado ou adiantado):
• Ignorar -> não há buffering suplementar no receptor !
• Enviar ACK com o nº de sequência do último segmento aceite, isto
é, o último que foi retirado do buffer para entregar ao nível
superior
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Transporte / 37
GBN
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Transporte / 38
Generalização
nºs de sequência
Notas: a janela do
emissor ser > 1 permite
Janela de emissão
Emissor
pipelining
buffer de emissão
segmentos esquecidos pois
já foram acknowledged
futuro
segmentos no buffer de
emissão à espera de serem
Acknowledged ou com
“buracos”
a janela do receptor
ser > 1 permite
memorizar frames “do
futuro” (selective
repeat”)
Um protocolo com as
duas janelas iguais a
1 diz-se stop and wait
tempo
nºs de sequência
Receptor
segmentos esquecidos pois
já foram consumidos pela
aplicação
Janela de recepção
buffer de recepção
segmentos no buffer de
recepção à espera de serem
consumidos pela aplicação ou
à espera de serem contíguos
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futuro
Transporte / 39
A janela do receptor ser superior a 1 permite
optimizar GBN
timeout
0
1
2
3
4 5
6
7
8
2 3
4
5
6
7
8
9
10 11 12 13 14
ack2
0
1
não chegou
2 3
4
5
6
7
8
9
10 11 12 13 14
5
6
9
10 11 12 13 14 15 16
ignorados
timeout
0
1
2
3
4 5
6
7
8
2 3
4
ack8
0
não chegou
1
3
4
5 6
buffered
7
8
2
ack9
9
10 11 12 13 14 15 16
ignorados
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Transporte / 40
Selective repeat
• O receptor envia um ACK de todos os segmentos
correctamente recebidos e que conseguiu
bufferizar, mesmo recebidos fora de ordem
• O emissor activa logicamente um timeout para
cada segmento enviado e desactiva o respectivo
timeout quando recebe um ACK
• Quando dispara um timeout, o emissor só volta a
enviar os segmentos para os quais ainda não tenha
recebido um ACK
• O emissor continua limitado pela dimensão da sua
janela
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Transporte / 41
Visão das janelas
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Transporte / 42
Funcionamento do Selective Repeat
Emissor:
• Dados do nível superior :
•
Receptor:
•
Se está disponível um nº de
sequência na janela, enviar
segmento
• Timeout(n):
•
•
•
•
Send ACK(n)
•
Out-of-order: bufferizar
•
In-order: entregar (entregar também
os outros segmentos contíguos já
recebidos), avançar a base da janela
para o próximo segmento não recebido
reenviar segmento n, activar
timeout(n)
ACK(n) in
[sendbase,sendbase+N]:
•
Segmento n in [rcvbase,
rcvbase+N-1]
Marcar o segmento n como
recebido
Se n é o menor segmento
unACKed, avançar a base da
janela para o próximo
unACKed nº de sequência
•
Segmento n in [rcvbaseN,rcvbase-1]
•
•
Send ACK(n)
senão:
•
ignorar
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Transporte / 43
Piggybacking
Na prática os canais são quase sempre full-duplex. A
implementação dos 2 canais de dados exigiria 4 canais lógicos
por causa dos ACKs.
Usa-se então uma técnica chamada “piggybacking” que consiste
em introduzir os ACKs nos segmentos do canal do sentido
contrário. Tem no entanto que se tomar em consideração o caso
em que o tráfego é assimétrico.
dados
nº de sequência
no sentido do envio
nº de sequência do ack
do tráfego do sentido contrário
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Transporte / 44
Outros mecanismos
• Uma outra alternativa ao envio de ACK de todos os segmentos
recebidos, mesmo fora de ordem, é não enviar senão ACKS
cumulativos dos dados recebidos na ordem. Mas, o receptor,
se receber vários ACKs seguidos com o mesmo número de
sequência, pode concluir que houve um segmento que se perdeu
mesmo que não tenha havido um timeout.
• Enviar NACKs (Negative Acknowledgement) sobre os
segmentos em falta para que o emissor retransmita o mais
cedo que possível, mesmo antes que o timeout seja
desencadeado.
