Camada de Transporte. Processo: Instância de uma aplicação que está. 3: Camada de Transporte 3a-1

Camada de Transporte Transferindo Mensagem entre Processos Processo: Instância de uma aplicação que está sendo executada em um 3: Camada de Transporte 3a-1

Motivando... TCP is optimized for accurate delivery, rather than a timely one. This, as it turns out, also creates some challenges when it comes to optimizing for web performance in the browser. 3: Camada de Transporte 3a-2

Embora tenha-se alternativa in practice all HTTP traffic on the Internet today is delivered via TCP due to the many great and convenient features it provides out of the box. 3: Camada de Transporte 3a-3

A realidade é que: Because of this, understanding some of the core mechanisms of TCP is essential knowledge for building an optimized web experience. 3: Camada de Transporte 3a-4

Serviços e protocolos de transporte provê canal de comunicação lógico entre instâncias de uma aplicação executando em sistemas finais diferentes aplicação transporte rede enlace física rede enlace física rede enlace física rede enlace física rede enlace física rede enlace física aplicação transporte rede enlace física 3: Camada de Transporte 3a-5 transporte lógico fim a fim

Serviços...Como? Segurança TLS Restrição temporal Integridade Vazão 3: Camada de Transporte 3a-6

Capítulo 3: Camada de Transporte Metas do capítulo: compreender os princípios que guiam os serviços da camada de transporte: multiplexação/ demultiplexação transferência confiável de dados controle de fluxo controle de congestionamento instanciação e implementação na Internet dos protocolos de transporte UDP TCP Resumo do Capítulo: serviços da camada de transporte multiplexação/demultiplexação transporte sem conexão: UDP princípios da transferência confiável de dados transporte orientado a conexão: TCP transferência confiável controle de fluxo gerenciamento de conexões princípios do controle de congestionamento controle de congestionamento usados no TCP 3: Camada de Transporte 3a-7

Serviços e protocolos de transporte provê canal lógico entre instâncias de uma aplicação, que em geral executam em SF diferentes protocolos de transporte executam em sistemas finais emissor: fragmenta a mensagem da aplicação em segmentos e os envia para a camada de rede; receptor: rearranja os segmentos em mensagens e os transmite para a camada de aplicação; Mais de um protocolo de transporte disponível para as aplicações Internet: TCP e UDP aplicação transporte rede enlace física rede enlace física rede enlace física rede enlace física rede enlace física rede enlace física aplicação transporte rede enlace física 3: Camada de Transporte 3a-8 transporte lógico fim a fim

Camada de Rede e Camada de Transporte camada de rede : comunicação lógica entre hosts ou sistemas; camada de transporte: comunicação lógica entre processos; A dimensão implementada é a Integridade (canal confiável) Depende e estende os serviços da camada de rede; 3: Camada de Transporte 3a-9

Multiplexação/demultiplexação obter dados dos diversos processos, envelopando-os com cabeçalho (usado depois para demultiplexação) Multiplexação no transmissor: Demultiplexação no receptor: entrega de segmentos recebidos para os devidos processos da camada de aplicação. 3: Camada de Transporte 3a-11

Como seria? Para o serviço de transporte não orientado a conexão: O que o SO precisa para identificar o processo que deve receber a mensagem no corpo do segmento? Lembre-se: o segmento já foi retirado do datagrama. E como seria para o serviço orientado a conexão? 3: Camada de Transporte 3a-12

Multiplexação/demultiplexação = socket aplicação P3 = processo P1 P1 aplicação P2 P4 aplicação transporte transporte transporte rede rede rede enlace enlace enlace física física física host 1 host 2 host 3 3: Camada de Transporte 3a-13

Os elementos da demultiplexação host recebe os datagramas IP Cada datagrama tem um endereço IP de origem e de destino; Cada datagrama carrega 1 segmento da camada de transporte; Cada segmento tem um número de porta de origem e um de destino 32 bits porta remetente porta receptor outros campos do cabeçalho lembrete: número de porta bem conhecido para aplicações específicas host usa o endereço IP e o número de porta para direcionar o segmento para o socket apropriado; dados da aplicação (mensagem) formato de segmento TCP/UDP 3: Camada de Transporte 3a-14

Demultiplexação não orientada a conexão Cria sockets com os números de porta DatagramSocket mysocket1 = new DatagramSocket(); DatagramSocket mysocket2 = new DatagramSocket(9157); Socket UDP identificado pela 2-tupla: (endereço IP destino, no porta destino) Quando o host recebe o segmento UDP: Verifica o número da porta de destino no segmento Direciona o segmento UDP para o socket correspondente ao número da porta; Datagramas IP com diferentes endereços IP de origem e/ou números de porta de origem são direcionados para o mesmo socket desde que... 3: Camada de Transporte 3a-15

Demultiplexação não orientada a conexão (cont) DatagramSocket serversocket = new DatagramSocket(6428); P2 P3 P1P1 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 provê endereço de retorno 3: Camada de Transporte 3a-16

Demultiplexação orientada a conexão Identificação do socket, 4-tupla: endereço IP de origem número da porta de origem endereço IP de destino número da porta de destino Hosts receptor usa estes valores da tupla para direcionar os segmentos para o socket apropriado host servidor deve suportar múltiplos sockets TCP simultaneamente: Cada socket é identificado por sua 4-tupla servidores Web tem diferentes sockets para cada cliente HTTP não persistente tem diferentes sockets para cada requisição 3: Camada de Transporte 3a-17

Demultiplexação orientada a conexão P3 P3 P4 P1P1 SP: 80 DP: 9157 SP: 80 DP: 5775 cliente IP: A SP: 9157 DP: 80 servidor IP: C SP: 5775 DP: 80 cliente IP:B 3: Camada de Transporte 3a-18

QUESTÕES Considere uma conexão de dados confiável. Suponha que um segmento que viaja do Sistema A para o Sistema B tem número de porta fonte x e número de porta destino y. Quais são as portas de origem e destino em um segmento que viaja de B para A? É possível para uma aplicação obter transferência confiável de dados se ela estiver usando o serviço de transferência não confiável da camada de transporte? 3: Camada de Transporte 3a-19

QUESTÕES(II) Supondo um processo em um sistema C esteja usando um socket com número de porta 6789 criado para uma comunicação não-orientada a conexão. Suponha que o sistema A e B envie segmentos para C destinada a porta 6789. Serão esses segmentos destinados ao mesmo socket? Se sim como o processo irá identificar a origem dos segmentos? 3: Camada de Transporte 3a-20

Atividade: Protocolo para a camada de transporte Tarefa: Projetar um protocolo para a camada de transporte que ofereça um serviço de transferência Não-confiável. Espera-se: Dinâmica de troca de mensagens pelas entidades que usam o protocolo; Formato das mensagens enviadas(msg requisição; msg resposta). 3: Camada de Transporte 3a-21

