Capítulo 3 Camada de transporte

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2 Capítulo 3: Camada de transporte Objetivos do capítulo: entender princípios por trás dos serviços da camada de transporte: multiplexação/demultiplexação transferência de dados confiável controle de fluxo controle de congestionamento aprender sobre os protocolos da camada de transporte na Internet: UDP: transporte sem conexão TCP: transporte orientado a conexão controle de congestionamento TCP slide 2

3 Capítulo 3: Esboço 3.1 Serviços da camada de transporte 3.2 Multiplexação e demultiplexação 3.3 Transporte não orientado para conexão: UDP 3.4 Princípios da transferência confiável de dados 3.5 Transporte orientado para conexão: TCP estrutura de segmento transferência confiável de dados controle de fluxo gerenciamento da conexão 3.6 Princípios de controle de congestionamento 3.7 Controle de congestionamento no TCP slide 3

4 Serviços e protocolos de transporte oferecem comunicação lógica entre processos de aplicação rodando em hospedeiros diferentes protocolos de transporte rodam em sistemas finais lado remetente: divide as msgs da aplicação em segmentos, passa à camada de rede lado destinatário: remonta os segmentos em msgs, passa à camada de aplicação mais de um protocolo de transporte disponível às aplicações Internet: TCP e UDP aplicação transporte rede enlace física transporte lógico fim a fim aplicação transporte rede enlace física slide 4

5 Protocolos da camada de transporte da Internet remessa confiável e em ordem (TCP) controle de congestionamento controle de fluxo estabelecimento da conexão remessa não confiável e desordenada: UDP extensão sem luxo do IP pelo melhor esforço serviços não disponíveis: garantias de atraso garantias de largura de banda aplicação transporte rede enlace física logical end-end transport rede enlace física rede enlace física network rede data enlace link physical física rede enlace física rede enlace física rede enlace física aplicação transporte rede enlace física slide 6

7 Como funciona a demultiplexação hospedeiro recebe datagramas IP cada datagrama tem endereço IP de origem, endereço IP de destino cada datagrama carrega 1 segmento da camada de transporte cada segmento tem número de porta de origem, destino hospedeiro usa endereços IP & números de porta para direcionar segmento ao socket apropriado 32 bits # porta origem # porta destino outros campos de cabeçalho dados da aplicação (mensagem) formato do segmento TCP/UDP slide 9

8 Demultiplexação não orientada para conexão cria sockets com números de porta: DatagramSocket mysocket1 = new DatagramSocket(12534); DatagramSocket mysocket2 = new DatagramSocket(12535); socket UDP identificado por tupla de dois elementos: (endereço IP destino, número porta destino) quando hospedeiro recebe segmento UDP: verifica número de porta de destino no segmento direciona segmento UDP para socket com esse número de porta datagramas IP com diferentes endereços IP de origem e/ou números de porta de origem direcionados para o mesmo socket slide 10

9 DatagramSocket serversocket = new DatagramSocket(6428); P2 P3 P1P1 SP: 6428 DP: 9157 SP: 6428 DP: 5775 SP: 9157 SP: 5775 cliente IP: A DP: 6428 servidor IP: C DP: 6428 Cliente IP:B SP oferece endereço de retorno slide 11

10 Demultiplexação orientada para conexão socket TCP identificado por tupla de 4 elementos: endereço IP de origem número de porta de origem endereço IP de destino número de porta de destino hospedeiro destinatário usa todos os quatro valores para direcionar segmento ao socket apropriado hospedeiro servidor pode admitir muitos sockets TCP simultâneos: cada socket identificado por usa própria tupla de 4 servidores Web têm diferentes sockets para cada cliente conectando HTTP não persistente terá diferentes sockets para cada requisição slide 12

11 P1 P4 P5 P6 P2 P1P3 SP: 5775 DP: 80 S-IP: B D-IP:C SP: 9157 SP: 9157 cliente IP: A DP: 80 S-IP: A D-IP:C servidor IP: C DP: 80 S-IP: B D-IP:C cliente IP:B slide 13