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Transporte / 45
Números de sequência
•
Os números de sequência são necessariamente cíclicos (“andam à roda”). Para
diminuir o tamanho do cabeçalho, tenta-se usar o menor número possível de
bits.
•
Coloca-se então o problema de saber exactamente qual o menor número de
valores distintos do número de sequência que são necessários :
1.
Emissor com janela de dimensão K, receptor com janela de dimensão 1,
isto é, “Go back N” e nível inferior que mantém a ordem dos segmentos
e não memoriza os atrasados : K + 1
1.
Emissor e receptor com janela de dimensão K, nível inferior mantém a
ordem dos segmentos e não memoriza os atrasados: 2 K
1.
Nível inferior é uma rede que não mantém a ordem dos pacotes e que
pode memorizar os atrasados : então os nºs de sequência têm de
acomodar o tráfego à velocidade máxima durante o máximo tempo de
vida de um pacote (por convenção 3 minutos na Internet).
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Transporte / 46
Valor dos timeouts
O valor dos timeouts deve ser superior ao RTT.
Um timeout demasiado curto ou demasiado longo diminui o
rendimento do protocolo.
Um protocolo do nível transporte deve avaliar dinamicamente o
RTT para afinar o valor do time-out.
O tamanho da janela de emissão depende da relação Tt / RTT.
Quando a janela de emissão é maior do que 1, uma janela de
recepção maior que 1 permite sempre aumentar o rendimento.
O tamanho dos segmentos é variável (de algumas dezenas de
bytes a vários milhares de bytes).
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Transporte / 47
Taxa de utilização de uma canal com janela de
emissão igual a 1
Tu = Tt / (Tt + RTT) = Tt / TA
Tu - taxa de utilização
Tt - tempo de transmissão de um frame
TA - tempo que medeia entre o início da transmissão e a recepção do respectivo ack
Tp - tempo de propagação de extremo a extremo
TA = Tt + 2 * Tp
Tu = Tt / (Tt + 2 * Tp ) = 1 / ( 1 + 2 Tp / Tt ) = 1 / ( 1 + 2 A )
A = Tp / Tt = Tempo de propagação / tempo de transmissão
O quociente A é tanto maior quanto maior for o tempo de propagação e menor for o
tempo de transmissão. Em todos os casos está-se a desprezar o tempo de
processamento (pelo receptor) e o tempo de transmissão do ACK.
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Transporte / 48
Exemplo num canal de 1 Km
Funcionando a 1 Kbps (frame médio de 1000 bits)
Tempo de transmissão = Tt = 1000 / 1000 = 1 s
Tempo de propagação = Tp = 1 / 200000 = 5 . 10-6
A = 5 . 10-6 / 1 = 5 . 10-6
s = 5 micro segundos
=> 1 + 2A aprox. = 1
=> Tu = 1
Funcionando a 1 Mbps (frame médio de 1000 bits)
Tempo de transmissão = Tt = 1000 / 1.000.000 = 10-3 = 1 ms
Tempo de propagação = Tp = 1 / 200.000 = 5 . 10-6
A = 5 . 10-6 / 10-3 = 5 . 10-3
s = 5 micro s
=> 1 + 2A aprox. = 1
=> Tu = 1
Num canal de pequena dimensão a taxa de utilização é sempre igual a 100%
seja qual for a velocidade de transmissão pois o tempo de propagação é muito
reduzido.
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Transporte / 49
Exemplo num canal de 200 Km
Funcionando a 1 Kbps (frame médio de 1000 bits)
Tempo de transmissão = Tt = 1000 / 1000 = 1 s
Tempo de propagação = Tp = 200 / 200.000 = 1 . 10-3
A = 10-3 / 1 = 10-3
=> 1 + 2A aprox. = 1
s = 1 ms
=> Tu = 100 %
Funcionando a 1 Mbps (frame médio de 1000 bits)
Tempo de transmissão = Tt = 1000 / 1.000.000 = 10-3 s = 1 ms
Tempo de propagação = Tp = 200 / 200.000 = 10-3
A = 10-3 / 10-3 = 1
=> 1 + 2A = 3
s = 1 ms
=> Tu = 33,33 %
Num canal de média dimensão a taxa de utilização é 1 se o canal for de baixa
velocidade mas começa a diminuir conforme a velocidade de transmissão vai
aumentado, ou seja, a velocidade de transmissão é significativa.