UDP: User Datagram Protocol [RFC 768] Protocolo de transporte da Internet mínimo Serviço melhor esforço, segmentos UDP podem ser: perdidos entregues à aplicação fora de ordem do envio sem conexão: não há setup UDP entre remetente, destinatário tratamento independente para cada segmento UDP 3: Camada de Transporte 3a-22

Motivando a existência do UDP Elimina estabelecimento de conexão Mínimo de Um RTT para iniciar a transmissão dos dados Simples: não se mantém estado da conexão no remetente/receptor Variáveis de controle, e buffers de transmissão e recepção Pequeno cabeçalho por segmento Controle fino no nível da aplicação Qual dado enviar? o mais novo repassado pela camada de aplicação Quando enviar? Ao final da montagem do segmento; 3: Camada de Transporte 3a-23

Mais sobre UDP muito utilizado para apls. de meios contínuos (voz, vídeo) tolerantes de perdas sensíveis à taxa de transmissão outros usos de UDP (por quê?): DNS (nomes) SNMP (gerenciamento) transferência confiável com UDP: incluir confiabilidade na camada de aplicação recuperação de erro específica à aplicação Comprimento em bytes do segmento UDP, incluindo cabeçalho 32 bits porta origem porta dest. comprimento checksum Dados de aplicação (mensagem) UDP segment format 3: Camada de Transporte 3a-24

Checksum UDP Objetivo: detectar erro (e.g., bits invertidos) no segmento transmitido Remetente: trata conteúdo do segmento como seqüência de inteiros de 16-bits campo checksum zerado checksum: soma (adição usando complemento de 1) do conteúdo do segmento remetente coloca complemento do valor da soma no campo checksum de UDP Receptor: calcula checksum do segmento recebido verifica se checksum computado possui algum zero: SIM - erro detectado NÃO - nenhum erro detectado. 3: Camada de Transporte 3a-25

Checksum UDP: Cálculo Porta Orig. Porta Dest. CheckSum 0110011001100000 0101010101010101 0000000000000000 1000111100001100 Comprime nto 3: Camada de Transporte 3a-26

Checksum UDP: Cálculo Porta Orig Porta Dest 0110011001100000 0101010101010101 1011101110110101 3: Camada de Transporte 3a-27

Checksum UDP: Cálculo resultado anterior + Checksum Resultado anterior Checksum 1011101110110101 0000000000000000 1011101110110101 3: Camada de Transporte 3a-28

Checksum UDP: Cálculo resultado anterior + Tamanho Resultado anterior Comprim ento CheckSum Compleme nto de 1 1011101110110101 1000111100001100 0100101011000010 1011010100111101 Lembra do campo checksum zerado???? 3: Camada de Transporte 3a-29

Checksum UDP: Cálculo Porta Orig Port Dest Tamanho 0110011001100000 0101010101010101 1000111100001100 1011010100111101 CheckSum Compleme nto de 1 Lembra do campo checksum zerado???? 3: Camada de Transporte 3a-30

Checksum UDP: Após o Cálculo Porta Orig Porta Dest CheckSum 0110011001100000 0101010101010101 1011010100111101 1000111100001100 Tamanho 3: Camada de Transporte 3a-31

Checksum UDP: No destinatário Resultado Porta Orig+ Porta Dest Tamanho 1011101110110101 1000111100001100 0100101011000010 CheckSum 1011010100111101 3: Camada de Transporte 3a-32

Checksum, pra quê? Já que existe serviço similar na camada de Enlace, então pra quê um serviço redundante? 3: Camada de Transporte 3a-33

Exercícios TFTP é um protocolo de transferência de arquivos simples que permite um cliente obter um arquivo ou transferir um arquivo para um servidor. Pesquise sobre esse protocolo e indique, analisando a sua dinâmica, por quê ele usa o UDP. Se fosse possível desligar o CHKSUM do UDP, que motivos/cenário o levaria a fazer isso? Existe um limite para o tamanho de um datagrama UDP(2^16) bytes. Como transferir arquivos maiores que isso USANDO o UDP? Em uma rede global, a transferência não confiável de dados do UDP está mais sujeita as perdas. De que forma pode-se reduzir as perdas? 3: Camada de Transporte 3a-34

Exercícios Considere uma aplicação dependente da rede de dados móvel. O arquiteto dessa aplicação considera a utilização do UDP como protocolo de transporte a ser usado. Apresente argumentos, baseado unicamente no cenário de rede de dados móvel, que ajudem o arquiteto a fechar em torno do UDP. 3: Camada de Transporte 3a-35

Qual o custo da apresentação? A transmissão de uma mensagem Atraso de processamento ( roteador ) Microsegundos ou menos Enfileiramento (volume de tráfego no roteador) Microsegundos - milissegundos Transmissão (canal de saída) Microsegundos Propagação no meio Milissegundos 3: Camada de Transporte 3a-36

Na prática: Da LocaWeb para o icomp traceroute to www.icomp.ufam.edu.br (200.17.49.24), 30 hops max, 60 byte packets 1 179.188.31.52 (179.188.31.52) 0.815 ms 179.188.31.53 (179.188.31.53) 0.590 ms 179.188.31.52 (179.188.31.52) 0.654 ms 2 179.188.31.53 (179.188.31.53) 0.585 ms 0.725 ms 0.457 ms 3 179.188.31.35 (179.188.31.35) 2.750 ms 179.188.31.33 (179.188.31.33) 1.001 ms 0.955 ms 4 179.188.31.2 (179.188.31.2) 1.248 ms 179.188.31.1 (179.188.31.1) 1.411 ms 1.674 ms 5 as1916.saopaulo.sp.ix.br (187.16.220.208) 6.511 ms 186.202.44.18 (186.202.44.18) 1.524 ms as1916.saopaulo.sp.ix.br (187.16.220.208) 6.407 ms 6 sp-sp2.bkb.rnp.br (200.143.253.37) 1.516 ms 1.253 ms as1916.saopaulo.sp.ix.br (187.16.220.208) 1.435 ms 7 ce-rj.bkb.rnp.br (200.143.253.25) 43.781 ms 43.689 ms 43.660 ms 8 200.143.253.150 (200.143.253.150) 43.581 ms ce-rj.bkb.rnp.br (200.143.253.25) 43.450 ms 43.241 ms 9 200.143.253.150 (200.143.253.150) 43.250 ms ma-ce-oi.bkb.rnp.br (200.143.252.145) 57.304 ms 57.261 ms 10 ma-ce-oi.bkb.rnp.br (200.143.252.145) 57.239 ms pa-ma-oi.bkb.rnp.br (200.143.252.149) 67.674 ms 67.611 ms 11 to-jto.bkb.rnp.br (200.143.255.137) 95.220 ms pa-ma-oi.bkb.rnp.br (200.143.252.149) 67.457 ms 67.378 ms 12 200.129.156.126 (200.129.156.126) 95.908 ms 94.029 ms 94.052 ms 13 200.129.156.126 (200.129.156.126) 94.326 ms 94.472 ms 93.528 ms 3: Camada de Transporte 3a-37

