Reti - DISI, University of Trentodisi.unitn.it/locigno/didattica/reti/15-16/04_Transport-Layer.pdf · Livello trasporto in Internet • Due protocolli di trasporto di base alternativi:

Reti(già “Reti diCalcolatori”)

Illivello Trasporto:UDPeTCP

RenatoLoCigno

http://disi.unitn.it/locigno/index.php/teaching-duties/computer-networks

Copyright

Reti- [email protected] LivelloTrasporto 2

Quest’operaèprotettadallalicenza:

CreativeCommonsAttribuzione-Noncommerciale-Nonoperederivate2.5ItaliaLicense

Peridettagli,consultarehttp://creativecommons.org/licenses/by-nc-nd/2.5/it/

Servizi e protocolli di trasporto

r Fornisconolacomunicazionelogicatraprocessiapplicatividihost differenti

r Eseguononeisistemiterminalimlatoinvio:organizzaimessaggiinsegmenti elipassaallivellodirete

mlatoricezione:riassembla isegmentiinmessaggielipassaallivellodiapplicazione

Applicazione

trasportoretecollegamentofisico

Applicazione

trasportoretecollegamentofisico


Livello trasporto in Internet

• Dueprotocolliditrasportodibasealternativi:TCPeUDP• Modellidiserviziodiversi

o TCPorientatoallaconnessione,affidabile,controllodiflussoecongestione,mantienelostatodellaconnessione

o UDPnonconnesso,non-affidabile,senzastato• Caratteristichecomuni:

o multiplazioneedemultiplazionemedianteleporteo rilevazione(noncorrezione)errorisuheader

• Altriprotocollisonoinfasedidefinizione/deployment:o SCTP(Stream ControlTransmission Protocol)o DCCP(Datagram CongestionControlProtocol)o ...


Posizionamento e visione

• Illivellotrasporto,comequellodiapplicazione,nonhavisibilità dei dettagli della rete

• Lasemantica delprotocollo è end-to-endelaretevienetrattata comeuna scatola nera

• Loscopo “generale”delprotocollo è fornire unaastrazione dicomunicazione ai protocolli dilivelloapplicativo– attraversoserviziastrattidedicati(SAP– ServiceAccessPoint)– chiamatisocket ingergoInternet


Reti - [email protected] - Livello Trasporto 6

Visioned’insieme

Applicaz.

TCP/UDP

IP

L1

L2

IP

L1

L2

L1

L2

IP

L1

L2

L1

L2

Applicaz.

TCP/UDP

IP

L1

L2

datiapplicaz. datiapplicaz.gestioneend-to-enddellaconnessione

datiapplicaz.TCP

dati.TCPIP

L2 datiTCPIPL2 datiTCPIPL2 datiTCPIP

datiapplicaz.TCP

datiTCPIP datiTCPIP

datiTCPIP

UD

PTC

P

Livelloditrasporto

• Fornisceuncanaleditrasportoend-to-end“astratto”tradueutenti,indipendentementedallarete

• Percompierequestoobiettivo,cometuttiilivelli,illivelloditrasportooffre,attraversodelleprimitive,deiserviziallivellosuperioreesvolgeunaseriedifunzioni

• Servizioffertiallivelloapplicativo:– connection-oriented affidabile

• periltrasferimentodeidativieneattivataunaconnessione• ognipacchetto(à segmento) inviatoviene“riscontrato”inmodoindividuale

– connectionless nonaffidabile• nonvieneattivatanessunaconnessione• inviodelletramesenzaattenderealcunfeedbackdalladestinazionesullacorrettaricezione

– seunatramavienepersanoncisono tentativiperrecuperarla


Funzioni svolte dal livello di trasporto

• Indirizzamentoalivelloapplicativo/multiplazione/demultiplazione– multiplazioneeindirizamentoalivelloapplicativo– scartoPDUmalformateoconerrorinell’header

• Instaurazione,gestioneerilasciodelleconnessioni– sipreoccupadigestirelaconnessione,ovveroloscambiodi

informazioninecessarieperconcordarel’attivazionediuncanaledicomunicazione

• Recuperodeglierrori(suidati)– politicheimplementateeazionidasvolgereincasodierroreo

perditadisegmenti• Consegnaordinatadeisegmenti• Controllodiflusso

– azionepreventivafinalizzataalimitarel’immissionedidatiinreteasecondadellacapacitàend-to-enddiquesta

• Controllodellacongestione– azionidaintraprenderecomereazioneallacongestionedirete

TCP

UDP


Generalità

• GliindirizzidilivelloIPvengonoutilizzatiperl’instradamentodeipacchettiall’internodellareteeidentificanounivocamenteglihost sorgenteedestinazione

• Quandoilpacchettogiungealladestinazioneevienepassatoallivelloditrasportonasceunulterioreproblema:– poichésullivelloditrasportosi

appoggianopiùapplicazioni,com’èpossibiledistinguerel’unadall’altra?

• Siintroduceilconcettodiporta,chenonèaltrocheuncodicecheidentifical’applicazione

Livello 1

Livello 2

IP

Trasporto: TCP - UDP

Appl.1 Appl.2 Appl.3


Indirizzamento: mux/demux

• Ildestinatariofinaledeidatinonèunhostmaunprocessoinesecuzionesull’host

• L’interfacciatraprocessiapplicativiestratotrasportoèrappresentatadauna“porta”o numerointerosu16bito associazionetraporteeprocessio processiserverstandarde“pubblici”sonoassociatiaporta“bennota”,inferiorea1024(es:80perWWW,25peremail)

o processiclienteservernonstandardo“nascosti”usanounaportasuperiorea1024,nelcasodeiclient assegnatadinamicamentedalsistemaoperativo


• Ilnumerodiportapuòessere– statico(well known port)

• identificativiassociatiadapplicazionistandard(postaelettronica,web,ftp,dns,...)