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Transporte / 50
Exemplo num canal de 50000 Km
Funcionando a 1 Kbps (frame médio de 1000 bits)
Tempo de transmissão = Tt = 1000 / 1000 = 1 s
Tempo de propagação = Tp = 50.000 / 200.000 = 0,250 s = 250 ms
A = 0,250 / 1 = 0,250
=> 1 + 2A = 1,5
=> Tu = 66,66 %
Funcionando a 1 Mbps (frame médio de 1000 bits)
Tempo de transmissão = Tt = 1000 / 1.000.000 = 10-3 s = 1 ms
Tempo de propagação = Tp = 50.000 / 200.000 = 0,250 s = 250 ms
A = 250 / 1 = 250
=> 1 + 2A = 501
=> Tu = 0,2 %
Num canal de grande dimensão a velocidade de propagação é sempre significativa.
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Transporte / 51
Conclusões
1. Se a relação 1 + 2*Tp / Tt = 1 + 2A é próxima de 1, ou seja,
quando o tempo de propagação é muito pequeno, uma janela de
emissão de dimensão 1 pode ser adequada. Caso esta relação seja
> 1, ou seja, quando o tempo de propagação começa a ser
significativo face ao tempo de transmissão, é sempre necessário
aumentar a janela de emissão para aumentar a taxa de utilização.
2. A janela de recepção maior que 1 destina-se a recuperar melhor
dos erros e a acomodar melhor as variações de velocidade do
receptor. Na ausência de erros, não garante aumento de
rendimento.
3. Quando a janela de emissão é maior que 1, a taxa de utilização é
aumentada proporcionalmente, mas não pode ultrapassar 100 %
como é óbvio.
4. Numa conexão de transporte, a rede pode introduzir um tempo de
propagação significativo (como num canal de grande dimensão) pelo
que uma janela de emissão igual a 1 é quase sempre uma má ideia.
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Transporte / 52
O Protocolo TCP
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Transporte / 53
O protocolo TCP
• Connection oriented, reliable, full-duplex, end-to-end transport
• Stream oriented byte flow (unstructured)
• Um processo pode trabalhar simultaneamente com várias conexões
• Trabalha com "segmentos TCP" de comprimento variável e acomoda-se
a canais com diferentes MTUs (Maximum Transfer Units)
• Implementa controlo de fluxos e fiabilidade através de técnicas de
sliding window
• Utiliza temporizadores ajustados dinamicamente à situação da rede
• Implementa controlo da saturação da rede
• A terminação da conexão é ordenada e simétrica, isto é, espera até
todos os dados serem recebidos de ambos os extremos
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Transporte / 54
Conexões TCP
socket = endereço IP + porta
socket 1
socket 2
reliable, serial, full-duplex byte stream
Uma conexão é inequivocamente identificada pelo par (socket 1, socket 2)
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Transporte / 55
TCP: o protocolo
• full duplex:
• Ponto a ponto:
• Um emissor e um receptor
• Cada conexão é bidireccional
• MSS: maximum segment
size
• Byte stream ordenado e fiável:
• Não há “delimitadores de
mensagens”
• pipelined:
• Orientado conexão:
• Um hand shaking (troca
de mensagens de controlo)
tem de ter lugar antes de
qualquer troca de dados
• A janela do emissor é ajustada
dinamicamente
• buffers de emissão e recepção
• flow controlled:
socket
door
application
writes data
application
reads data
TCP
send buffer
TCP
receive buffer
socket
door
• O emissor não “afoga” o
receptor
segment
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Transporte / 56
Fiabilidade ao nível transporte e data-link
Os protocolos de transporte orientados conexão são em alguma
medida semelhantes aos protocolos orientados conexão do nível
data-link. No entanto, dado que o ambiente de execução desses
protocolos é muito diferente, os protocolos de transporte são
substancialmente mais complexos pois a rede pode “memorizar”
pacotes e trocar-lhes a ordem
router
host
router
canal físico de dados
router
router
host
rede
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Transporte / 57
Transporte versus Data-link
• Endereçamento e eventual necessidade de
multiplexagem é mais complexa ao nível transporte
• A rede tem capacidade de bufferização e pode trocar
a ordem dos segmentos
• O estabelecimento da conexão é mais complexo devido
aos dois factores anteriores
• O dinamismo da rede tem implicações delicadas sobre
a performance do nível transporte tendo que se
introduzir mecanismos não só de controlo de fluxos,
como também de controlo da saturação
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Transporte / 58
O segmento TCP
32 bits
Flags:
URG: urgent data
ACK: o campo de
ACK é válido
PSH: push data now
RST, SYN, FIN:
(Comandos de
controlo da
conexão)
source port
dest port
sequence number
acknowledgement number
head not
UA P R S F
len used
checksum
Contadores em
bytes (não em
segmentos!)