Cuidados no uso do UDP Ponto de partida para definição de novos protocolos de transporte Omite consagrados mecanismos da transferência confiável implementada no TCP Aplicações com geração intensiva de tráfego baseadas no UDP devem implementar mecanismos de controle e prevenção de congestionamento Insensibilidade ao congestionamento pode gerar sobrecarga da rede e eventualmente o colapso por congestionamento 3: Camada de Transporte 3a-38

Para as aplicações que precisam ainda usar o UDP Deve tolerar uma grande variedade de condições distintas nos caminhos da Internet; Precisam controlar as taxas de transmissão; Precisam exercer controle de congestionamento; Precisam usar a banda passante de forma similar ao TCP; Precisam retroceder contadores de retransmissão após perdas; Precisam evitar o envio de datagramas que excedam o MTU do caminho; Precisam lidar com perda, duplicação e reordenação; Precisam ser robustos para entregas com atraso superior a 2 minutos; Precisam habilitar Ipv4 UDP checksum, e deve habilitar Ipv6 Checksum Melhor que usem keepalives quando necessário (interval mínimo 15s) 3: Camada de Transporte 3a-39

Uma máquina de estado Estado: caracteriza uma certa configuração da máquina; Evento: podem causar mudanças no estado da máquina; Ações: executadas quando ocorre a transição de um estado para outro; Transição é determinada unicamente pelo próximo evento evento causando transição de estados ações tomadas na transição de estado estado 1 evento ações estado 2 3: Camada de Transporte 3a-41

Qual a suposição???? Serviço: Transfer. Conf. Dados 3: Camada de Transporte 3a-43

Princípios de Transferência confiável de dados Serviço Prestado: MELHOR Esforço 3: Camada de Transporte 3a-44

Princípios de Transferência confiável de dados (rdt) importante pois outras camadas implementam o conceito; características do canal não confiável determinam a complexidade de um protocolo de transferência confiável de dados (rdt) 3: Camada de Transporte 3a-45

Transferência confiável de dados (rdt): Interfaces do protocolo rdt_send(): chamada de cima, (p.ex.,pela apl.). Dados recebidos p/ entregar à camada sup. do receptor deliver_data(): chamada por rdt p/ entregar dados p/ camada superior Lado Trans. Lado Recep. udt_send(): chamada por rdt, p/ transferir pacote pelo canal ñ confiável ao receptor rdt_rcv(): chamada quando pacote chega no lado receptor do canal 3: Camada de Transporte 3a-46

Transferência confiável de dados (rdt): A abordagem Desenvolver incrementalmente os lados remetente, receptor do protocolo RDT; Considerar apenas fluxo unidirecional de dados mas info de controle flui em ambos os sentidos! Usar máquinas de estados finitos (FSM) p/ especificar remetente, e receptor. 3: Camada de Transporte 3a-47

Transferência confiável de dados (rdt): Uma máquina de estado Estado: caracteriza uma certa configuração da máquina; Evento: podem causar mudanças no estado da máquina; Ações: executadas quando da transição de um estado para outro; Transição é determinada unicamente pelo próximo evento evento causando transição de estados ações tomadas na transição de estado estado 1 evento ações estado 2 3: Camada de Transporte 3a-48

Rdt1.0: transferência confiável usando um canal confiável canal subjacente é confiável não tem erros de bits; não tem perda de pacotes. FSMs separadas para remetente e receptor: remetente envia dados pelo canal subjacente receptor recebe dados do canal subjacente 3: Camada de Transporte 3a-49

Rdt2.0: canal com erros de bits canal subjacente pode inverter bits no pacote lembre-se: um checksum pode detectar erros de bits a questão: como recuperar dos erros? reconhecimentos (ACKs): receptor avisa explicitamente ao remetente que pacote chegou bem reconhecimentos negativos (NAKs): receptor avisa explicitamente ao remetente que pacote tinha erros remetente retransmite pacote ao receber um NAK ARQ(Automatic Repeat request). novos mecanismos em rdt2.0 (em relação ao rdt1.0): deteção de erros realimentação pelo receptor: msgs de controle (ACK,NAK) receptor- >remetente Retransmissão 3: Camada de Transporte 3a-50

rdt2.0: especificação da FSM FSM do remetente FSM do receptor 3: Camada de Transporte 3a-51

rdt2.0: especificação da FSM FSM do remetente FSM do receptor 3: Camada de Transporte 3a-52

rdt2.0: em ação (sem erros) FSM do remetente FSM do receptor 3: Camada de Transporte 3a-53

rdt2.0: em ação (com erro) FSM do remetente FSM do receptor 3: Camada de Transporte 3a-54

rdt2.0 tem uma falha fatal! O que acontece se ACK/NAK com erro? Remetente não sabe o que passou no receptor! não se pode apenas retransmitir: possibilidade de pacotes duplicados O que fazer? remetente usa ACKs/NAKs p/ ACK/NAK do receptor? E se perder ACK/NAK do remetente? Melhorar o procedimento de Checksum permitindo a correção do erro, mas o pacote pode se perde; retransmitir, mas pode causar retransmissão de pacote recebido corretamente! 3: Camada de Transporte 3a-55

rdt2.1, lidando com a duplicação! remetente inclui número de sequência para cada pacote; remetente retransmite pacote atual se ACK/NAK foi recebido com erro; receptor descarta (não entrega) pacote duplicado. receptor transmite ACK para pacotes duplicados; 3: Camada de Transporte 3a-56

rdt2.1: remetente, trata ACK/NAKs c/ erro 3: Camada de Transporte 3a-57

rdt2.1: remetente, trata ACK/NAKs c/ erro 3: Camada de Transporte 3a-58

rdt2.1: receptor, trata ACK/NAKs com erro 3: Camada de Transporte 3a-59

rdt2.1: receptor, trata ACK/NAKs com erro 3: Camada de Transporte 3a-60

rdt2.1: discussão Remetente: no. de seq no pacote bastam dois nros. de seq. (0,1). Por quê? deve checar se ACK/NAK recebido tinha erro duplicou o no. de estados estado deve lembrar se pacote corrente tem no. de seq. 0 ou 1. Receptor: deve checar se pacote recebido é duplicado estado indica se no. de seq. esperado é 0 ou 1 note: receptor não tem como saber se último ACK/NAK foi recebido bem pelo remetente 3: Camada de Transporte 3a-61

