Cap. 3 O nível de transporte

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1 Cap. 3 O nível de transporte

2 Nota prévia A estrutura da apresentação é semelhante e utiliza algumas das figuras, textos e outros materiais do livro de base do curso Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 2

3 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

4 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

5 Nível transporte vs. Nível Rede Nível rede: comunicação HOST-HOST Endereços do nível rede (endereços IP) Nível transporte: comunicaçação PROCESSO-PROCESSO Portos (portos associados aos processos) Unidades de dados ao nível dos protocolos de transporte TPDU (Transport Protocol Data Unit) Transporte de datagramas UDP na pilha TCP/IP: <IP origem, Porto origem, IP destino, porto destino, datagrama UDP> Transporte de segmentos numa conexão TCP na pilha TCP/IP: <IP origem, Porto origem, IP destino, Porto destino, conexão TCP>

6 Protocolos do nível transporte Transporte fiável com ordenação de mensagens (TCP) Controlo de saturação (congestion) application transport network data link physical network data link physical network data link physical Controlo de fluxo (flow-control) Conexão (conection setup) Transporte não fiável e sem garantia de ordenação de mensagens UDP Sem qualquer extensão ao serviço de envio e recepção de datagramas IP (Best Effort) network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical application transport network data link physical

7 Transporte processo-a-processo: outros requisitos (não tratados em UDP ou TCP) Aplicações com requisitos particulares de: Correcção de atrasos com controlo de latência variável) Garantias de isocronismo na transferência de mensagens Correcção de efeitos de atrasos variáveis, JITTER ou QoS (garantias de bandwidth mínima constante) Fluxos de cadeias de dados (data streaming, multimedia networking): application transport network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical application transport network data link physical Protocolos específicos de suporte de aplicação (normalmente usam UDP como transporte base)

8 Papel do nível de transporte Geralmente o nível visível pelas aplicações: central em toda a arquitectura de protocolos Pode providenciar dois tipos de serviços: orientado à conexão (conection-oriented) e não orientado conexão (ou modo datagrama ou connectionless) Razões de ser do nível transporte: Melhorar a qualidade de serviço oferecida pelo nível rede e mascarar as suas deficiências (erros, percas, desordenação, etc.) Agregar/desagregar: multiplexing / demultiplexing Endereçamento extremo a extremo (end-to-end); exemplo: endereço IP + porta Disponibilizar uma interface (API) adequada às aplicações (ex: accept, connect, send, receive, read, write, close, ) Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 8

9 Como se desenrola um protocolo de transporte host host API aplicação transporte Mensagens TPDUs (segmentos ou datagramas de transporte) aplicação transporte API rede Pacotes rede (pacotes do nível rede) Data-Link Tramas (frames) Data-Link Interface Física (Nível data link / nível físico) Interface Física Nível de ligação de dados / Nível Físico Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 9

10 Extremos da comunicação ao nível transporte (TCP/IP Communication End Points) 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 Endereço IP processos portas e filas de espera Cada fila de espera corresponde a um socket distinto. Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 10

11 Portas TCP/IP 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, estão as portas fixas associadas a aplicações normalizadas. Exemplos: HTTP/TCP porta 80, o SMTP/TCP porta 25, FTP/TCP porta 21, DAYTIME/TCP porta 7, GOPHER/TCP porta 70, DNS/UDP 53, etc. Cada servidor que realiza um serviço normalizado tem uma porta fixa associada definida para o respectivo protocolo aplicacional 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) Tabela de portos associados a serviços (ex., ver o ficheiro /etc/services) Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 11

12 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 Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 12

13 Multiplexing / Demultiplexing Agregação/Desagregação Multiplexing and Demultiplexing: determinar qual a fila de espera (e indirectamente o processo) a quem os dados se destinam. Mensagens: application-layer data P1 header TPDU Ht M Hn segment M application transport network P3 Receptor M M application transport network P4 Emissor M P2 application transport network

14 Ex: recepção de datagramas UDP (agregação/desagregação ao longo da pilha) portas udp Dados no TPDU desmultiplexagem pelas portas TPDU ou datagrama UDP desmultiplexagem udp, tcp,... datagrama ip desmultiplexagem ip, icmp, arp,... Frame (trama) cabeçalho frame cabeçalho ip cabeçalho udp dados utilizador Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 14