– dinamico(emphemeral)• identificativiassegnatidirettamentedalsistemaoperativoalmomentodell’aperturadellaconnessione

• Laportasorgenteelaportadestinazionenonsonouguali• L’utilizzodelleporte,insiemeagliindirizziIPsorgentee

destinazione servonoperilmux/demx deidati• Flussooconnessione

– datidiunasingolacomunicazionelogica– unaapplicazionepuò usare più flussi

Indirizzamento: mux/demux



Indentificareunflusso

TCP/UDPIP

Destination portSource port

dati applicaz.

Vers IHL Total lengthFrag. Identification Flags Frag. Offset

Source address

TOS

TTL Protocol Header Checksum

Destination address

Options & Padding:

5-uplacheidentificala

connessione(eilconseguenteflusso)tradueapplicazioni

La5-upla{S-IP,D-IP,PROT,S-Port,D-Port}identificainmodo univocounflussoinqualsiasipuntodellarete...equindiancheall’interfacciatraprotocolloapplicativoeprotocollodi

trasportoinunhost

Formato dei segmenti UDP

• SourcePorteDestination Port[16bit]:identificanoiprocessisorgenteedestinazionedeidati

• Length [16bit]:lunghezzatotale(espressainbyte)deldatagramma,compresol’headerUDP

• Checksum [16bit]:campodicontrollocheservepersapereseildatagrammacorrentecontieneerrori


0 8 15 16 24 31

ChecksumLength

DATA


UserDatagramProtocol

• Protocolloditrasportoconnectionlessnonaffidabile• Svolgesolofunzionediindirizzamentodelleapplicazioni(porte)• NONgestisce:

– connessioni;controllodiflusso– recuperodeglierrori(solorilevamento)– controllodellacongestione;riordinodeipacchetti

• Supportoditransazionisemplicitraapplicativieapplicazionireal-timechetolleranoperdite

• Un’applicazione che usa UDPdeve risolvere problemi diaffidabilità,perdita dipacchetti,duplicazione,controllodisequenza,controllodiflusso,controllodicongestione

• StandardizzatoinRFC768


ChecksumUDP

Mittente:r Trattailcontenutodel

segmentocomeunasequenzadiinterida16bit

r checksum:somma(complementoa1)icontenutidelsegmento

r Ilmittenteponeilvaloredellachecksum nelcampochecksumdelsegmentoUDP

Ricevente:r calcolalachecksumdelsegmento

ricevutor controllaselachecksumcalcolata

èugualealvaloredelcampochecksum:m No- errorerilevatom Sì- nessunerrorerilevatom Particolaripatterndierrori

possonosfuggire

Obiettivo: rilevaregli“errori”(bitalterati)nelsegmentotrasmesso


Esempio dichecksumUDP

r NotamQuandosisommanoinumeri,unriportodalbitpiùsignificativodeveesseresommatoalrisultato

r Esempio:sommaredueinterida16bit

1 1 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 01 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1

1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1

1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 1 0 01 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 0 1 1

a capo

sommachecksum


Tecniche ARQ e protocolli a finestra

• Perottenereaffidabilitàsiusanotecnichediritrasmissioneautomaticadelleinformazionicorrotteoperse– ARQ– Automatic Retransmission reQuest

• Ladecisione(automatica)seritrasmetterel’informazionevienepresainbaseaprotocollichesfruttanofinestreditrasmissioneericezione– stopandwait (finestrapariaunaunitàdati– PDU)– finestredidimensionefissa– finestrecondimensionevariabile

• Servonotecnicheper– rilevarelePDUerrate– rilevarelePDUmancanti


Protezione dagli errori

• bitdiparità(riconosceerroriinnumerodispari)

• codicearipetizione(decisioneamaggioranza:permettedicorreggereerrori)

0 1 1 0 1 0 1 0 00 1 0 0 1 0 1 0 1

0 1 1 0 1 0 1 00 1 1 0 1 0 1 00 1 1 0 1 0 1 0


• paritàdirigaecolonna(consentelacorrezionedierrorisingoli)

0 1 1 0 1 0 1 00 1 0 0 1 0 0 00 0 0 1 0 1 0 11 1 0 0 0 0 0 11 1 1 0 1 1 0 10 0 0 0 1 1 0 00 1 1 0 0 1 0 10 1 0 0 0 0 0 00 0 1 1 0 1 1 0

Protezione dagli errori


Stopandwait

• Iltrasmettitore:– inviaunaPDUdopoavernefattaunacopia– attivaunorologio(tempoditimeout)– siponeinattesadellaconfermadiricezione(acknowledgment- ACK)

– sescadeiltimeout primadell’arrivodellaconferma,ripetelatrasmissione

• Iltrasmettitore,quandoriceveunACK:– controllalacorrettezzadell’ACK– controllailnumerodisequenza– sel’ACKèrelativoall’ultimaPDUtrasmessaabilitalatrasmissionedellaprossimaPDU


Stop and wait

• Ilricevitore,quandoriceveunaPDU:– controllalacorrettezzadellaPDU– controllailnumerodisequenza– selaPDUècorrettainvialaconfermadiricezione(ACK)– selaPDUèquellaattesa,essavieneconsegnataailivellisuperiori