rdt2.2: um protocolo sem NAKs mesma funcionalidade que rdt2.1, só com ACKs ao invés de NAK, receptor envia ACK p/ último pacote recebido corretamente receptor deve incluir explicitamente no. de seq do pacote reconhecido ACK duplicado no remetente resulta na mesma ação que o NAK: retransmite pacote atual 3: Camada de Transporte 3a-62

rdt2.2: Protocolo sem NAKs remetente 3: Camada de Transporte 3a-63

rdt2.2: Protocolo sem NAK - Receptor 3: Camada de Transporte 3a-64

Para-e-Espera: canais com erros e perdas suposição: canal subjacente também pode perder pacotes (dados ou ACKs) checksum, no. de seq., ACKs, retransmissões podem ajudar, mas não serão suficientes P: como lidar com perdas? remetente espera até ter certeza que se perdeu pacote ou ACK, e então retransmite 3: Camada de Transporte 3a-65

Para-e-Espera: canais com erros e perdas Abordagem: remetente aguarda um tempo razoável pelo ACK retransmite se nenhum ACK for recebido neste intervalo se pacote (ou ACK) apenas estiver atrasado (e não perdido): retransmissão será duplicada, mas o uso de no. de seq. já cuida disto receptor deve especificar no. de seq do pacote sendo reconhecido requer temporizador 3: Camada de Transporte 3a-66

Para-e-espera: Remetente 3: Camada de Transporte 3a-67

Para-e-Espera: em ação 3: Camada de Transporte 3a-68

Desempenho de Para-e-Espera Algoritmo Funciona, porém seu desempenho é muito ruim exemplo: enlace de 1 Gbps, retardo fim a fim(a ida) de 15 ms, pacote de 1KB: T transmitir = L (tamanho do pacote - bits) R (taxa de transmissão, bps) = 8Kb 10**9 b/sec = 8 microsec U = transmissor L / R RTT + L / R =.008 30.008 = 0.00027 (0.027%) Utilização: porcentagem/fração de tempo remetente está ocupado 1000 30 1KB pac. de 1KB a cada ~30 mseg -> vazão de 33KB/seg num enlace de 1 Gbps protocolo limita uso dos recursos físicos! 3: Camada de Transporte 3a-69

A operação do para-e-espera bit primeiro pacote transmitido, t = 0 último bit transmitido, t = L / R emissor receptor RTT bit do primeiro pacote recebido último bit do pacote recebido, envia ACK ACK recebido, envia próximo pacote, t = RTT + L / R U L / R RTT + L / R = emissor =.008 30.008 = 0.00027 3: Camada de Transporte 3a-70

Protocolos dutados (pipelined) Dutagem (pipelining): remetente admite múltiplos pacotes em trânsito, ainda não reconhecidos 3: Camada de Transporte 3a-71

Pipelining: aumenta utilização emissor receptor bit primeiro pacote transmitido, t = 0 último bit transmitido, t = L / R RTT ACK recebido, envia próximo pacote, t = RTT + L / R primeiro bit do pacote recebido último bit recebido, envia ACK último bit do 2 o pacote recebido, envia ACK último bit do 3 o pacote recebido, envia ACK U 3*L / R RTT + L / R = emissor =.024 30.008 Aumenta a utilização de um fator de 3 = 0.0008 microsegundos 3: Camada de Transporte 3a-72

Protocolos dutados (pipelined) Volta-N e Retransmissão seletiva. 3: Camada de Transporte 3a-73

Protocolos para dutagem Volta-N: visão geral Remetente pode ter até N pacotes Não-acks no pipeline Receptor envia somente acks acumulativos Não reconhece pacotes se existir espaço. Remetente tem timer para o pacote mais antigo enviado Se o timer expirar, retransmite todos os pacotes não acks. Retransmissão Seletiva: Visão geral Remetente pode ter até N pacotes Não-acks no pipeline; Receptor reconhece pacotes individualmente; Remetente mantém timer para cada pacote não-ack Quando o timer expirar retransmite somente pacotes Não-acks. 3: Camada de Transporte 3a-74

Volta N Remetente pode ter até N pacotes Não-acks no pipeline Receptor envia somente acks acumulativos Não reconhece pacotes se existir espaço. Remetente tem timer para o pacote mais antigo enviado Se o timer expirar, retransmite todos os pacotes não acks. 3: Camada de Transporte 3a-75

Volta-N Remetente: no. de seq. de k-bits no cabeçalho do pacote admite janela de até N pacotes consecutivos não reconhecidos ACK(n): reconhece todos pacotes, até e inclusive no. de seq n - ACK cumulativo pode receber ACKs duplicados (veja receptor) temporizador que serve para cada pacote em trânsito timeout(n): retransmite pacote n e todos os pacotes com no. de seq maiores na janela 3: Camada de Transporte 3a-76

Volta-N: FSM do remetente rdt_send(data) base=1 nextseqnum=1 rdt_rcv(rcvpkt) && corrupt(rcvpkt) if (nextseqnum < base+n) { sndpkt[nextseqnum] = make_pkt(nextseqnum,data,chksum) udt_send(sndpkt[nextseqnum]) if (base == nextseqnum) start_timer nextseqnum++ } else refuse_data(data) Wait timeout start_timer udt_send(sndpkt[base]) udt_send(sndpkt[base+1]) udt_send(sndpkt[nextseqnum-1]) rdt_rcv(rcvpkt) && notcorrupt(rcvpkt) base = getacknum(rcvpkt)+1 If (base == nextseqnum) stop_timer else start_timer 3: Camada de Transporte 3a-77

Volta-N: FSM do receptor default udt_send(sndpkt) expectedseqnum=1 Wait sndpkt = make_pkt(expectedseqnum,ack,chksum) rdt_rcv(rcvpkt) && notcurrupt(rcvpkt) && hasseqnum(rcvpkt,expectedseqnum) extract(rcvpkt,data) deliver_data(data) sndpkt = make_pkt(expectedseqnum,ack,chksum) udt_send(sndpkt) expectedseqnum++ receptor simples: usa apenas ACK: sempre envia ACK para pacote recebido bem com o maior no. de seq. em-ordem pode gerar ACKs duplicados só precisa se lembrar do expectedseqnum pacote fora de ordem: descarta (não armazena) -> receptor não usa buffers! manda ACK de pacote com maior no. de seq em-ordem 3: Camada de Transporte 3a-78