12 Demultiplexação orientada para conexão: servidor Web threaded P1 P4 P2 P1P3 SP: 5775 DP: 80 S-IP: B D-IP:C SP: 9157 SP: 9157 cliente IP: A DP: 80 S-IP: A D-IP:C servidor IP: C DP: 80 S-IP: B D-IP:C cliente IP:B slide 14

14 UDP: User Datagram Protocol [RFC 768] protocolo de transporte da Internet sem luxo, básico serviço de melhor esforço, segmentos UDP podem ser: perdidos entregues à aplicação fora da ordem sem conexão: sem handshaking entre remetente e destinatário UDP cada segmento UDP tratado independente dos outros Por que existe um UDP? sem estabelecimento de conexão (que pode gerar atraso) simples: sem estado de conexão no remetente, destinatário cabeçalho de segmento pequeno sem controle de congestionamento: UDP pode transmitir o mais rápido possível slide 16

15 UDP (User Datagram Protocol) Quando Utilizar o UDP (RFC 768)? Aplicações que implementam entrega confiável Aplicações tipo cliente/servidor ou solicitação/resposta, envolvendo msgs pequenas Consulta a DNS (Domain Name System) nslookup (Windows) RPC (Remote Procedure Call) get_ip_address (host_name) SNMP (gerência) Serviços em que pequenas perdas são suportadas Tráfego multimídia em tempo real VoIP, videoconferência, vídeo sob demanda, etc slide 17

16 UDP Cabeçalho com 8 bytes Tamanho máximo de 64 kbytes Formato do Datagrama 0 16 Source Port Length Data... Destination Port Checksum 31 slide 19

17 UDP Campos do Datagrama: Source/Destination Ports: Portas usadas pelos processos Source Port é opcional; necessária quando resposta tem que ser enviada à origem Length: Tamanho do datagrama (octetos), incluindo o cabeçalho de 8 bytes e os dados Checksum: Verificação de erro no datagrama (opcional) Data: Dados do usuário slide 20

18 Exemplo de soma de verificação da Internet nota Ao somar números, um carryout do bit mais significativo precisa ser somado ao resultado exemplo: somar dois inteiros de 16 bits contorna soma soma de verificação slide 22

19 Checksum e Header virtual Checksum calculado sobre o pacote UDP com o checksum zerado antecedido do header virtual 0 Zero 16 Source IP Address Dest. IP address Proto(17) UDP Length 31 Source Port UDP Length Data... Destination Port Zero slide 23

21 rdt3.0: operação pare e espere U remet = L / R RTT + L / R = 0,008 30,008 = 0,00027 slide 44

22 Paralelismo: utilização aumentada Aumento de utilização por fator de 3! U remet = 3 * L / R RTT + L / R = 0,02 30,008 = 0,0008 slide 45

23 Protocolos com paralelismo paralelismo: remetente permite múltiplos pacotes no ar, ainda a serem reconhecidos intervalo de números de sequência deve ser aumentado buffering no remetente e/ou destinatário duas formas genéricas de protocolo com paralelismo: Go-Back-N, repetição seletiva slide 46

24 Protocolos de Enlace Conceitos de ACK, Janela e Time-out STOP-AND-WAIT GO-BACK-N SELECTIVE REPEAT slide 47

25 Controle de Erro OK 1 1 OK ack 2 time-out 2 X 2 OK Ack 3 OK 2 2 OK, repetido, descartado ack 3 ACKs e quadros de dados são sempre numerados (ou sequenciados) Número de seqüência dos quadros é finito Protocolos tem que evitar receber quadros duplicados Corrupção de quadro ou perda de ACK provoca retx por time-out slide 48

26 Controle de Fluxo estanca tx RNR RNR congestionamento recomeça tx RR RR condição normal RR (Receiver Ready) e RNR (Receiver Not Ready) implementam controle de fluxo RR usado como ACK também slide 49

27 Transmissão Full Duplex A A ACK B ACK A B B Otimização : piggybacking A A ACK B ACK A B B slide 50

28 Premissas Quadros são recebidos na mesma seqüência de transmissão O transmissor trabalha com uma janela de números de seqüência que podem ser transmitidos O receptor trabalha também com uma janela e somente são processados os quadros que estiverem dentro da janela de recepção; quadros fora da janela são ignorados No receptor, o enlace somente repassa para o nível de rede os quadros recebidos em seqüência slide 51