Stopandwait

Primobitdelpacchettotrasmesso,t=0Mittente Ricevitore

RTT

Ultimobitdelpacchettotrasmesso,t=L/R

ArrivailprimobitArrival’ultimobit,inviaACK

ArrivaACK,invia il prossimopacchetto,t=RTT+L/R

efficienza=L/R

RTT+L/RL=lunghezza delpacchetto (bit)R=capacità della rete(bit/s)


Finestre multi-PDU

• IlprotocolloStopandWait èpocoefficienteperchédopolatrasmissionediognisingolopacchettobisognaattenderelasuaconferma

• PermetterelatrasmissionedipiùdiunaPDUprimadifermarsiinattesadelleconfermemiglioraleprestazioni– TrasmissioneericezioneACKavvengonoin“pipeline”

• DevopoterriconoscerelePDUtrasmesse


Finestra di trasmissione

• LafinestraditrasmissioneWT è“laquantitàmassimadiPDUinsequenzacheiltrasmettitoreèautorizzatoadinviareinretesenzaavernericevutoriscontro(ACK)”

• Ladimensionedellafinestraèlimitatadallaquantitàdimemoriaallocataintrasmissione

• WT rappresentaancheilmassimonumerodiPDUcontemporaneamentepresentisulcanaleoinrete


Finestra di ricezione

• LafinestradiricezioneWR è”lasequenzadiPDUcheilricevitoreèdispostoadaccettareememorizzare”

• Ladimensionedellafinestraèlimitatadallaquantitàdimemoriaallocatainricezione


Finestra di trasmissione

n

pacchetticonfermati

pacchettitxeinattesadiconferma

pacchettichepossono

esseretrasmessi

pacchettichenonpossonoancoraesseretrasmessi

WT


Finestradiricezioneunitaria

n

pacchetticonfermati

pacchettoatteso

pacchettifuorisequenzachenonpossonoessereaccettati

WR


Go Back NGo Back N

• IltrasmettitoreconfinestraN:– inviafinoadN =WT PDU,facendodiognunaunacopia– attivaunsoloorologio(timeout)perleN PDU– siponeinattesadelleconfermediricezione(ACK)– sescadeiltimeout primadellaconfermadiricezioneripetelatrasmissionedituttelePDUnonancoraconfermate


Go Back NGo Back N

• Ilricevitore,quandoriceveunaPDU:– controllalacorrettezzadellaPDU– controllailnumerodisequenza– selaPDUècorrettainvialaconfermadiricezione– selaPDUcontieneilprimonumerodisequenzanonancoraricevuto,vieneconsegnataailivellisuperiori


Selective RepeatSelective Repeat

• NelprotocolloGobackN ilricevitoreaccettasoloPDUinsequenza

• AccettarePDUcorrette,mafuorisequenza,miglioraleprestazioni:Selective repeat

• IlprotocolloSelectiveRepeat usafinestraditrasmissioneefinestradiricezionedidimensionimaggioridi1(disolitodiparidimensione)

• E`necessariocheiltrasmettitoreassociundiversotimeout aciascunaPDUinviataoppurecheilricevitorerichiedaespressamentelaritrasmissionedella/ePDUmancanti


SemanticadeipacchettidiriscontroSemanticadeipacchettidiriscontro

• Lasemanticaassociataalpacchettodiriscontropuòessere:

– ACKindividuale(oselettivo):sinotificalacorrettaricezionediunpacchettoparticolare.ACK(n)significa“horicevutoilpacchetton”

– ACKcumulativo:sinotificalacorrettaricezionedituttiipacchetticonnumerodisequenzainferioreaquellospecificatonell’ACK.ACK(n)significa“horicevutotuttofinoadn escluso”

– ACKnegativo(NAK):sinotificalarichiestadiritrasmissionediunsingolopacchetto.NAK(n)significa“ritrasmettiilpacchetton”

• TrasmettitoreeRicevitoresidevonoaccordarepreventivamentesullasemanticadegliACK


Piggybacking

• Nelcasodiflussidiinformazionebidirezionali,èsoventepossibilescriverel’informazionediriscontro(ACK)nellaintestazionediPDUdiinformazionecheviaggianonelladirezioneopposta

• Sirisparmialatrasmissionediunpacchettoalivellorete


Finestra di ricezione > di 1Finestra di ricezione > di 1

nPDU

confermateeconsegnate

allivellosuperiore PDUattese

PDUfuorisequenzachenonpossonoessereaccettate

WR

PDUdaconsegnare

allivellosuperiore


NumerazionePDU

• LanumerazionedellePDUèciclica:– kbitdinumerazione– numerazionemodulo2k

– WT +WR <2k

0

1

2

34

5

6

7WT

WR

3bitdinumerazione

W

WR

T

=

=

1

3Reti- [email protected] LivelloTrasporto 34


• Iltrasmettitore:– trasmettefinoadN =WT PDUsenzaricevereACK– perciascunainizializzauntimeout– quandoriceveunACKrelativoadunaPDUlatogliedallafinestraditrasmissioneetrasmetteunanuovaPDU

– sescadeuntimeout ritrasmetteselettivamentelaPDUrelativaall’ACK(ere-inizializzailtimeout)

– quandoritrasmetteunaPDUpuò• fermarsifinoaquandoharicevutol’ACKdiquestaPDU• continuareatrasmetterePDUnuoveseladinamicadellafinestraedegliACKrelativiallealtrePDUloconsente



• Ilricevitore:– riceveunaPDU– controllalacorrettezzadellaPDU– controllailnumerodisequenza– selaPDUècorrettaedinsequenzalaconsegnaallivellosuperiore

– selaPDUècorrettamanoninsequenza:• seèentrolafinestradiricezionelamemorizza• seèfuoridallafinestradiricezionelascarta

– inviaunACK• relativoallaPDUricevuta(ACKselettivi)• relativoall’ultimaPDUricevutainsequenza(ACKcumulativi)


Prestazioni protocolli a finestra

esempio:collegamentoda1Gbps,ritardodipropagazione15ms,pacchettida1kbit:

Ttrasm= 8 kb/pacc109 b/sec = 8 microsec

Ø Umitt :utilizzo èlafrazioneditempoincuiilmittenteèoccupatonell’inviodibit

Ø Unpacchettoda1KBogni30msec ->throughput di33kB/secinuncollegamentoda1Gbps

Ø Ilprotocolloditrasportolimital’usodellerisorsefisiche!