15 Multiplexing / Demultiplexing (continuação) Os dados são marcados com a porta origem e destino que identificam inequivocamente a origem e o destino dos dados (communication endpoint) 32 bits Porto origem # Porto dest. # Outros campos do cabeçalho Terminologia: também se utilizam os termos segmento TCP, pacote TCP datagrama UDP ou pacote UDP para designar os TPDU TCP e UDP Dados Formato de um TPDU ou segmento Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 15

16 Exemplos com portas TCP host A source port: x dest. port: 23 server B Web client host C source port:23 dest. port: x Exemplo: Telnet Source IP: C Dest IP: B source port: y dest. port: 80 Source IP: C Dest IP: B source port: x dest. port: 80 Web client host A Source IP: A Dest IP: B source port: x dest. port: 80 Web server B Exemplo: Web server Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 16

17 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 UDP 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) Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 17

18 Sockets UDP - Connectionless demux (cont) DatagramSocket serversocket = new DatagramSocket(6428); P2 P3 P1 SP: 6428 DP: 9157 SP: 6428 DP: 5775 client IP: A SP: 9157 DP: 6428 server IP: C SP: 5775 DP: 6428 Client IP:B SP provides return address

19 Sockets TCP - Connection-oriented demux (cont) P1 P4 P5 P6 P2 P1 P3 SP: 5775 DP: 80 S-IP: B D-IP:C client IP: A SP: 9157 DP: 80 S-IP: A D-IP:C server IP: C SP: 9157 DP: 80 S-IP: B D-IP:C Client IP:B

20 Sockets TCP - Connection-oriented demux: Threaded Web Server P1 P4 P2 P1 P3 SP: 5775 DP: 80 S-IP: B D-IP:C client IP: A SP: 9157 DP: 80 S-IP: A D-IP:C server IP: C SP: 9157 DP: 80 S-IP: B D-IP:C Client IP:B

22 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 Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 22

23 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,... Outras vantagens: tráfego broadcasting, multicasting (difusão e comunicação multi-ponto) Se for necessária fiabilidade é sempre possível introduzi-la ao nível aplicação Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 23

24 Os datagramas UDP 32 bits Tamanho, em Bytes, do segmento UDP incluindo o cabeçalho source port # dest port # length checksum Dados aplicação (mensagem) Soma Complemento para 1 de todas as palavras de 16 bits Formato do datagrama UDP Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 24

25 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 Wraparound (carry out) sum checksum Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 25

26 Exemplo Soma (P1, P2) P1 P2 P3 Soma (P1,P2,P3) Complemento P1 P2 P3 CS Verif Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 26

27 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. Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 27

28 Recepção dos datagramas UDP portas udp Processamento de cabeçalhos do TPDU e cópia dos dados para a fila de espera (porta) associada ao processo desmultiplexagem pelas portas dados do datagrama ou tpdu udp Datagrama ou tpdu udp desmultiplexagem udp, tcp,... datagrama ip desmultiplexagem ip, icmp, arp,... frame cabeçalho frame cabeçalho ip cabeçalho udp dados utilizador Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 28

30 Fiabilidade ao nível transporte e data-link Os protocolos de transporte orientados à conexão são em alguma medida semelhantes aos protocolos data-link orientados à conexão. 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 canal físico de dados router host router rede router host Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 30

31 Transporte vs. 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 Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 31

32 Compensação dos erros Os níveis inferiores ao nível de transporte podem introduzir erros, sobretudo perca de pacotes (nível rede) e frames (nível data-link/nível físico) Os frames com erros são em geral recusados ao nível data-link podendo então ser assimilados a pacotes perdidos Os protocolos de transporte que introduzem fiabilidade têm de mascarar os erros, sob pena de violarem a sua especificação Para circuitos com uma taxa de erros elevada no nível data-link, podem usar-se protocolos para mascarar os erros a esse nível Reliable Data-Link Protocols: evitam que os erros se propaguem para os níveis superiores e que sejam estes que os têm de recuperar Uma aplicação que use UDP pode ter de realizar, ao nível aplicação, mecanismos de compensação dos erros Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 32

33 Canal fiável vs. Canal Não Fiável As características de não fiabilidade do canal determinam a complexidade do protocolo de transferência de dados subjacente: primitivas rdt, rdt_send(), rdp_receive() Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 33