rcvr window size
ptr urgent data
Opções (variável)
Dados
(variável)
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Nº de bytes
que o receptor
pode aceitar
Internet
checksum
Transporte / 59
Alguns dados sobre o cabeçalho
•
•
•
•
•
•
Um segmento TCP tem no máximo 65535 - 20 - 20 bytes de dados
Os números de sequência são dos bytes transmitidos; o ack number
denota o próximo byte esperado e não o último correctamente
recebido
THL - TCP Header Length, indica o número de palavras de 32 bits
do cabeçalho e é necessário devido às opções
O campo Flags permite passar informação de controlo
Window size permite indicar à outra extremidade quanto espaço há
livre no buffer de recepção do emissor; o valor 0 é legal e permite
indicar que o emissor está saturado
O campo das opções permite negociar o MTU a usar na conexão,
assim como outras opções como por exemplo “window scale option” e
a utilização de “negative acknowledgements”; também é usado para
“echo e echo reply probings”
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Transporte / 60
Flags e segmentos de controlo
Cada segmento pode ou não ter flags posicionadas. Um segmento com
flags posicionadas e sem dados é só de controlo. As flags são:
ACK
RST
SYN
FIN
URG
PSH
- Acknowledgement field is valid
- Reset the connection (idem reject)
- Synchronyze sequence numbers (abertura da conexão
com SYN = 1 e ACK = 0)
- Sender has reached the end of its byte stream (fecho
da conexão)
- Urgent pointer field is valid
- This segment requests a PUSH (o receptor não deve
“buferizar” estes dados à espera de mais e deve
entregá-los imediatamente à aplicação)
Os segmentos com SYN e FIN têm números de sequência para poderem
ser repetidos em caso de perca e para ambas as partes se colocarem de
acordo sobre os valores iniciais.
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Transporte / 61
A gestão dos timeouts em TCP
P: Como determinar o valor do
timeout ?
•
•
•
Maior que o RTT
• mas o RTT é variável !
Demasiado curto: timeout
prematuro
• Retransmissões
desnecessárias
Demasiado longo: reacção lenta
à perca de segmentos
P: Como determinar o RTT?
•
RTTmedido: medir o tempo que medeia
entre a transmissão e a recepção do
ACK
• Ignorar as retransmissões e os
segmentos cumulativamente ACKed
•
O valor medido irá variar, pretende-se
um RTT estimado menos sujeito a
picos (smoother ou “alisado”)
• Usar várias medidas e fazer
médias, não usar apenas o último
valor lido
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Transporte / 62
Distribuição do valor do RTT
probabilidade
probabilidade
0.3
0.3
0.2
0.2
0.1
0.1
RTT (ms)
RTT (ms)
Distribuição da probabilidade do valor do RTT (round trip time) num
canal físico (à esquerda) e na Internet (à direita)
Verifica-se que em função da carga da rede, existe uma grande
variância do RTT. Para uma rede carregada a 50% o RTT pode
variar num factor de 4, mas para uma rede carregada a 90% o
RTT pode variar num factor de 16 !