29 Janela de Transmissão W W = 9 ACK transmissor receptor Time-out ótimo T = tempo de ida-e-volta W = # de quadros que podem ser transmitidos, pendentes de ACK Na ausência de erros, mantém enlace ocupado, evitando ociosidade No pior caso, W = 1 + T / Tmín onde T é o time-out ótimo e Tmín é o tempo de tx do menor quadro T = Tack + tempo de propagação ida-e-volta E se a janela for menor que o mínimo? E se for maior? slide 52

30 Janela Deslizante Na transmissão a janela inclui todos os quadros enviados e pendentes de confirmação ou ACK Ao receber uma confirmação para o quadro mais a esquerda, a janela desloca seu extremo inferior até o número de seqüência do próximo quadro não confirmado O limite superior avança à medida que novos quadros são transmitidos, respeitado o tamanho máximo da janela slide 53

31 Protocolo STOP AND WAIT Transmissor e receptor usam janela = 1 Eficiente apenas em ambientes onde o RTT (round-trip time ou tempo de ida e volta) entre transmissor e receptor é pequeno em relação ao tempo de transmissão de um quadro slide 54

32 Protocolo GO BACK N Transmissor opera com janela maior que 1 Receptor funciona com janela = 1 Quadros fora de seqüência são descartados no receptor e confirmação indica o próximo quadro esperado (no livro, o ack confirma o quadro recebido) No exemplo abaixo, transmissor opera com janela = 4 {01,2,3} {1,2,3,4} {2,3,4,5} 0 time-out ACK 1 ACK 1 ACK 1 0 D D D ACK 1 1 ACK 2 ACK {1} {2} {3} {4} {5} slide 55

33 GBN em operação slide 56

34 Janela máxima no GO BACK N Se sequenciamento <0,,7>, a janela de transmissão pode ser 8? 0 time-out X X X X X X X X {0} Duplicatas aceitas! Janela máxima de transmissão = # de seqüência máximo (7 ou 127) time-out X X X X X X X slide {7} Duplicatas descartadas!

35 GO BACK N com perda de ACK Janela de transmissão = 4, max_seq = 7 ACK 1 se perde, mas chegam os ACKs subseqüentes {0,1,2,3} {1,2,3,4} {3,4,5,6} ACK 1 X ACK 3 ACK 4 ACK 5 ACK6 ACK Um ACK 2 só poderia ser gerado se o quadro 1 chegou OK no receptor; logo, a perda de um ACK eventual não é relevante no GO BACK N e ACKs confirma todos os quadros anteriores na janela de transmissão slide 58

36 Protocolo GO BACK N Otimização: REJECT Se o tempo de time-out está alto, a retransmissão pode demorar e causa ineficiência {01,2,3} {1,2,3,4} {2,3,4,5} time-out ACK 1 ACK 1 ACK 1 ACK 1 ACK 2 ACK 3 0 D D D {1} {2} {3} {4} {5} slide 59

37 Protocolo GO BACK N Otimização: REJECT REJECT pode ser enviado para solicitar retransmissão de todos os quadros a partir do solicitado, antecipando ao time-out {01,2,3} {1,2,3,4} {2,3,4,5} ACK 1 0 D D D {1} REJ 1 ACK 2 ACK {2} {3} {4} {5} slide 60

38 Vantagens e Desvantagens do GO BACK N Vantagens Não requer buffers no destino Desvantagens Após um erro, quadros que chegam OK são descartados e terão que ser retransmitidos slide 61

39 Protocolo SELECTIVE REPEAT time-out ACK 1 ACK 1 ACK 1 ACK 1 ACK 5 ACK 5 ACK armazenados duplicatas Quadros fora de ordem são armazenados ACK confirma maior # de seqüência recebido sem erro slide 62

40 Janela máxima no SELECTIVE REPEAT Para funcionar, janela máxima = # de seq máx.+1 (4 ou 64) Restrição acima evita sobreposição da janela de recepção com a última janela de transmissão, cujos ACKs ainda não chegaram Contra exemplo: # de seq máx=7 e W=5 (na transmissão e na recepção) 2 time-out X X X X X ACK 4 ACK 4 {0,1,2,3,4} {5,6,7,0,1} {5,6,7,0,1} Duplicatas aceitas! Erro! slide 63