34 Processamento dentro do nível transprte: pecepção inicial das primitivas para rdt rdt_send(): chamada down-call, (pela aplicação). Passagem dos dados da aplicação deliver_data(): up-call a partir de rdt para disponibilizar os dados Lado Emissor Lado Receptor udt_send(): chamada downcall, para transferir o pacote de transporte para o serviço não fiável rdt_rcv(): chamada up-call, sempre que chega um pacote no receptor

35 Máquina de estados do emissor e receptor se o canal já fosse fiável Se o canal (underlying) for perfeitamente fiável: Não há erros Nao se perdem pacotes FSMs (Finite-State-Machine) para emissor e receptor: Emissor envia dados para o canal (underlying ) Receptor recebe dados do canal (underlying) Wait for rdt_send(data) call from above packet = make_pkt(data) udt_send(packet) Emissor Wait for call from below rdt_rcv(packet) extract (packet,data) deliver_data(data) rreceptor Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 35

36 Protocolo simplista e irrealista Exemplo de um protocolo em que não há erros nem perca de segmentos em 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) Todos os segmentos seriam bem recebidos Emissor tempo Receptor Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins DI - FCT/ UNL Transporte / 36

37 Canais não fiáveis introduzem erros (bit errors) e podem perder pacotes Percas ou erros na comunicação Ex., flip bits num pacote checksum permite detectar e descartar Detecção dos erros permite que dados incorrectos não sejam entregues à aplicação Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins DI - FCT/ UNL Transporte / 37

38 Recuperação ou mascaramento de erros Exige feedback do receptor, com controlo de confirmações (ACK,NAK) entre receptor e emissor acknowledgements (ACKs): receptor envia explicitamente ao emissor que o pacote foi bem recebido negative acknowledgements (NAKs): receptor envia explicitamente ao emissor que o pacote chegou com erros O emissor retransmite o pacote ao receber um NAK ou se não receber um ACK dentro de certo time-out ARQ (ou Automatic Repeat request) Protocols Detecção de Erros Feedback do Receptor Retransmissão pelo emissor Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins DI - FCT/ UNL Transporte / 38

39 Introdução de confirmações de recepção Emissor s1 Receptor ack O protocolo pressupõe que os segmentos não se perdem s2 ack Problema: os ACKs podem perder-se! ACK = Acknowledgement (confirmação ou aviso de recepção) tempo s3 ack Receptor saturado s4 Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 39

40 Perca de um segmento s1 Emissor tempo ack s2 ack s3 ack Receptor Quando um ACK se perde há uma situação de bloqueio eterno (deadlock) Como resolver? Introduzir temporização (timeouts) + retransmissão Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 40

41 Introdução de temporizadores (Timeouts) Emissor s1 ack Receptor timeout timeout s2 s2 ack s3 s3 ack tempo duplicado Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 41

42 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 Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 42

43 Situações patológicas Emissor s1 Receptor timeout Timeout foi demasiado curto... tempo s2 ack s1 Problemas: s1 duplicado s2 perdeu-se Como resolver? > Nºs de sequência s3 Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 43

44 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 Crítico: regulação em função do ciclo de repetição e possível ocorrência de erros ou percas Notar que 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 seria suficiente Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 44

45 Protocolo stop & wait Emissor s0(0) Receptor timeout s0(0) a(0) timeout s1(1) a(0) ignorar duplicado mas enviar ack s1(1) ignorar ack duplicado a(1) s2(2) tempo a(2) Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 45

46 Funcionamento (stop & wait) Emisor: 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 Receptor: 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. Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 46

47 Especificação FSM com ACKs ou NAKs rdt_send(data) snkpkt = make_pkt(data, checksum) udt_send(sndpkt) Wait for call from above rdt_rcv(rcvpkt) && isack(rcvpkt) Emissor Wait for ACK or NAK rdt_rcv(rcvpkt) && isnak(rcvpkt) udt_send(sndpkt) rdt_rcv(rcvpkt) && corrupt(rcvpkt) udt_send(nak) Wait for call from below rdt_rcv(rcvpkt) && notcorrupt(rcvpkt) extract(rcvpkt,data) deliver_data(data) udt_send(ack) Recepor