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Transporte / 63
Exemplo da situação
RTT: gaia.cs.umass.edu to fantasia.eur ec om.fr
350
RTT (mill iseco nd s)
300
250
200
150
100
1
8
15
22
29
36
43
50
57
64
71
78
85
92
99
106
ti me (seco nn ds)
SampleRT T
Esti mated RT T
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Transporte / 64
Round Trip Time e Timeout
Cálculo do RTT:
•
•
Trata-se de uma amostragem pesada
A influência da última amostra decresce exponencialmente
•
Valor típico de  : 0.125
EstimatedRTT = (1- )*EstimatedRTT + *SampleRTT
Valor do timeout a usar:
•
•
RTTestimado mais “margem de segurança”
Grande variação do RTTestimado -> maior margem de segurança
DevRTT = (1-)*DevRTT + *|SampleRTT-EstimatedRTT|
(tipicamente,  = 0.25)
TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4*DevRTT
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Transporte / 65
Outros aspectos da gestão do timeout
• O RTT dos segmentos retransmitidos não é usado
para a estimativa do valor do timeout
• Sempre que se perde um segmento o valor do timeout
usado é duplicado momentaneamente
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Transporte / 66
Gestão dos números de sequência
Host B
Host A
Nºs de sequência:
•
Nº do primeiro byte
presente no segmento
O utilizador
escreve ‘C’
host B
recebe
‘C’, ecoa ‘C’
ACKs:
•
Nº de sequência do
próximo byte esperado
pelo receptor
•
ACK cumulativo
P: como são geridos os
segmentos recebidos fora
de ordem ?
host A recebe o
‘C’ ecoado
R: não faz parte da
especificação de base
Cenário com telnet
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tempo
Transporte / 67
Gestão de ACKS
[RFC 1122, RFC 2581]
Evento
Acção do receptor
Segmentos recebidos sem
buracos, todos os segmentos
anteriores já ACKed
delayed ACK. Esperar até 500ms
por outro segmento. Se este não
chegar enviar ACK
Segmentos recebidos sem
buracos, todos os segmentos
anteriores já ACKed menos um
Enviar imediatamente um ACK
cumulativo
Segmento fora de ordem
gerando um buraco
Enviar ACK duplicado, indicando o
nº de sequência do próximo byte
esperado (o 1º do 1º buraco)
Chegada de um segmento que
preenche parcial ou totalmente
um buraco
Envio imediato de um ACK
cumulativo
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Transporte / 68
Cenários de retransmissão
Host A
X
loss
Sendbase
= 100
SendBase
= 120
SendBase
= 100
Perca de um ACK
time
Host B
Seq=92 timeout
Host B
SendBase
= 120
Seq=92 timeout
timeout
Host A
time
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Timeout prematuro,
ACKs cumulativos
Transporte / 69
Cenário com ACK cumulativo
timeout
Host A
Host B
X
loss
SendBase
= 120
time
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Transporte / 70
Retransmissão rápida

O time-out é em geral muito longo:



Assim a recuperação de um segmento perdido é lenta
A recepção de ACKs duplicados pode ser interpretada
como um NACK

O emissor envia muitos segmentos seguidos

Se um se perder, aprecerão muitos ACKs repetidos.