41 Protocolo SELECTIVE REPEAT Otimização: SELECTIVE REJECT {0,1,2,3} {1,2,3,4} time-out {1,2,3,4} ACK 1 ACK armazenados ACK 1 ACK 1 {0,1,2,3} {1,2,3,4} 1 ACK 5 ACK 5 ACK duplicatas {5,6,7,0} Se o tempo de time-out está alto, a retransmissão do quadro 1 perdido pode demorar e causa ineficiência Quadros em duplicata são transmitidos, desperdiçando banda slide 64

42 Protocolo SELECTIVE REPEAT Otimização: SELECTIVE REJECT SELECTIVE REJECT pede a retransmissão somente de um quadro específico {0,1,2,3} {1,2,3,4} {5,6,7,0} ACK 1 SELREJ 1 ACK ACK 1 1 ACK ACK 6 {0,1,2,3} {1,2,3,4} armazenados {5,6,7,0} {6,7,0,1} slide 65

44 TCP: Visão geral RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581 ponto a ponto: um remetente, um destinatário cadeia de bytes confiável, em ordem: sem limites de mensagem paralelismo: congestionamento TCP e controle de fluxo definem tamanho da janela buffers de envio & recepção dados full duplex: dados bidirecionais fluem na mesma conexão MSS: tamanho máximo do segmento orientado a conexão: apresentação (troca de msgs de controle) inicia estado do remetente e destinatário antes da troca de dados fluxo controlado: remetente não sobrecarrega destinatário slide 77

45 Estrutura do segmento TCP URG: dados urgentes (quase não usado) ACK: # ACK válido PSH: empurrar dados agora (quase não usado) RST, SYN, FIN: estab. conexão (comandos setup, teardown) soma de verificação da Internet (como em UDP) porta origem 32 bits número sequência porta destino número reconhecimento compr. não UAP cab. usado R SF soma verificação janela recepção ponteiro dados urg. opções (tamanho variável) dados da aplicação (tamanho variável) contagem por bytes de dados (não segmentos!) # bytes destinatário pode aceitar (RWND) slide 78

46 #s sequência e ACKs do TCP # s de sequência: ACKs: número na cadeia de bytes do 1 o byte nos dados do segmento # seq do próximo byte esperado do outro lado ACK cumulativo P: como o destinatário trata segmentos fora de ordem R: TCP não diz a critério do implementador cenário telnet simples slide 79

47 Tempo de ida e volta e timeout do TCP P: Como definir o valor de timeout do TCP? maior que RTT mas RTT varia muito curto: timeout prematuro retransmissões desnecessárias muito longo: baixa reação a perda de segmento P: Como estimar o RTT? SampleRTT: tempo medido da transmissão do segmento até receber o ACK ignora retransmissões SampleRTT variará; queremos RTT estimado mais estável média de várias medições recentes, não apenas SampleRTT atual slide 80

48 EstimatedRTT = (1- α)*estimatedrtt + α*samplertt média móvel exponencial ponderada influência da amostra passada diminui exponencialmente rápido valor típico: α = 0,125 slide 81

49 Amostras de RTTs estimados: slide 82

50 Tempo de ida e volta e timeout do TCP definindo o timeout EstimtedRTT mais margem de segurança grande variação em EstimatedRTT -> maior margem de seg. primeira estimativa do quanto SampleRTT se desvia de EstimatedRTT: DevRTT = (1-β)*DevRTT + β* SampleRTT-EstimatedRTT (geralmente, β = 0,25) depois definir intervalo de timeout TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4*DevRTT slide 83

52 Transferência confiável de dados no TCP TCP cria serviço rdt em cima do serviço não confiável do IP segmentos em paralelo ACKs cumulativos TCP usa único temporizador de retransmissão retransmissões são disparadas por: eventos de timeout ACKs duplicados inicialmente, considera remetente TCP simplificado: ignora ACKs duplicados ignora controle de fluxo, controle de congestionamento slide 85