Umitt =

0,008

30,008= 0,00027

L / RRTT + L / R

=

L (lunghezza del pacchetto in bit)R (tasso trasmissivo, bps) =


stop-and-wait

Primo bit del pacchetto trasmesso, t = 0

Mittente Ricevente

RTT

Ultimo bit delpacchetto trasmesso, t = L / R

Arriva il primo bitArriva l’ultimo bit, invia ACK

Arriva ACK, invia il prossimo pacchetto, t = RTT + L / R

Umitt =

0,008

30,008= 0,00027

L / RRTT + L / R

=


Finestra > 1 à Pipelining

Pipelining: ilmittenteammettepiùpacchettiintransito,ancoradanotificarem bufferingdeipacchettipressoilmittenteericeventeper

ritrasmissioni


Pipelining: aumento dell’utilizzo

Mittente Ricevente

RTT

Ultimo bit del primopacchetto trasmesso, t = L / R

Arriva il primo bit del primo pacchetto

Arriva l’ultimo bit del primo pacchetto,invia ACK

Arriva ACK, invia il prossimo pacchetto, t = RTT + L / R

Arriva l’ultimo bit del secondo pacchetto,invia ACKArriva l’ultimo bit del terzo pacchetto,invia ACK

Umitt =0,024

30,008= 0,0008

3 * L / RRTT + L / R

=

Aumento l’utilizzodiunfattoreWT

Primo bit del primopacchetto trasmesso, t = 0

WT =3;

WT >3trasmetto3pacchetti primadifermarmi


TCP...finalmente

• Il“Transmission ControlProtocol”èunprotocolloafinestraconACKcumulativieritrasmissioniselettive

• Lafinestradiricezioneetrasmissionepossonoesserevariatedinamicamentedurantelacomunicazione– versioniepatchsuccessivelohannoresounodeiprotocollipiùcomplessidellasuitediInternet

• TCPèorientatoallaconnessione• Affidabile• Implementacontrollodiflusso• Cercadicontrollareiltrafficoiniettatoinfunzionedella

congestionenellarete


TCP: riferimenti bibliografici

• RichardStevens:TCPIllustrated,vol.1-2-3• RFC793(1981) :Transmission ControlProtocol• RFC1122/1123 (1989) :Requirements forInternetHosts• RFC1323(1992) :TCPExtensionsforHighPerformance• RFC2018(1996) TCPSelective Acknowledgment Options • RFC2581:TCPCongestionControl• RFC2582:TheNewReno Modification toTCP's FastRecovery

Algorithm• RFC2883:AnExtensiontotheSelectiveAcknowledgement(SACK)

OptionforTCP• RFC2988: ComputingTCP's Retransmission Timer• ...• ...


TCP: compiti

• Fornisceporteper(de)multiplazione• UnaentitàTCPdiunhost,quandodevecomunicareconun’entità

TCPdiunaltrohost,creaunaconnessionefornendounserviziosimileaduncircuitovirtualeo bidirezionale(fullduplex) o concontrollodierroreedisequenza

• Mantieneinformazionidistatoneglihost perogniconnessione• TCPsegmentaeriassembla idatisecondolesuenecessità:

• trattastream didati(byte)nonstrutturatidailivellisuperiori• nongarantiscenessunarelazionetrailnumerodiread equellodiwrite (buffertraTCPelivelloapplicazione)


Identificazione di connessioni

• UnaconnessioneTCPtradueprocessièdefinitadaisuoiendpoints(puntiterminali),univocamenteidentificatidaunsocket:o IndirizziIPhost sorgenteehostdestinazione

o NumeridiportaTCPhostsorgenteehost destinazione

• Nota:TCPoUDPusanoporteindipendenti

• Esempio:connessioneTCPtraporta15320host 130.192.24.5eporta80host 193.45.3.10


Vers IHL Total length

Frag. Identification Flags Frag. Offset

Source address

TOS

TTL Protocol Header Checksum

Destination address

Options & Padding:


Trasmettitore TCP

• Suddivideidatidell’applicazioneinsegmenti• UsaprotocolloafinestraconWT ≥ 1• Attivatimerquandoinviaisegmenti:

o segmentinonconfermatialloscaderedeltimer(Retransmission TimeOut - RTO)provocanoritrasmissioni

• StimaRTTperimpostareRTO• Calcolaetrasmettechecksum obbligatoriosuheader edati• Regolavelocitàcondimensionefinestra

o controllodiflussoecongestione


Ricevitore TCP

• Riordinasegmentifuorisequenzaescartasegmentierratio consegnastream ordinatoecorrettoaprocessoapplicativo

• InviaACKcumulativi• AnnuncianegliACKlospazioliberonelbufferdiricezioneper

controllarevelocitàtrasmettitore(controllodiflusso)


Ricevitore TCP

• Segmentocorrettoedinsequenza• Memorizza(edeventualmenteconsegnaallivellosuperiore)edinviaACKcumulativo

• Segmentoduplicato• ScartaedinviaACKrelativoall’ultimosegmentoricevutoinsequenza