Se o emissor receber 3 ACKs com o mesmo número de
sequência:

fast retransmit: reenviar os segmentos antes de o time-out
expirar
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Transporte / 71
Controlo de fluxos
Controlo de fluxo
O emissor não satura os
buffers do receptor por
transmitir muito ou muito
depressa
RcvBuffer = tamanho do Buffer de recepção
RcvWindow = espaço livre no Buffer
Receptor: informa explicitamente
o emissor do espaço livre no
buffer de recepção
• Campo RcvWindow no
segmento
Emissor: evita que a
dimensão dos dados
ainda não confirmados
(unACKed) ultrapasse o
valor de RcvWindow
Buffer do receptor
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Transporte / 72
Estabelecimento da conexão
Three way handshake:
1: o cliente envia um segmento de controlo com a flag SYN
posicionada para o servidor
• Com o nº de sequência inicial do cliente
2: o servidor recebe o SYN, responde com um segmento de controlo
com as flags SYN e ACK, isto é:
• ACK do SYN
• Inicia o buffer
• Especifica o nº de sequência inicial do servidor
3: o cliente responde com um segmento de ACK
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Transporte / 73
Funcionamento
Host A
Host B
SYN (seq = x )
Tempo
SYN, ACK (seq=y, ack=x+1 )
Data, ACK (seq=x+1, ack=y+1 )
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Transporte / 74
Números de sequência inicial
•
É essencial que, dadas as características da rede, os pacotes atrasados
de uma conexão fechada não sejam interpretados como pacotes válidos de
uma nova conexão entre os mesmos sockets. As técnicas usadas para lidar
com este tipo de problema são uma ou mais das várias apresentadas a
seguir:
•
Ao fechar-se normalmente uma conexão espera-se o “Maximum Network
Packet Life Time” ( MNPLT) antes de libertar as portas e os números de
sequência (“estado TIME-WAIT” no fecho de um socket que dura 30
segundos).
•
Após o “boot” espera-se o MNPLT
•
Determinar o MNPLT adequado é delicado, o que conduz a valores muito
elevados deste parâmetro, e portanto desinteressantes (actualmente vale 3
minutos)
•
Usa-se um relógio monotonicamente crescente para gerar os números de
sequência iniciais o que exige números de sequência com muitos bits se os
canais admitem grandes velocidades de transmissão
•
Usam-se números pseudo-aleatórios (usando o relógio da máquina como
ponto de partida)
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Transporte / 75
Fecho da conexão com um protocolo assimétrico
Host A
Host B
data
Tempo
disconnect request
data
Este protocolo conduziria à quebra abrupta de conexões com perca de dados
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Transporte / 76
Fecho da conexão TCP
Host B
Host A
disconnect request (FIN, seq = x )
Tempo
ack ( ACK, ack = x+1 )
timeout
disconnect request (FIN, seq = y, ack = x+1 )
ack ( ACK, ack = y+1 )
fim
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Transporte / 77
Evolução do estado de uma conexão
TCP server
lifecycle
TCP client
lifecycle
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Transporte / 78
Princípios do controlo da saturação
• Saturação:
• informalmente: demasiados pacotes estão a ser
injectados na rede para a capacidade que esta tem
de os encaminhar
• diferente de controlo de fluxos!
• sintomas:
• Perca de pacotes (buffers com overflows)
• Tempos de trânsito elevados (filas de espera de
dimensão elevada – queueing)
• Tempos de trânsito com uma grande instabilidade
(a rede está em “rotura” e tem comportamentos
limite)
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Transporte / 79
Origens/custos da saturação
• A saturação da rede implica um aumento significativo do
tempo de trânsito dentro da rede
• Este aumento do tempo de trânsito conduz ao aumento das
retransmissões
• Muitas dessas retransmissões revelam-se inúteis, pelo que
conduzem a um desperdício da capacidade da rede
• Devido também ao aumento das filas de espera, muitos
pacotes são suprimidos. Cada pacote suprimido no interior da
rede implica o desperdício da capacidade da mesma até aí
consumida
• Em condições de saturação da rede, o rendimento desta
começa a decair e a percentagem da sua capacidade que é
aproveitada de forma útil decai também
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Transporte / 80
Conclusões
A saturação:
• conduz a um comportamento em que o rendimento da rede
decresce rapidamente
• tem por sintomas: perca de pacotes, tempos de trânsito
elevados, tempos de trânsito com uma grande instabilidade
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Transporte / 81
Como lidar com a saturação ?