Volta-N em ação 3: Camada de Transporte 3a-79

Retransmissão seletiva receptor reconhece individualmente todos os pacotes recebidos corretamente armazena pacotes no buffer, conforme precisa, para posterior entrega em-ordem à camada superior remetente apenas re-envia pacotes para os quais ACK não recebido temporizador de remetente para cada pacote sem ACK janela do remetente N nos. de seq consecutivos outra vez limita nos. de seq de pacotes enviados, mas ainda não reconhecidos 3: Camada de Transporte 3a-80

Retransmissão seletiva: janelas de remetente, receptor 3: Camada de Transporte 3a-81

Retransmissão seletiva remetente dados de cima: se próx. no. de seq na janela, envia pacote timeout(n): reenvia pacote n, reiniciar temporizador ACK(n) em [sendbase,sendbase+n]: marca pacote n recebido se n for menor pacote não reconhecido, avança base da janela ao próx. no. de seq não reconhecido. receptor pacote n em [rcvbase, rcvbase+n-1] envia ACK(n) fora de ordem: buffer em ordem: entrega (tb. entrega pacotes em ordem no buffer), avança janela p/ próxima pacote ainda não recebido pacote n em [rcvbase-n,rcvbase-1] senão: ACK(n) ignora 3: Camada de Transporte 3a-82

Retransmissão seletiva em ação 3: Camada de Transporte 3a-83

Para-e-Espera: em ação 3: Camada de Transporte 3a-84

Questões de Implementação Perdas e atrasos são tratados pelas mesmas idéias ACK Número de Sequência Timer Retransmissão Como tratar o tamanho da dutagem? Como determinar que pacote foi perdido? Que pacote deve ser retransmitido? O duto tem tamanho fixo? 3: Camada de Transporte 3a-85

Exercício Capture, identifique e explique a troca de mensagens entre dois hospedeiros que se comunicam utilizando o TCP. Considere: O Uso do wireshark para capturar as mensagens Aponte as mensagens de sincronização da conexão Houve restabelecimento da conexão? A conexão foi aceita na primeira tentativa? Qual o tamanho do duto? 3: Camada de Transporte 3a-86

Princípios de Transferência confiável de dados (rdt) importante pois outras camadas implementam o conceito; características do canal não confiável determinam a complexidade de um protocolo de transferência confiável de dados (rdt) 3: Camada de Transporte 3a-87

TCP: Visão geral RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581 ponto a ponto: 1 remetente, 1 receptor fluxo de bytes, ordenados, confiável: não estruturado em msgs dutado: tam. da janela ajustado por controle de fluxo e congestionamento do TCP buffers de envio e recepção s o c k e t d o o r a p p l i c a t i o n w r i t e s d a t a T C P s e n d b u f f e r s e g m e n t a p p l i c a t i o n r e a d s d a t a T C P r e c e i v e b u f f e r s o c k e t d o o r transmissão full duplex: fluxo de dados bidirecional na mesma conexão MSS: tamanho máximo de segmento orientado a conexão: handshaking (troca de msgs de controle) inicia estado de remetente, receptor antes de trocar dados fluxo controlado: receptor não será sobrecarregado 3: Camada de Transporte 3a-88

TCP: estrutura do segmento URG: aviso de dados Urgentes (pouco usado) ACK: no. ACK válido PSH: Transf. Imediata Cam. aplic(pouco usado) RST, SYN, FIN: gestão de conexão (comandos de estabelecimento, liberação) checksum Internet (como UDP) 32 bits no. porta origem no. porta dest tam. cab. número de seqüência número de reconhecimento sem uso UA P R S F checksum dados da aplicação (tam. variável) janela receptor ptr dados urg. Opções (tam. variável) contagem de dados por bytes (não segmentos!) no. bytes rcpt quer aceitar 3: Camada de Transporte 3a-89

TCP: n o s. de seq. e ACKs N o s. de seq.: ACKs: número do byte, relativo ao fluxo, no segmento n o de seq do próx. byte esperado do outro lado Que tipo de ACK? P: como receptor trata segmentos fora da ordem? R: espec do TCP omissa - deixado ao implementador Estação A Estação B 3: Camada de Transporte 3a-90 Seq=43, ACK=80 Seq=79, ACK=43, data = C Usuário tecla C A reconhece chegada do C ecoado cenário simples de telnet B reconhece chegada de C, ecoa C de volta tempo Seq=42, ACK=79, data = C

TCP: Tempo de Resposta (RTT) RTT_estimado = (1- )* RTT_estimado + *RTT_amostra média móvel exponencialmente ponderada influência de cada amostra diminui exponencialmente com o tempo valor típico de : 0.125 3: Camada de Transporte 3a-91

TCP: Temporização Escolhendo o intervalo de temporização RTT_estimado mais uma margem de segurança variação grande em RTT_estimado -> margem de segurança maior Temporização = RTT_estimado + 4*Desvio Desvio = (1- )* Desvio + * RTT_amostra - RTT_estimado valor típico de : 0.25 3: Camada de Transporte 3a-92

3: Camada de Transporte 3a-93 medidas 60 3 7 11 15 19 23 27 31 35 39 43 47 51 55 59 63 67 71 75 79 83 87 91 95 99 103 1 5 9 13 17 21 25 29 33 37 41 45 49 53 57 61 65 69 73 77 81 85 89 93 97 101 105 62 64 66 RTT 68 70 72 74 76 RTT medio (alpha=0.875) Timeout (Beta = 0.25) timeout Estimado ICOMP - Google Medido Estimativa RTT e Cálculo do Timeout

TCP: transferência confiável de dados TCP cria serviço rdt sobre o serviço não confiável IP Utiliza pipeline para enviar segmentos ACKS cumulativos TCP usa temporizador para retransmissão Retransmissões são disparadas por: timeout Acks duplicados 3: Camada de Transporte 3a-94

Eventos dotcp emissor: Dados recebidos da aplic: Cria o segmento com n o de seq X seq X é o número do byte do fluxo no segmento Inicia o temporizador se ele não foi iniciado anteriormente Intervalo de expiração: TimeOutInterval timeout: Retransmite o segmento que causou o timeout Reinicializa o temporizador Ack recebido: Se reconhece segmentos não reconhecidos anteriormente Atualiza a informação sobre pacotes reconhedidos Inicia o temporizador se existem ainda segmentos não reconhecidos 3: Camada de Transporte 3a-95

TCP: Tempo de Resposta (RTT) e Temporização P: como escolher valor do temporizador TCP? maior que o RTT note: RTT pode variar muito curto: temporização prematura retransmissões desnecessárias muito longo: reação demorada à perda de segmentos P: como estimar RTT? RTTamostra: tempo medido entre a transmissão do segmento e o recebimento do ACK correspondente ignora retransmissões, segmentos com ACKs cumulativos RTTamostra vai variar, queremos amaciador de RTT estimado usa várias medições recentes, não apenas o valor corrente (RTTamostra) 3: Camada de Transporte 3a-96