48 Tempo de transmissão e RTT Num canal de 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 bits / bps = 0,008 s = 8 ms Tp = dimensão do canal / velocidade de propagação = km/ km/s = 0,05 s = 50 ms, logo RTT = 100 ms 1000 bytes = 8Kbits Tt Tp Km 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: ( Tt + Tp ) / Tt = 108 / 8 = 13,5 segmentos Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 48

49 Desempenho do protocolo Stop & Wait Circuito a 1 Mbps, RTT de 100 ms, frames de 1KB T Transm. = 8000 b/frame 10**6 bps = 8 ms 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! Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 49

50 Desempenho do protocolo Stop & Wait (cont) emissor receptor transmissão do 1º bit, t = 0 transmissão do último bit, t = Tt RTT recepção do 1º bit recepção do último bit, enviar ACK ACK chega, enviar o próximo segmento, t = RTT + Tt Taxa de utilização = U = (sem erros) Tt RTT + Tt = 8 ms 108 ms = 0,074 = 7,4 % Como melhorar? Pipelining no emissor! Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 50

51 Protocolos com pipelining transmissão do 1º bit, t = 0 transmissão do último bit, t = Tt emissor receptor ACK chega, enviar o próximo, t = RTT + Tt RTT 1º bit chega do 1º segmento último bit do 1º seg. chega, enviar ACK último bit do 2º seg. chega, enviar ACK último bit do 3º seg. chega, enviar ACK A taxa de utilização subiu 3 vezes! Taxa de utilização = U = (sem erros) 3 x Tt RTT + Tt = 3 x 8 ms 108 ms = 22,2 % Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 51

52 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 (ou GBN) selective repeat (ou SR) Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 52

53 Pipelining com Go-Back-N O emissor vai transmitindo segmentos para a frente, usando um buffer dito janela do emissor. nºs de sequência Emissor segmentos esquecidos pois já foram acknowledged Janela de emissão buffer de emissão segmentos no buffer de emissão à espera de serem acknowledged futuro nºs de sequência Receptor segmentos esquecidos pois já foram consumidos pelo nível superior segmento esperado pelo receptor (janela de um segmento) futuro Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 53

54 GBN Ex: Janela = 4 Timeout para o pkt2 Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 54

55 Funcionamento no emissor Dispõe de uma janela de até N segmentos consecutivos não acknowledged que pode ir transmitindo (N = tamanho da janela) 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 Há medida que se vão recebendo ACKs, o emissor ai avançando a janela (como se esta deslizasse ) GBN como sliding window peotocol Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 55

56 Máquina de estados do emissor Nota: a gestão dos timeouts indicada ainda está simplificada. Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 56

57 Máquina de estados 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 Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 57

58 O GBN o receptor não controla buffering de pacotes fora de ordem Implicações: - Simplicidade do receptor no controlo de mensagens fora de ordem (para suportar ordenação de mensagens entregues ao nível superior), dado o comportamento do emissor Desvantagem: - Subsequente retransmissão de uma mensagem que já antes tinha chegado correctamente pode depois falhar - Para janelas muito grandes e muitos atrasos (impostos por limitações de largura de banda) tende a haver muitos pacotes no pipeline. Basta um erro num pacote para obrigar à retransmissão de um elevado número de pacotes (o que tb implica que a janela enche) - Implicações no desempenho (pipeline muito preenchido e gera muitas retransmissões que seriam desnecessárias) Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 58

59 Generalização: buffer no receptor Emissor segmentos esquecidos pois já foram acknowledged tempo nºs de sequência Receptor buffer de emissão segmentos no buffer de emissão à espera de serem Acknowledged ou com buracos nºs de sequência Janela de emissão futuro Janela de recepção buffer de recepção Notas: > janela do emissor ser >1 permite pipelining > janela do receptor ser > 1 permite memorizar pacotes do futuro ( selective repeat ) > um protocolo com as duas janelas iguais a 1 diz-se ( stop and wait ) segmentos esquecidos pois já foram consumidos pela aplicação segmentos no buffer de recepção à espera de serem consumidos pela aplicação ou à espera de serem contíguos futuro Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 59

60 A janela do receptor ser superior a 1 permite pois optimizar o protocolo GBN timeout ack não chegou ignorados timeout ack8 ack não chegou buffered ignorados Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 60

61 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 Material de suporte às aulas de Redes de Computadores de J. Legatheaux Martins Copyright DI - FCT/ UNL Transporte / 61

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