• Segmentoconchecksum errato• ScartasenzainviareACK

• Segmentofuorisequenza• MemorizzaedinviaACKrelativoall’ultimosegmentoricevutoinsequenza(ACKduplicato)


TCP: generazione ACK

Eventi

arrivo segmento in ordine, inviato ACK correttamente per tutti segmenti precedenti

arrivo segmento fuori sequenzacon numero maggiore di quello atteso: vuoto rilevato

arrivo di segmento che riempie vuoti parzialmente o completamente

Azioni ricevitore TCP

invia ACK

invia ACK duplicato, indicando come numero di sequenza il prossimo byte che si attendedi ricevere

ACK immediato, indicando come numero di sequenza il prossimo byte che si attendedi ricevere


Throughput ottenibile

• Generico protocollo afinestra:lavelocità ditrasmissione inassenza dierrori è

o Connessioni “corte”ottengonobandamaggiore aparità difinestra

• Perregolare velocità ditrasmissione posso agire suo roundtriptimeo dimensione finestra

time tripRoundione trasmissdi Finestra


Controllo di flusso

• TCPimpiegauncontrolloend-to-endbasatosucontrollodelladimensionedellafinestradeltrasmettitore:o evita che unhostveloce saturi unricevitore lentoo ilricevitoreimponeladimensionemassimadellafinestradeltrasmettitore,indicandonegliACKlafinestradiricezionedisponibile

o valoredinamicochedipendedall’allocazionedelsistemaoperativoedallaquantità didati ricevuti enonancora lettidall’applicazione


Controllo di congestione

• Deveevitarecheglihost nelloroinsiemesianotroppoaggressivisaturandolarete

• Nonpossotrasmetteresempreallavelocitàmassimaconsentitadalricevitore

• Selafinestraditrasmissioneè maggiore del valorepercuiilbitrateintrasmissionesuperacapacitàdelcollodibottigliao simemorizzanodatineibufferlungoilpercorso,ecresceroundtriptime

o siperdonodatineibufferdeinodiintermedi


LaPDUTCP

• LaPDUdiTCPèdettasegmento• Ladimensionedeisegmentipuòvariaredalsoloheader

(ACK,20byte)finoadunvaloremassimoMSSconcordatoconilricevitoreedipendentedallaMTUIP

• Ladimensionedelsingolosegmentodipendedallostreamdeilivellisuperiori

HEADER 20 B

VARIABLEDATA

LENGTH (0 - MSS)


0 4 8 16 19 24 32

Source Port Destination Port

Sequence Number

Acknowledgment Number

Checksum

Options

Window

Urgent Pointer

HLEN Resv Control flag

Padding

TCP header


TCP header

Sequence Number


0 15 31

HLEN Resv. Receiver window

checksum Urgent Pointer

flags

Source Port Number Dest Port Number

Identificanol’applicazionechestainviandoericevendodati.CombinaticonirispettiviindirizziIP,identificanoinmodounivocounaconnessione


TCP header

• Identifica,nellostream didati,laposizionedelprimobytedelpayload delsegmento

• Numerazioneciclicasu32bit• Ognidirezionedella

connessioneprocedeconnumeridisequenzadiversieindipendenti


0 15 31



flags


Sequence Number


0 15 31




Sequence Number


flags

Numero di sequenza più 1 dell’ultimo byte di dati ricevuto correttamente e in sequenza

Ovvero il prossimo byte che il ricevitore si aspetta di ricevere

Valido solo con ACK flagsettato

TCP header


Numeri di sequenza e di ack

Host A Host B

Utente preme tasto

‘C’

host confermaricezionedell’eco

‘C’

hostconferma ricezionedi ‘C’, ed invia echo

tempoEsempio di sessione telnet


0 15 31


flags


Sequence Number Lunghezza dell’header in parole di 32 bit



TCP header


0 15 31


flags


Sequence Number

RiservatI per usi futuri(es. ECN – ExplicitCongestion Notification)



TCP header


Gestioneconnessione • Seibitdiflag,unoopiùpossonoesseresettatiinsieme:o URG:urgentpointervalidoo ACK:numerodiackvalidoo PSH:forzapassaggiodatiapplicazione

o RST:resetconnessioneo SYN:synchronizeseq.No.Aperturaconnessione

o FIN:chiusuraconnessione

0 15 31



Sequence Number


HLEN Resv. Receiver windowflags

TCP header


0 15 31


flags


Sequence Number

Numero di byte, a partire da quello nel campo di ACK, che il ricevitore è disposto ad accettare per controllo di flussoValore massimo rwnd65535 byte se non si usa l’opzione “window scale”



TCP header


Finestra e Throughput

• MassimaquantitàdidatiintransitoperRTT:o 16-bitrwnd = 64KBmax

• RTT=100msProdotto banda xritardo dato

BandaT1 (1.5Mbps) Ethernet (10Mbps) T3 (45Mbps) FastEthernet (100Mbps) STS-3 (155Mbps) STS-12 (622Mbps) STS-48 (2.5Gbps)

banda x ritardo18KB

122KB549KB1.2MB1.8MB7.4MB

29.6MB


0 15 31

flags


Sequence Number

Checksum obbligatorio su header e dati, più pseudo-header che include indirizzi IP e tipo di protocollo (violazione del principio di stratificazione OSI)




TCP header


• Algoritmodichecksumo allineamentodiheader,datie

pseudo-header su16bito sommaincomplementoa1di

ognirigao siottienenumeroa32bit,che

sidivideinduepartidi16bito sommaincomplementoa1

delledueparti,inclusoilriporto

o inserisconell’header i16bitrisultanti

0 15 31

flags


Sequence Number




TCP header


0 15 31

flags


Sequence Number




Puntatore a “dati urgenti” nelcampo dati (es. ctrl-C in unasessione telnet).Offset rispetto al num. di seq.