53 TCP: cenários de retransmissão slide 88 Hosp. A Hosp. B Seq = 92, 8 bytes dados Seq = 100, 20 bytes dados ACK = 120 ACK = 100 Seq = 92 timeout Seq = 92, 8 bytes dados ACK = 120 Hosp. A Hosp. B tempo Timeout prematuro Seq = 92, 8 bytes dados ACK = 100 X timeout Seq = 92 timeout loss Seq = 92, 8 bytes dados ACK = 100 SendBase = 100 tempo Cenário de ACK perdido Sendbase = 100 SendBase = 120 SendBase = 120

54 slide 89 Host A Host B Seq = 92, 8 bytes dados ACK = 100 X Seq = 100, 20 bytes dados timeout perda ACK = 120 SendBase = 120 tempo Cenário ACK cumulativo

55 TCP: geração de ACK [RFC 1122, RFC 2581] Chegada de segmento na ordem esperada Espera até 500 ms pela chegada de próximo segmento antes de enviar ACK Chegada de segmento na ordem esperada e com segmento aguardando envio de ACK Envia ACK imediatamente (cumulativo) Chegada de segmento com número de seqüência acima do esperado Envia ACK indicando segmento esperado (duplicado) Chegada de um segmento que preenche lacuna total ou parcialmente Envia ACK imediatamente se segmento está na base da lacuna slide 91

56 Retransmissão rápida período de timeout relativamente grande: longo atraso antes de reenviar pacote perdido detecta segmentos perdidos por meio de ACKs duplicados remetente geralmente envia muitos segmentos um após o outro se segmento for perdido, provavelmente haverá muitos ACKs duplicados para esse segmento se remetente recebe 3 ACKs duplicados, assume que segmento foi perdido (rota está OK pois segmentos estão chegando no destino) retransmissão rápida: reenvia segmento antes que o temporizador expire slide 92

57 Hosp. A Hosp. B ACKs duplicados três vezes seq # 1 seq # 2 seq # 3 seq # 4 seq # 5 reenvia seq #2 X ACK 2 ACK 2 ACK 2 ACK 2 timeout tempo slide 93

59 Controle de fluxo TCP lado receptor da conexão TCP tem um buffer de recepção: datagramas IP espaço de buffer (atualmente) não usado dados TCP (no buffer) processo da aplicação pode ser lento na leitura do buffer processo da aplicação controle de fluxo remetente não estourará buffer do destinatário transmitindo muitos dados muito rapidamente serviço de compatibilização de velocidades: compatibiliza a taxa de envio do remetente com a de leitura da aplicação receptora slide 96

60 Controle de fluxo TCP: como funciona datagramas IP espaço de buffer (atualmente) não usado rwnd RcvBuffer dados TCP (no buffer) processo da aplicação (suponha que destinatário TCP descarte segmentos fora de ordem) espaço de buffer não usado: = rwnd = RcvBuffer-[LastByteRcvd - LastByteRead] destinatário: anuncia espaço de buffer não usado incluindo valor de rwnd no cabeçalho do segmento remetente: limita # de bytes não confirmados a rwnd garante que buffer do destinatário não estoura slide 97

62 Gerenciamento da conexão TCP lembre-se: Remetente e destinatário TCP estabelecem conexão antes que troquem segmentos dados inicializa variáveis TCP: slide 99 #s seq.: buffers, informação de controle de fluxo (p. e. RcvWindow) cliente: inicia a conexão Socket clientsocket = new Socket("hostname","port #"); servidor: contactado pelo cliente Socket connectionsocket = welcomesocket.accept(); apresentação de 3 vias: etapa 1: hosp. cliente envia segmento SYN do TCP ao servidor especifica # seq. inicial sem dados etapa 2: hosp. servidor recebe SYN, responde com segmento SYNACK servidor aloca buffers especifica # seq. inicial do servidor etapa 3: cliente recebe SYNACK, responde com segmento ACK, que pode conter dados

63 Gerenciamento da Conexão TCP transmissor estabelece conexão com o receptor antes de trocar segmentos de dados Inicializar variáveis e informar parâmetros: Números de seqüência Buffers, controle de fluxo (ex.rwnd) MSS desejável Cliente: iniciador da conexão Socket clientsocket = new Socket( hostname","port number"); Servidor: chamado pelo cliente Socket connectionsocket = welcomesocket.accept(); slide 100