• O equipamento de rede lida com a saturação
suprimindo os pacotes que não consegue encaminhar
• No entanto, tal medida não permite maximizar o
rendimento da rede
• Uma supressão indiscriminada e inadequada pode até
contribuir para o agravamento da situação
• É necessário encontrar formas de adaptar a procura à
oferta e tal passa necessariamente por os hosts
abrandarem o ritmo de geração de novo tráfego
• Os hosts têm pois de ser notificados ou pelo menos
reagirem à saturação
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Transporte / 82
Aproximações ao controlo da saturação
Existem duas classes de aproximações (e também
utilizações conjuntas das mesmas):
End-end:
•
Os routers não dão
feedback explícito da
saturação
•
O host final é que se
apercebe da saturação
pelo aumento do tempo de
trânsito e pela perca de
pacotes
•
Aproximação usada pelo
protocolo TCP
Network-assisted:
• Os routers dão feedback
explícito sobre a saturação
aos hosts:
• Um bit assinala a
saturação (SNA, DECbit,
TCP/IP ECN, ATM)
• É eventualmente
explicitado o ritmo a que o
emissor deve transmitir
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Transporte / 83
Controlo da saturação do protocolo TCP
•
•
Controlo extremo a extremo (“end-end” - sem suporte explícito da rede)
Ritmo de transmissão dos segmentos condicionado pelo “congestion window size”,
Congwin:
Congwin
•
Janela com W segmentos, cada um com MSS bytes, transmitidos em
cada RTT, conduzem ao seguinte ritmo de transmissão:
throughput =
w
* MSS
RTT
Bytes/sec
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Transporte / 84
Filosofia do controlo da saturação em TCP
• “Probing” da banda passante disponível:
• Transmitir tão rápido quanto possível sem perca de
segmentos
• Ir incrementando a janela até à perca de segmentos
(saturação)
• Perante a perca, decrementar a janela e depois recomeçar
a fazer “probing”
• Duas fases
• Slow start
• Congestion avoidance
•
Variáveis importantes:
• Congwin (janela de saturação)
• Threshold (limite)
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Transporte / 85
Gestão da janela do emissor do ponto de vista
da saturação – Slow start
Maximum allowed window = minimum (
Receiver window,
Congwin )
A congestion window é gerida da seguinte forma durante esta
fase:
1) No início ou após um período de saturação, o valor é igual a
um segmento (equivalente ao MSS – “Maximum Segment Size”)
2) Por cada ACK chegado ao receptor (acked), Congwin é
incrementada de 1 MSS (logo, duplica em cada RTT)
Esta estratégia conduz a uma subida exponencial do valor de
Congwin. Quando surge um timeout, anota-se o valor na variável
Treshold e inicializa-se Congwin ao valor do MSS de novo.
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Transporte / 86
TCP “Slowstart”
Host A
início: Congwin = 1
para (cada segmento ACKed)
Congwin = Congwin+1 MSS
até (loss event OR
CongWin > Threshold)
RTT
Slowstart algorithm
Host B
Aumento exponencial (por RTT)
da dimensão da janela
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time
Transporte / 87
Segunda fase – subida linear
Congestion avoidance
/* slowstart acabou pois */
/* Congwin > threshold */
Até (loss event) {
por cada w segments
ACKed:
Congwin++
}
threshold = Congwin/2
Congwin = 1
Recomeçar a fase slowstart
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Transporte / 88
Variantes
O Algoritmo descrito tem a designação de TCP Tahoe. A
variante corrente, designada por Reno, trata a perca de um
pacote isolado (assinalada por aparecerem 3 ACKs seguidos da
mesma sequência) de forma diferente.
Com TCP Reno, quando a perca isolada de um pacote é
detectada, a Congwin é reduzida a metade mas a fase “slow
start” é evitada entrando-se logo na fase de subida linear
(“congestion avoidance”).
Existem outras variantes mais modernas deste algoritmo
(Vegas, etc.)
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Transporte / 89
Tahoe e Reno
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Transporte / 90
Visão sintética




Se a CongWin está abaixo de Threshold, o emissor
está na fase slow-start, a janela cresce
exponencialmente.
Quando a CongWin está acima de Threshold, o
emissor está na fase congestion-avoidance, a janela
cresce linearmente.
Se ocorre um triple duplicate ACK, Threshold =
CongWin/2 e CongWin = Threshold.