Valido solo se flag URG èsettato

TCP header


Instraurazione della connessione

• L’instaurazionedellaconnessioneavvienesecondolaproceduradettadi“three-wayhandshake”

• lastazionecherichiedelaconnessione(A)inviaunsegmentodiSYN

• parametrispecificati:numerodiportadell’applicazionecuisiintendeaccedereeInitial SequenceNumber (ISN-A)

• lastazionechericevelarichiesta(B)rispondeconunsegmentoSYN

• parametrispecificati:ISN-Beriscontro(ACK)ISN-A

• lastazioneAriscontrailsegmentoSYNdellastazioneB(ISN-B)


time

A B

SYN(PortA,PortB,ISN-A)=x

SYNACK(PortB,PortA, ISN-B=Y,ACK=x+1)

ACK(PortA, PortB,ACK=y+1

Come si calcola MSS

• MSSdipendedallaMTU(MaximumTransferUnit)dellivelloIP,cheasuavoltadipendedallivelloData-LinkdelcollegamentoconMTUpiùpiccolalungoilpercorso

• PurtroppononesistonomeccanismidisegnalazionepercomunicareMSS

• TCPpuòcercaredistimarelaMTUminimaconunmeccanismodi“trialanderror”

• Provasegmentisemprepiùgrossifinoaquandounovienescartatoperdimensioneeccessivaeildispositivochel’hascartatomandaunmessaggioICMP(v.livellorete)almittente

• ...purtropponontuttiidispositivirispondono...• Default:MSS=1460(1500tramaethernet– 40bytes diheaders)• Default“minimo”:MSS=536


TerminazionedellaConnessione

• Poichélaconnessioneèbidirezionale,laterminazionedeveavvenireinentrambeledirezioni

• Proceduraditerminazione“gentle”– lastazionechenonhapiùdatidatrasmettereedecidedichiuderelaconnessioneinviaunsegmentoFIN(segmentoconilcampoFINpostoa1eilcampodativuoto)

– lastazionechericeveilsegmentoFINinviaunACKeindicaall’applicazionechelacomunicazioneèstatachiusanelladirezioneentrante

• Sequestaproceduraavvienesoloinunadirezione(half close),nell’altrailtrasferimentodatipuòcontinuare(gliACKnonsonoconsideraticometrafficooriginato,macomerispostaaltraffico)

– perchiuderecompletamentelaconnessione,laproceduradihalf close deveavvenireanchenell’altradirezione


TerminazionedellaConnessione


time

A B

FIN(PortA,PortB)

FINACK(PortB,PortA)

DATA()

ACK()DATA()

ACK()

FIN(PortB,PortA)

FINACK(PortA,PortB)

TerminazioneconRST

• Laterminazione“gentle”è moltolenta ecomplessa,esi presta aattacchi DoS

• Lamaggior partedelle applicazionimoderne (soprattutto i grandiwebserver)terminano laconnessione conunsingolo RST

• RSTnasce come“disasterrecovery”perliberare lerisorse logicheincaso diimpossibilitàdicomunicazione

• Sel’altroend-pointdellaconnessionericeveRSTliberaancheluilerisorselogiche


time

A B

RST(PortA,PortB)

Gestione del timeout

• Iltimeout (RTOà RetransimissionTimeOut)indicailtempoentroilqualelasorgentesiaspettadiricevereilriscontro(ack)– nelcasoincuiilriscontrononarrivi,lasorgenteprocedeallaritrasmissione

• RTOnonpuòessereunvalorestaticopredefinito– iltempodipercorrenzasperimentatodaisegmentièvariabileedipende

• dalladistanzatrasorgenteedestinazione• dallecondizionidellarete• dalladisponibilitàdelladestinazione

– esempio:fattorinochedeveconsegnareunpaccoincittà• RTOdevedunqueesserecalcolatodinamicamentedivoltainvolta

– durantelafasediinstaurazionedellaconnessione– durantelatrasmissionedeidati

• IlcalcolodiRTOsibasasullamisuradelRTT(RoundTripTime)– RTT:intervalloditempotral’inviodiunsegmentoelaricezionedel

riscontrodiquelsegmento


Stima del Round Trip Time

• PoichéRTTpuòvariareanchemoltoinbaseallecondizionidellarete,ilvalorediRTT(SRTT,Smoothed RTT)utilizzatoperilcalcolodiRTOrisultaunastimadelvalormediodiRTTsperimentatodaidiversisegmenti

• Ilparametroαèregolabilee,asecondadeivaloriassunti,rendeilpesodellamisuradiRTTistantaneopiùomenoincisivo– seαà 0ilSRTTstimatorisultaabbastanzastabileenonviene

influenzatodasingolisegmentichesperimentanoRTTmoltodiversi– seαà 1ilSRTTstimatodipendefortementedallamisurapuntualedei

singoliRTTistantanei– tipicamenteα=0.125=(1/8)

SRTT = (1- α) SRTT + α RTT

RTT = valore del campione attuale di RTT SRTT = stima smoothed di RTT


Stima del Round Trip Time

• Tipicamenteb=0.25=(1/4)• LaRTTVARpuòancheesseremoltomaggiorediSRTT• Lasuastimausaunfiltromenostretto,percuilastimaèpiù