Transferência confiável de dados Remetente TCP simplificado 00 sendbase = número de seqüência inicial 01 nextseqnum = número de seqüência inicial 02 03 loop (forever) { 04 switch(event) 05 event: dados recebidos da aplicação acima 06 cria segmento TCP com número de seqüência nextseqnum 07 inicia temporizador para segmento nextseqnum 08 passa segmento para IP 09 nextseqnum = nextseqnum + comprimento(dados) 10 event: expirado temporizador de segmento c/ no. de seqüência y 11 retransmite segmento com número de seqüência y 12 calcula novo intervalo de temporização para segmento y 13 reinicia temporizador para número de seqüência y 14 event: ACK recebido, com valor de campo ACK de y 15 se (y > sendbase) { /* ACK cumulativo de todos dados até y */ 16 cancela temporizadores p/ segmentos c/ nos. de seqüência < y 17 sendbase = y 18 } 19 senão { /* é ACK duplicado para segmento já reconhecido */ 20 incrementa número de ACKs duplicados recebidos para y 21 if (número de ACKs duplicados recebidos para y == 3) { 22 /* TCP: retransmissão rápida */ 23 reenvia segmento com número de seqüência y 24 reinicia temporizador para número de seqüência y 25 } 26 } /* fim de loop forever */ 3: Camada de Transporte 3a-97

3: Camada de Transporte 3a-98 tempo cenário do ACK perdido tempo temporização prematura, ACKs cumulativos ACK=100 ACK=120 Seq=92, 8 bytes de dados temporização perda X ACK=100 ACK=100 Seq=100, 20 bytes de dados Seq=92, 8 bytes de dados Temp. p/ Seq=100 Temp.p/ Seq=92 Seq=92, 8 bytes de dados ACK=120 Seq=92, 8 bytes de dados Estação A Estação B Host A Host B TCP: cenários de retransmissão

3: Camada de Transporte 3a-99 time Cenário de ACK cumulativo ACK=120 loss timeout Seq=100, 20 bytes data X ACK=100 Seq=92, 8 bytes data Host A Host B TCP: cenários de retransmissão (cont)

TCP geração de ACKs [RFCs 1122, 2581] Evento Ação do receptor TCP chegada de segmento em ordem sem lacunas, anteriores já reconhecidos ACK retardado. Espera até 500ms p/ próx. segmento. Se não chegar segmento, envia ACK chegada de segmento em ordem sem lacunas, um ACK retardado pendente envia imediatamente um único ACK cumulativo chegada de segmento fora de ordem, com no. de seq. maior que esperado -> lacuna envia ACK duplicado, indicando no. de seq.do próximo byte esperado chegada de segmento que preenche a lacuna parcial ou completamente ACK imediato se segmento no início da lacuna 3: Camada de Transporte 3a-100

Fast Retransmit Período de timeout é geralmente longo: Longo atraso até a retransmissão do segmento perdido Detectar segmentos perdidos via ACKs duplicados Emissores geralmente enviam vários segmentos Se um segmento é perdido, provavelmente vão ser recebidos ACKs duplicados Se o emissor recebe 3 ACKs para o mesmo segmento, supõe que o segmento subseqüente foi perdido: fast retransmit: retransmite o segmento antes que o temporizador expire 3: Camada de Transporte 3a-101

t im e o u t Seq=92, 8 bytes de dado Seq=100, 20 bytes de dado X ACK=100 ACK=100 ACK=100 ACK=100 Seq=100, 20 bytes de dado fast retransmit após remetente receber triplo ACK Duplicado Transport Layer 3-102

Algoritmo Fast retransmit: evento: ACK recebido, com valor de ACK igual a y if(y > SendBase) { SendBase = y if (existem segmentos ainda não reconhecidos) inicializa o temporizador } else { incrementa o contador de ACKs duplicados para y if (contador de ACKs duplicados para y = 3) { retransmite o segmento com n o seq y } Um ACK duplicado para um segmento já reconhecido previamente fast retransmit 3: Camada de Transporte 3a-103

TCP: Controle de Fluxo Lado receptor de uma conexão TCP tem um buffer de recepção: controle de fluxo remetente não esgotaria buffers do receptor por transmitir muito, ou muito rapidamente Processo da aplicação pode ser lento para retirar os dados do buffer Serviço de compatibilização de velocidades: compatibilizar a taxa de envio do emissor com a taxa de recebimento dos dados pela aplicação no receptor 3: Camada de Transporte 3a-104

TCP: estrutura do segmento 32 bits no. porta origem no. porta dest tam. cab. número de seqüência número de reconhecimento sem uso UA P R S F checksum janela receptor ptr dados urg. Opções (tam. variável) no. bytes rcpt quer aceitar dados da aplicação (tam. variável) 3: Camada de Transporte 3a-105

Controle de Fluxo TCP: como funciona? (Suponha que o TCP receptor descarte pacotes fora de ordem) = RcvWindow = RcvBuffer-[LastByteRcvd - LastByteRead] receptor: explicitamente avisa o remetente da quantidade de espaço livre disponível (muda dinamicamente) campo RcvWindow no segmento TCP remetente: mantém a quantidade de dados transmitidos, porém ainda não reconhecidos, menor que o valor mais recente de RcvWindow Garante que não tenha overflow no buffer do receptor 3: Camada de Transporte 3a-106

TCP: Gerenciamento de Conexões Lembrete: Remetente, receptor TCP estabelecem conexão antes de trocar segmentos de dados inicializam variáveis TCP: nos. de seq. buffers, info s/ controle de fluxo (p.ex. RcvWindow) cliente: iniciador de conexão Socket clientsocket = new Socket("hostname","port number"); servidor: contactado por cliente Socket connectionsocket = welcomesocket.accept(); Inicialização em 3 tempos: Passo 1: sistema cliente envia segmento de controle SYN do TCP ao servidor especifica no. inicial de seq sem dados Passo 2: sistema servidor recebe SYN, responde com segmento de controle SYNACK aloca buffers especifica no. inicial de seq. Passo 3: sistema cliente recebe SYNACK, responde com um segmento de ACK, que pode conter dados 3: Camada de Transporte 3a-107

3: Camada de Transporte 3a-108 fechada Passo 2: servidor recebe FIN, responde com ACK. Encerra a conexão, enviando FIN. espera temporizada ACK servidor Passo 1: sistema cliente envia segmento de controle FIN ao FIN ACK fechar cliente fecha soquete: clientsocket.close(); FIN fechar Encerrando uma conexão: cliente servidor TCP: Gerenciamento de Conexões (cont.)