Se ocore um timeout, Threshold = CongWin/2 e
CongWin = 1 MSS.
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Transporte / 91
Acções
Event
State
TCP Sender Action
Commentary
ACK receipt for
previously
unacked data
Slow Start
(SS)
CongWin = CongWin + MSS,
If (CongWin > Threshold)
set state to “Congestion
Avoidance”
Resulting in a doubling of
CongWin every RTT
ACK receipt for
previously
unacked data
Congestion
Avoidance
(CA)
CongWin = CongWin+MSS *
(MSS/CongWin)
Additive increase, resulting in
increase of CongWin by 1 MSS
every RTT
Loss event
detected by
triple duplicate
ACK
SS or CA
Threshold = CongWin/2,
CongWin = Threshold,
Set state to “Congestion Avoidance”
Fast recovery, implementing
multiplicative decrease.
CongWin will not drop below 1
MSS.
Timeout
SS or CA
Threshold = CongWin/2,
CongWin = 1 MSS,
Set state to “Slow Start”
Enter slow start
Duplicate ACK
SS or CA
Increment duplicate ACK count for
segment being acked
CongWin and Threshold not
changed
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Transporte / 92
Filosofia do TCP perante a saturação real
• O protocolo TCP procura encontrar um ponto de
equilíbrio que permita extrair o máximo de
rendimento da rede sem provocar saturação
• Quando a rede está saturada, o desvio padrão do
RTT começa a aumentar significativamente, pelo que
o valor do timeout usado também aumenta
significativamente
• Ao mesmo tempo perdem-se pacotes pelo que
Congwin tem frequentemente o valor de um MSS e o
valor do time-out é duplicado
• Este conjunto de factores conduz a que o
desempenho das ligações TCP nestas circunstância
seja muito afectado
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Transporte / 93
Variação da janela
congestion
window
24 Kbytes
16 Kbytes
8 Kbytes
time
Long-lived TCP connection
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Transporte / 94
Desempenho do TCP
•
Quando a janela tem a dimensão W (em bytes) e está estável, a taxa ou
velocidade de transmissão ou capacidade, da conexão TCP, é:
W / RTT
•
No entanto, a conexão nunca tem o mesmo valor de janela pois o TCP tentaria
aumentar a mesma. Admitindo que o valor máximo que não provocaria saturação
fosse W, quando a janela tiver W+MSS aparece um timeout e a mesma é
reduzida a W/2, pelo que, desprezando a fase de slow start, a taxa de
transmissão da conexão fica reduzida a:
W / 2 . RTT
•
Assim, dado o valor da janela variar constantemente entre W / 2 e W, podese considerar que em velocidade de cruzeiro a taxa de transmissão da conexão
TCP será:
0,75 . W / RTT
•
W / RTT é a fracção máxima da capacidade da rede que a conexão poderia
usar.
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Transporte / 95
Equidade (“Fairness”) do protocolo TCP
Se o protocolo TCP for equitativo, então se N conexões
TCP partilham um link, cada uma deveria obter 1/N da
capacidade do link
TCP connection 1
TCP
connection 2
bottleneck
router
capacity R
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Transporte / 96
Ilustração intuitiva
Duas conexões:
•
Consideremos que cada uma está já na fase “congestion avoidance”
•
Sempre que há perca de pacotes o valor de Treshold é dividido por 2
R
equal bandwidth share
loss: decrease window by factor of 2
congestion avoidance: additive increase
loss: decrease window by factor of 2
congestion avoidance: additive increase
Connection 1 throughput R
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Transporte / 97
Conclusão
• Se a rede só tivesse tráfego TCP, os canais seriam
partilhados com bastante equidade (“fairness” ou
justiça)
• Tal não é verdade pois existem outros tipos de
tráfego (UDP)
• A saturação penaliza o tráfego TCP mais do que
outros tipos de tráfego
• Uma aplicação que use várias conexões TCP em
paralelo obtêm uma fracção mais significativa da
banda do que uma que só utilize uma conexão
• Este aspecto é tanto mais verdade quanto mais
saturada estiver a rede
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Transporte / 98