“reattiva”• ConosceremediaevarianzadiRTTserveaimpostare

correttamenteiltimeout diritrasmissione

RTTVAR = (1- b) RTTVAR + b |SRTT – RTT|

RTTVAR = stima smoothed della varianza di RTT


Stima di RTO

• RTO=SRTT+4RTTVAR

• LasorgenteattendeilRTTmedio(SRTT)piùquattro voltelasua varianza (RTTVAR)primadiconsiderareilsegmentopersoeritrasmetterlo

• Incasodiritrasmissione,ilRTOperquelsegmentovienericalcolatoinbaseadunprocessodiexponential backoff– seèscadutoilRTO,probabilmentec’è

congestione,quindimeglioaumentareilRTOperquelsegmento

– RTO-retransmission=2*RTO• RTOvieneriportatoalsuovalore“calcolato”senza

backoff dopolatrasmissionecorrettadiunsegmentonuovo

A Bsegm. X

ACKRTT

RTO

RTO’

segm. X+1

segm. X+1

ACK

segm. X+3

RTO

segm. X+3ACK

segm. X+2

ACK

RTO

segm. X+4

segm. X+4

ACK

ACK

segm. X+3


Esempio di stima di RTT:

RTT: gaia.cs.umass.edu e fantasia.eurecom.fr

100

150

200

250

300

350

1 8 15 22 29 36 43 50 57 64 71 78 85 92 99 106

tempo (secondi)

RTT

(mill

isec

ondi

)

Campione RTT Stime di RTT


Stima di RTT e RTO

• RTOhaunvaloreminimo(normalmenteintornoa200ms)eunomassimo(normalmente60seoltre)

• Implementazionimoderneusanol’opzione“timestamp”perilcalcolodiRTT,maiprincipibasediadattamentoallecondizionidellareterimanelostesso:– vienestimatounvaloremedioeunadeviazionemediadiRTT– RTOvienecalcolatoinbaseaquestivalorimedi

• Nelleimplementazioni,inoltre,sitienecontodialtrifattorichepossonoinfluenzareilcalcolodiRTTediRTO:– esempio:ilRTTdeisegmentiritrasmessidovrebbeinfluenzareilSRTTequindiilRTO?


Congestione: generalità

• Incasodicongestionedellarete,acausadeibufferlimitatidegliapparatidirete,alcunisegmentipotrebberovenirepersi

• Laperditadeisegmentieilrelativoscaderedeltimeout diritrasmissioneèconsideratounsintomodicongestione– ilTCPnonhaaltrimezziperconoscerelostatodellarete

• Lasorgentedovrebbeessereingradodireagirediminuendoiltassodiimmissionedeinuovisegmenti

• Questareazionevienedetta“controllodellacongestione”– sidifferenziadalcontrollodiflussocheinvecedefiniscetecnicheperevitareilsovraccaricodelricevitore


Congestione:cause

• Leritrasmissioni rischiano diessere inutili nel caso incuiipacchetti vengono buttati viapermancanza dirisorse

• Cos’è lacongestioneecomesi genera?• Congestione:lostato diuna reteincuiil traffico offerto η è

maggiore della capacità delal reteC– normalizzando ρ =η/Callora ρ >=1significa congestione

• Esempio disingolo collo dibottiglia

100 Mbit/sS2

S3

S50

S1

...ricevitori


Cause/costi della congestione:1

r duemittenti,duedestinatari

r unrouterconbufferillimitati

r nessunaritrasmissione

• throughputmassimo

• ritardo“infinito”


Cause/costi della congestione: 2

r unrouter,bufferfinitir ilmittenteritrasmetteilpacchettoperduto

Buffer finiti e condivisi per i collegamenti in uscita

Host A λin : dati originari

Host B

λout

λ'in : dati originaripiù dati ritrasmessi



r Quattromittentir Percorsimultihopr timeout/ritrasmissione

λinD: Che cosa accade quando

e aumentano?λin

Host Aλin : dati originari

Host B

λout

λ'in : dati originaripiù dati ritrasmessi

Buffer finiti e condivisi per i collegamenti in uscita



Unaltro“costo”dellacongestione:r Quandoilpacchettovienescartato,lacapacitàtrasmissiva

utilizzatasuicollegamentidiupstream perinstradareilpacchettorisultasprecata!

Host A

Host B

λout


Approcci al controllo della congestione

Controllodicongestioneend-to-end:r nessunsupportoesplicito

dallareter lacongestioneèdedotta

osservandoleperditeeiritardineisistemiterminali

r metodoadottatodaTCP

Controllodicongestioneassistitodallarete:r irouterfornisconoun

feedbackaisistemiterminalim unsingolobitperindicarela

congestione(SNA,DECbit,TCP/IPECN,ATM)

m comunicareinmodoesplicitoalmittentelafrequenzatrasmissiva


Congestion Window

• Incasodicongestioneilcontrollodiflussorallentalasorgente– selareteècongestionata,arriverannomenoriscontriequindiiltassodiimmissionediminuisceautomaticamente

• Ladimensionedellafinestraè ottimale?No!

• Soluzioneperilcontrollodellacongestioneà variaredinamicamenteladimensionedellafinestraditrasmissione– ladimensionedellafinestranonèdecisaaprioriestatica,masiadattaallesituazioni(stimate)dicarico

– talefinestrascorrevoleevariabilevienedenominata“congestionwindow”(CWND)


Esempio

A B56

789

10

111213141516

17

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18

1213

RTO


Algoritmi di controllo della congestione

• Esistonodiversialgoritmicheregolanoladimensionedellafinestra(CWND)alvariaredellecondizionidirete

• Iduealgoritmibasesono:– SlowStart– CongestionAvoidance

• Altrialgoritmisonostatidefinitiperaumentarel’efficienzadelTCPincasodiperdita(alpostodelRTO)– FastRetransmit– FastRecovery– SACK


Slow Start e Congestion Avoidance

• Sonoduediversialgoritmicheregolanoladimensionedellafinestra(l’utilizzodiunoescludel’utilizzodell’altro)

• SlowStart– perciascunriscontroricevutolaCWNDpuòaumentarediunsegmento– questoimplicache,quandosiriceveunriscontro,sitrasmettonoduenuovi

segmenti(enonunosolocomenelcasoincuilaCWNDrimanefissa)– l’evoluzionedellaCWNDhaunandamentoesponenziale

• alprimoRTTlaCWND=1,ricevutoilriscontroCWND=2,ricevutiidueriscontriCWND=4,...