64 Abertura de conexão: three way handshake Passo 1: sistema final cliente envia TCP SYN ao servidor Especifica número de seqüência inicial Opcionalmente informa o MSS, obrigando a outra ponta a não enviar segmento maior que esse valor indicado Caso o MSS não seja anunciado, a outra ponta pode assumir o valor default de 536 bytes Passo 2: servidor que recebe o SYN, responde com segmento SYNACK Confirma e o SYN recebido Aloca buffers Especifica o número de seqüência inicial do servidor Opcionalmente informa o MSS, obrigando a outra ponta a não enviar segmento maior que esse valor indicado Caso o MSS não seja anunciado, a outra ponta pode assumir o valor default de 536 bytes Passo 3: o sistema final cliente confirma o SYNACK recebido slide 101

65 Three way handshake Host A SYN seq=x MSS=256 Host B SYN seq=x MSS=256 SYN seq=y ACK=x+1 MSS=1460 SYN seq=y ACK=x+1 MSS=1460 seq=x+1 ACK=y+1 seq=x+1 ACK=y+1 Interface serial MTU = 296 Ethernet v2 MTU = 1500 Host A usará o MSS = 256 por causa do MTU local Host B usará o MSS = 256 anunciado pelo Host A por ser mais restritivo Pode evitar problemas em conexões como Velox que limitam o tamanho do pacote slide 102

66 MSS cabeçalho TCP dados TCP MSS cabeçalho enlace cabeçalho IP datagrama IP MTU dados do enlace quadro da camada de enlace dados IP CR C MSS = MTU 20 bytes (cabeçalho TCP) 20 bytes (cabeçalho IP) para não haver fragmentação do datagrama IP MSS default mínimo = 536 bytes, porque qualquer rede deve suportar pelo menos um datagrama IP de 576 bytes slide 103

67 Cenário Problemático MTU=1500 MTU=1500 A MTU=1500 MTU=256 MTU=256 MTU=1500 A R1 R2 SYN <MSS 1460> SYN <MSS 1460> Fragmentação ocorrerá entre R1 e R2. Como evitar isso? Path MTU discovery protocol: encontrar MTU mínimo numa rota Envia pacotes de controle de tamanho cada vez maior, com a indicação de não fragmentar (ICMP don t fragment no cabeçalho IP) Quando uma rota não pode repassar o pacote sem fragmentar, pacote de erro é retornado (ICMP can t fragment) Inicia com o menor entre os MSS trocados Para desempenho, evitar MSS default (536 bytes), pois pode encontrar um melhor valor (= MTU mínimo 40 bytes) slide 104

68 fechando uma conexão: cliente servidor cliente fecha socket: clientsocket.close(); fecha FIN etapa 1: sistema final do cliente envia segmento de controle TCP FIN ao servidor etapa 2: servidor recebe FIN, responde com ACK. Fecha conexão, envia FIN. espera temporizada fechado ACK FIN ACK fecha slide 105

69 etapa 3: cliente recebe FIN, responde com ACK entra em espera temporizada responderá com ACK aos FINs recebidos fechado cliente FIN ACK FIN servidor fechando etapa 4: servidor recebe ACK - conexão fechada Nota: Com pequena modificação, pode tratar de FINs simultâneos. espera temporizada fechado ACK fechado slide 106

70 ciclo de vida do servidor TCP ciclo de vida do cliente TCP slide 107

72 Princípios de controle de congestionamento Congestionamento: informalmente: muitas fontes enviando muitos dados muito rápido para a rede tratar diferente de controle de fluxo! manifestações: pacotes perdidos (estouro de buffer nos roteadores) longos atrasos (enfileiramento nos buffers do roteador) um dos maiores problemas da rede! slide 109

73 Técnicas para controle de congestionamento duas técnicas amplas para controle de congestionamento: controle de congestionamento fim a fim: nenhum feedback explícito da rede congestionamento deduzido da perda e atraso observados do sistema final técnica tomada pelo TCP controle de congestionamento assistido pela rede: roteadores oferecem feedback aos sistemas finais único bit indicando congestionamento (SNA, DECbit, TCP/IP ECN, ATM) taxa explícita que o remetente deve enviar no enlace de saída slide 115