3: Camada de Transporte 3a-109 Note: com pequena modificação, consegue tratar de FINs simultâneos. fechada Step 4: servidor, recebe ACK. Conexão encerrada. espera temporizada fechada ACK Entre em espera temporizada - responderá com ACK a FINs recebidos FIN ACK fechando FIN Passo 3: cliente recebe FIN, responde com ACK. fechando cliente servidor TCP: Gerenciamento de Conexões (cont.)

TCP: Gerenciamento de Conexões (cont.) Ciclo de vida de servidor TCP Ciclo de vida de cliente TCP 3: Camada de Transporte 3a-110

Princípios de Controle de Congestionamento 3: Camada de Transporte 3a-111

Princípios de Controle de Congestionamento Congestionamento: informalmente: muitas fontes enviando muitos dados muito rapidamente para a rede poder tratar diferente de controle de fluxo! manifestações: perda de pacotes (esgotamento de buffers em roteadores) longos atrasos (enfileiramento nos buffers dos roteadores) 3: Camada de Transporte 3a-112

Controle de Congestionamento 20 Questões!!! Problema de Otimização (NUM) TCP Tahoe (1988) e Reno (fast recover) soluções para NUM específico Outras versões: TCP Vegas(1995), FAST TCP(2002), CUBIC (2005) 3: Camada de Transporte 3a-113

Abordagens de controle de congestionamento Duas abordagens amplas para controle de congestionamento: Controle de congestionamento fim a fim : não tem realimentação explícita pela rede congestionamento inferido das perdas, retardo observados pelo sistema final abordagem usada pelo TCP Controle de congestionamento com apoio da rede: roteadores realimentam os sistemas terminais bit único indicando congestionamento (SNA, DECbit, TCP/IP ECN, ATM) taxa explícita p/ envio pelo remetente 3: Camada de Transporte 3a-122

TCP: Controle de Congestionamento controle fim a fim (sem apoio da rede) taxa de transmissão limitada pela tamanho da janela de congestionamento: LastByteSent-LastByteAcked Min{CongWin, RcvWin} CongWin é dinâmica, e é função do congestionamento na rede; Como TCP detecta congestionamento? Evento de perda = timeout ou 3 acks duplicados TCP emissor reduz taxa de transmissão (CongWin) depois de um evento de perda Três mecanismos: AIMD Partida lenta Prevenção de congestionamento 3: Camada de Transporte 3a-125

TCP: Controle de Congestionamento Congwin w segmentos, cada um c/ MSS bytes, enviados por RTT: Vazão = w * MSS RTT Bytes/sec 3: Camada de Transporte 3a-126

TCP: Controle de Congestionamento sondagem para banda utilizável: O ideal: transmitir o mais rápido possível (Congwin o máximo possível) sem perder pacotes aumentar Congwin até perder pacotes (congestionamento) perdas: diminui Congwin, depois volta a à sondagem (aumento) novamente duas fases partida lenta Prevenção de congestionamento variáveis importantes: Congwin threshold: define limiar entre fases de partida lenta, controle de congestionamento 3: Camada de Transporte 3a-127

Os mecanismos: AIMD Multiplicative Decrease (decréscimo multiplicativo: reduz CongWin pela metade depois de um evento de perda 2 4 K b y t e s c o n g e s t i o n w i n d o w Additive Increase (crescimento aditivo): aumenta CongWin de 1 MSS a cada RTT na ausência de um evento de perda: probing 1 6 K b y t e s 8 K b y t e s t i m e Conexão TCP de longa duração 3: Camada de Transporte 3a-128

Os mecanismos: Partida lenta Quando a conexão começa, CongWin = 1 MSS Exemplo: MSS = 1460 bytes & RTT = 200 msec Taxa inicial = 7.3 kbps A banda disponível deve ser >> MSS/RTT Quando a conexão começa, aumenta a taxa exponencialmente até o primeiro evento de perda Resumo: taxa inicial baixa, mais cresce rapidamente (crescimento exponencial) 3: Camada de Transporte 3a-129

Dobra CongWin a cada RTT, através do incremento de CongWin, a cada ACK recebido 3: Camada de Transporte 3a-130 tempo Quando a conexão começa, aumenta a taxa exponencialmente até que ocorra uma perda quatro segmentos inicializa: Congwin = 1 for (cada segmento c/ ACK) Congwin++ until (evento de perda OR CongWin > threshold) dois segmentos RTT um segmento Algoritmo Partida Lenta Estação A Estação B Os mecanismos: Partida lenta

Refinamento: TCP Reno Depois de 3 DupACKs: CongWin é reduzida a metade Janela cresce linearmente Mas depois de um evento de timeout: CongWin é reduzida a 1 MSS; Janela cresce exponencialmente até o valor do threshold, e depois cresce linearmente Filosofia: ü o recebimento de 3 ACKs duplicados indica que a rede tem condição de transmitir alguns segmentos üocorrência de timeout antes de 3 ACKs duplicados é mais alarmante 3: Camada de Transporte 3a-131

Refinamento (mais) Q: Quando o crescimento deve mudar de exponencial para linear? A: Quando CongWin atinge 1/2 do seu valor antes do timeout. Implementação: Threshold variável Quando ocorre uma perda, faz-se Threshold = CongWin/2 3: Camada de Transporte 3a-132

Os mecanismos: Prevenção do Congestionamento prevenção congestionamento /* partida lenta acabou */ /* Congwin > threshold */ Until (event de perda) { cada w segmentos reconhecidos: Congwin++ } threshold = Congwin/2 Congwin = 1 faça partida lenta 1 1: TCP Reno pula partida lenta (recuperação rápida) depois de três ACKs duplicados 3: Camada de Transporte 3a-133

Resumo: Controle de Congestionamento Quando CongWin está abaixo do Threshold, o emissor está na fase de partida lenta, e a janela cresce exponencialmente Quando CongWin está acima do Threshold, o emissor está na fase de prevenção de congestionamento, e a janela cresce linearmente Quando são recebidos três ACK duplicados, faz-se Threshold = CongWin/2 e CongWin = Threshold. Quando ocorre um timeout, faz-se Threshold = CongWin/2 e CongWin = 1 MSS. 3: Camada de Transporte 3a-134

Resumo: Princípios Controle fim-a-fim via retorno negativo Inferido por ACK duplicado e temporizadores Controle baseado em janela deslizante Aumento e redução do tamanho da janela controla a taxa de dados Aumento aditivo e redução multiplicativa Evita congestionamento sendo conservador Infere congestionamento pela perda ou atraso de pacotes 3: Camada de Transporte 3a-135 Estima perda e atraso de pacotes usando

Eqüidade TCP Meta de eqüidade: se N sessões TCP compartilham o mesmo enlace de gargalo, cada uma deve ganhar 1/N da capacidade do enlace TCP conexão 1 TCP conexão 2 Roteador gargalo capacidade R 3: Camada de Transporte 3a-136