75 Controle de congestionamento TCP: busca por largura de banda procura por largura de banda : aumenta taxa de transmissão no recebimento do ACK até por fim ocorrer perda; depois diminui taxa de transmissão continua a aumentar no ACK, diminui na perda (pois largura de banda disponível está mudando, dependendo de outras conexões na rede) taxa de emissão ACKs sendo recebidos, de modo que aumenta taxa X X X X X perda e diminuição de taxa comportamento dente de serra do TCP slide 119 P: Com que velocidade aumentar/diminuir? detalhes a seguir tempo

76 Controle de congestionamento TCP: detalhes remetente limita taxa limitando número de bytes sem ACK na pipeline : LastByteSent-LastByteAcked cwnd cwnd: difere de rwnd (como, por quê?) remetente limitado por min(cwnd,rwnd) aproximadamente, taxa = cwnd RTT bytes/seg cwnd é dinâmico, função do congestionamento de rede percebido bytes cwnd RTT ACK(s) slide 120

77 Controle de congestionamento TCP: mais detalhes evento de perda de segmento: reduzindo cwnd timeout: sem resposta do destinatário corta cwnd para 1 3 ACKs duplicados: pelo menos alguns segmentos passando (lembre-se da retransmissão rápida) corta cwnd pela metade, menos agressivamente do que no timeout ACK recebido: aumenta cwnd fase de partida lenta: aumento exponencialmente rápido (apesar do nome) no início da conexão, ou após o timeout prevenção de congestionamento: aumento linear slide 121

78 Comportamento do TCP Vazão ocorre em dente de serra Janela de transmissão kbytes threshold inicial alto três acks duplicados Time-out threshold threshold threshold threshold threshold Referência slow start congestion avoidance slow start congestion avoidance tempo RFC2001, TCP Slow Start, Congestion Avoidance, Fast Retransmit, and Fast Recovery Algorithms, Janeiro 1997 slide 122

79 Partida lenta do TCP quando conexão começa, cwnd = 1 MSS exemplo: MSS = 500 bytes & RTT = 200 ms taxa inicial = 20 kbps largura de banda disponível pode ser >> MSS/RTT desejável subir rapidamente para taxa respeitável aumenta taxa exponencialmente até o primeiro evento de perda ou quando o patamar é alcançado cwnd duplo a cada RTT feito incrementando cwnd por 1 para cada ACK recebido RTT Hosp. A Hosp. B um segmento dois segmentos quatro segmentos tempo slide 123

80 Slow Start e Congestion Avoidance Slow Start Inicia com cwnd =1 (MSS) Incrementa cwnd de 1 MSS a cada ack recebido, ou seja, duplica a cada RTT, crescendo exponencialmente até alcançar threshold, e entrando em congestion avoidance Em slow start, temos cwnd < threshold cwnd threshold RTT 2RTT 3RTT tempo 4RTT 5RTT 6RTT 7RTT slide 124

81 Transição dentro/fora da partida rápida ssthresh: patamar de cwnd mantido pelo TCP um evento de perda: define ssthresh como cwnd/2 lembre-se (metade) da taxa TCP quando ocorreu perda de congestionamento quando transição de cwnd > = ssthresh: da partida lenta para fase de prevenção de congestionamento Λ cwnd = 1 MSS ssthresh = 64 KB dupackcount = 0 timeout ssthresh = cwnd/2 cwnd = 1 MSS dupackcount = 0 retransmite segmento que falta duplicate ACK dupackcount++ partida lenta new ACK cwnd = cwnd+mss dupackcount = 0 transmite novos segmento(s), como permitido cwnd > ssthresh Λ timeout ssthresh = cwnd/2 cwnd = 1 MSS dupackcount = 0 retransmite segmento que falta prevenção de congestionamento slide 125

82 Slow Start e Congestion Avoidance Congestion Avoidance A partir daí aumenta linearmente, incrementando de 1 MSS a cada RTT, ou seja, ao receber um ack incrementa cwnd de MSS/cnwd Incremento de cwnd pode não ser suficiente para permitir o envio de um pacote naquele instante Em congestion avoidance, cwnd threshold cwnd threshold RTT 2RTT 3RTT tempo 4RTT 5RTT 6RTT 7RTT slide 126

83 TCP: prevenção de congestionamento quando cwnd ssthresh cresce cwnd de forma linear aumenta cwnd em 1 MSS por RTT aborda possível congestionamento mais lento que na partida lenta implementação: cwnd = cwnd + MSS/cwnd para cada ACK recebido AIMD ACKs: aumenta cwnd em 1 MSS por RTT: aumento aditivo perda: corta cwnd ao meio (perda sem timeout detectado): diminuição multiplicativa AIMD: Additive Increase Multiplicative Decrease slide 127

84 FSM do controle de congestionamento TCP: visão geral perda: timeout partida lenta cwnd > ssthresh perda: timeout prevenção de cong. perda: 3dupACK perda: timeout recup. rápida novo ACK perda: 3dupACK slide 128

85 FSM do controle de congestionamento TCP: detalhes slide 129

86 Tipos populares de TCP slide 130

87 Resumo: controle de congestionamento TCP quando cwnd < ssthresh, remetente na fase de partida lenta, janela cresce exponencialmente. quando cwnd > = ssthresh, remetente está na fase de prevenção de congestionamento, janela cresce linearmente. quando ocorre o ACK duplicado triplo, ssthresh definido como cwnd/2, cwnd definido como ~ssthresh quando ocorre o timeout, ssthresh definido como cwnd/2, cwnd definido como 1 MSS. slide 131

88 Vazão do TCP P: Qual é a vazão média do TCP como função do tamanho da janela, RTT? ignorando partida lenta seja W o tamanho da janela quando ocorre a perda quando janela é W, a vazão é W/RTT logo após perda, janela cai para W/2, vazão para W/2RTT. após a vazão: 0,75 W/RTT slide 132

89 Futuros do TCP: TCP sobre pipes longos, gordos exemplo: segmentos de 1500 bytes, RTT de 100 ms, deseja vazão de 10 Gbps exige tamanho de janela W = segmentos no ar vazão em termos da taxa de perda: L = Uau! 1,22 MSS RTT novas versões do TCP para alta velocidade L slide 133

90 Equidade do TCP objetivo da equidade: se K sessões TCP compartilharem o mesmo enlace de gargalo da largura de banda R, cada uma deve ter uma taxa média de R/K conexão TCP 1 conexão TCP 2 capacidade de gargalo do roteador R slide 134

91 Por que o TCP é justo? duas sessões concorrentes: aumento aditivo dá inclinação 1, pois vazão aumenta diminuição multiplicativa diminui vazão proporcionalmente R compartilhamento de largura de banda igual Vazão da conexão 2 perda: diminui janela por fator de 2 prevenção de congestionamento: aumento aditivo perda: diminui janela por fator de 2 prevenção de cong.: aumento aditivo Vazão da conexão 1 R slide 135

92 Equidade (mais) equidade e UDP aplicações de multimídia normalmente não usam TCP não desejam que a taxa seja sufocada pelo controle de congestionamento em vez disso, use UDP: envia áudio/vídeo em taxa constante, tolera perdas de pacotes equidade e conexões TCP paralelas nada impede que a aplicação abra conexões paralelas entre 2 hospedeiros. navegadores Web fazem isso exemplo: enlace de taxa R admitindo 9 conexões; nova aplicação solicita 1 TCP, recebe taxa R/10 nova aplicação solicita 11 TCPs, recebe R/2! slide 136

93 Falta de Eqüidade com TCP Congestionamento afetando muitas ( > 100) conexões TCP pode levar a ineqüidade na captura da banda Conexões com RTT menor reagem mais rápido às perdas e estabelecem equilíbrio num ponto com vazão maior Referência: R. Morris, TCP Behavior with Many Flows, IEEE International Conference on Networks, Outubro 1997 slide 137

94 Capítulo 3: Resumo princípios por trás dos serviços da camada de transporte: multiplexação, demultiplexação transferência de dados confiável controle de fluxo controle de congestionamento instância e implementação na Internet UDP TCP Em seguida: saindo da borda da rede (camada de transportes da aplicação) no núcleo da rede slide 138