Por quê TCP é justo? Duas sessões concorrentes: Aumento aditivo dá gradiente de 1, enquanto vazão aumenta decrementa multiplicativa diminui vazão proporcionalmente R compartilhamento igual da banda Vazão da conexão 1 R 3: Camada de Transporte 3a-137 Vazão da conexão 2 perda: diminui janela por fator de 2 evitar congestionamento: aumento aditivo perda: diminui janela por fator de 2 evitar congestionamento: aumento aditivo

Eqüidade (mais) Eqüidade e UDP Aplic. Multimídia geralmente não usam TCP Não desejam que a taxa seja reduzida pelo controle de congestionamento Geralmente usam UDP: audio/video a taxa constante, toleram perdas de pacotes Área de pesquisa: TCP friendly Eqüidade e conexões TCP paralelas Nada previne que aplic. abram várias conexões simultânceas entre os 2 hosts; Browsers fazem isto Exemplo: enlace com taxa igual a R, com 9 conexões; Nova aplic. requer uma conexão TCP, recebe R/10 da taxa Nova aplic. requer 11 conexões TCP, recebe R/2 da taxa 3: Camada de Transporte 3a-138

TCP: modelagem de latência P: Quanto tempo custa para receber um objeto de um servidor WWW depois de enviar o pedido? Ignorando o congestionamento, a latência é influenciada por: Estabelecimento de conexão TCP retardo de transferência de dados Slow start Notação, suposições: Supomos um enlace entre cliente e servidor de taxa R Supomos: janela de congestionamento fixo, W segmentos S: MSS (bits) O: tamanho do objeto (bits) sem retransmissões (sem perdas, sem erros) Tamanho da janela: Assume-se: janela de transmissão fixa, igual a w segmentos; Depois janelas dinâmicas, modelando slow start 3: Camada de Transporte 3a-139

Janela de congestionamento de tamanho fixo (1) Primeiro caso: WS/R > RTT + S/R: ACK do primeiro segmento na janela chega antes de enviar todos dados na janela latência = 2RTT + O/R 3: Camada de Transporte 3a-140

Janela de congestionamento de tamanho fixo (2) Segundo caso: WS/R < RTT + S/R: aguarda ACK depois de enviar todos os dados na janela latência = 2RTT + O/R + (K-1)[S/R + RTT - WS/R] 3: Camada de Transporte 3a-141

TCP: modelagem de latência: Slow Start(1) Agora supomos que a janela cresce de acordo com o algoritmo de Slow Start. Mostramos que a latência de um objeto de tamanho O é: Latência=2RTT O R P [ RTT S R ] 2P 1 S R Onde: - P é o número de vezes TCP para no servidor: P=min{Q, K 1} - onde Q é o número de vezes que o servidor pararia se o objeto fosse de tamanho infinito. - e K é o número de janelas que cobrem o objeto. 3: Camada de Transporte 3a-142

TCP: modelagem de latência: Slow Start(2) Exemplo: O/S = 15 segmentos K = 4 janelas Q = 2 P = min{k-1,q} = 2 i n i t i a t e T C P c o n n e c t i o n r e q u e s t o b j e c t R T T f i r s t w i n d o w = S / R s e c o n d w i n d o w = 2 S / R Servidor para P=2 vezes Componentes da Latência: t h i r d w i n d o w = 4 S / R 2 RTT for connection estab and request f o u r t h w i n d o w = 8 S / R O/R to transmit object time server idles due to slow start o b j e c t d e l i v e r e d c o m p l e t e t r a n s m i s s i o n Servidor para: P = min{k-1,q} vezes t i m e a t c l i e n t t i m e a t s e r v e r 3: Camada de Transporte 3a-143

S R TCP: modelagem de latência: (3) RTT tempo quando o servidor inicia o envio do segmento até quando o servidor recebe reconhecimento k 2 1 S R S k R RTT tempo para enviar a k-ésima janela 2 1 S R tempo de bloqueio após a k-ésima janela inicia conexão TCP pede objeto RTT primeira janela = S/R segunda janela = 2S/R terceira janela = 4S/R latencia O R O R O R 2 RTT 2 RTT 2 RTT p k P P 1 1 TempoBloqueio S [ R P [ RTT RTT S ] R 2 k (2 P 1 p S ] R 1) S R objeto entregue tempo no cliente tempo no servidor quarta janela = 8S/R transmissão completa 3: Camada de Transporte 3a-144

Modelagem HTTP Assuma que páginas Web consistem de: 1 página HTML base (com tamanho igual a O bits) M imagens (cada uma com O bits) HTTP não-persistente : M+1 conexões TCP em série Tempo de resposta = (M+1)O/R + (M+1)2RTT + soma dos períodos de inatividade HTTP persistente : 2 RTT para requisitar e receber o arquivo base HTML 1 RTT para requisitar e receber M imagens Tempo de resposta = (M+1)O/R + 3RTT + soma dos períodos de inatividade HTTP não-persistente com X conexões paralelas 1 TCP conexão para o arquivo base M/X conjuntos de conexões paralelas para as imagens Tempo de resposta = (M+1)O/R + (M/X + 1)2RTT + soma dos períodos de inatividade 3: Camada de Transporte 3a-145

HTTP: tempo de resposta (em segundos) RTT = 100 msec, O = 5 Kbytes, M=10 e X=5 20 18 16 14 12 10 8 6 4 2 0 28 Kbps 100 Kbps 1 Mbps 10 Mbps não-persistente persistente paralela nãopersistente Para redes com valores de banda baixos, o tempo de conexão e resposta e domindado pelo tempo de transmissão Conexões persistentes não apresentam melhora significativa em relação a conexões paralelas 3: Camada de Transporte 3a-146

HTTP: tempo de resposta (em segundos) RTT =1 seg, O = 5 Kbytes, M=10 e X=5 70 60 50 40 30 não-persistente persistente 20 10 paralela nãopersistente 0 28 Kbps 100 Kbps 1 Mbps 10 Mbps Para valores grandes de RTT, o tempo de resposta é dominado pelo atraso do estabelecimento da conexão e slow start. Conexões persistentes possibilita uma melhora importante para a redução do atraso: particularmente em redes com grandes valores de atrasoxbanda (delay bandwidth) 3: Camada de Transporte 3a-147

Capítulo 3: Resumo Princípios atrás dos serviços da camada de transporte: multiplexação/ demultiplexação transferência confiável de dados controle de fluxo controle de congestionamento instanciação e implementação na Internet UDP TCP Próximo capítulo: saímos da borda da rede (camadas de aplicação e transporte) entramos no núcleo da rede 3: Camada de Transporte 3a-148