• Congestion avoidance– perciascunriscontroricevuto,lafinestraaumentodi1/CWND(CWNDè

espressainnumerodisegmenti)– questoimplicacheadogniRTT,incuisiricevonounnumerodiriscontripari

allaCWND,laCWNDaumentadiunsegmento– l’evoluzionedellaCWNDhaunandamentolineare


Slow Start e Congestion Avoidance

• Durantelafase SSalla ricezione diogni ACKvalido enonduplicato

CWND=CWND+MSS

• Durantelafase CAalla ricezione diogni ACKvalido enonduplicato

CWND=CWND+MSS/CWND


Esempio: Slow Start

CWND

tempoRTT

2

4

6

8

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

A B4

56

7...10

11......18

NOTA: per semplificare la rappresentazione grafica, si assume che i segmenti vengano generati e trasmessi tutti nello stesso istante e i corrispettivi riscontri vengano ricevuti di conseguenza tutti insieme dopo un tempo pari a RTT (supposto costante)


Esempio: Congestion Avoidance

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

A B567

89

1011

1213141516

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

CWND

tempoRTT

2

4

6

8


Evoluzione della CWND

• CongestionWindow(CWND)– dimensionedellafinestra(espressainbyteoinnumerodisegmenti)di

trasmissione• Receive Window(RECWND)

– dimensionedellafinestradiricezione(espressainbyteoinnumerodisegmenti)annunciatadalladestinazione;èillimitemassimochelaCWNDpuòassumere

• SlowStartThreshold (SSTHRESH)– dimensionedellafinestra(espressainbyteoinnumerodisegmenti)

raggiuntalaquale,invecediseguirel’algoritmodiSlowStart,siseguel’algoritmodiCongestionAvoidance

• RTT:tempotrascorsotral’inviodiunsegmentoelaricezionedelriscontro;incondizionidistabilitàdellareteedelcarico,RTTrimanepressochécostante

• RTO:tempochelasorgenteaspettaprimadiritrasmettereunsegmentononriscontrato


Evoluzione della CWND

• L’algoritmocheregolaladimensionedellaCWNDèilseguente:– all’iniziodellatrasmissionesipone

• CWND=1segmento(ovverounnumerodibytepariaMSS)• SSTHRESH=RCVWNDoppureSSTHRESH=RCVWND/2(dipendedalleimplementazioni)

– laCWNDevolvesecondol’algoritmodiSlowStartfinoalraggiungimentodellaSSTHRESH

– raggiuntalasogliaSSTHRESH,ladimensionediCWNDèregolatadall’algoritmodiCongestionAvoidance

– lafinestracrescefinoalraggiungimentodiRCVWND


Evoluzione CWND senza perdite

• SlowStart+CongestionAvoidance+RCWND


t[RTT]

CWND[#se

g.]

2

4

8

RCWND=12

SSHRT=RCWND/2=6

Throughput

• Abbiamovistocheilthroughputdiunprotocolloafinestra(fissa)èdatodallaformula Thr[bit/s]=DF[byte]*8/T[s]

• doveTèladuratadellatrasmissioneeDFladimensionedellafinestra

• Eperunprotocolloafinestravariabile?• Dipenderàdallafinestraistanteperistanteequindinellungoperiodo

dall’integraledellafinestraneltempo

Thr [bit/s]= ⎰DF(t)dt


T

Throughput

• PeraverebuoneprestazionièfondamentalecheTCPmantengalagiustadimensionedellafinestra

• SeRCVWNDètroppograndeipacchettisiaccumulanoneibufferdellareteaumentandoRTT...equindiladuratadellaconnessionepertrasferireunadataquantitàdidati

• Questaèunaformadicongestioncontrol• Funzionamoltobenequandoilcollodibottigliaèillinkal

trasmettitore:ipacchettisiaccumulanonelSOdell’hostcherappresentaunbuffermoltogrande

• RCVWNDèilmassimo,macosaaccadeincasodicongestioneeperdite?


Recupero delle perdite

• TCPrecuperaleperditeconduemeccanismi• ScadenzaRTO• Ricezionedi3ACKduplicati(4ACKuguali)-->FastRetransmit• InognicasoTCPritrasmetteilpacchettoperso(ilprimodellafinestra

percostruzione)egliACKcumulativigarantisconocheilmeccanismosiaditiposelective-repeat.

• SescadeRTOTCP“ricominciadacapo”• SesiusaFastRetransmit TCPloabbinaaunmeccanismochesi

chiamaFastRecovery ilcuiscopoèdimezzarelafinestraalmomentodellaperditaeentrareincongestionavoidance

• Vediamoidiversicasiindettaglio...


Recupero con RTO

AllascadenzadiRTOTCP:1. RTO=RTO*2;SSHTHR=CNGWND/22. CNGWND=MSS(1segmento)3. Ritrasmetteilprimosegmentodellafinestra4. Attendediriceverel’ACK5. Quando(ese)riceveACK:WLow =(ACKNumber)6. Se(ACKNumber)>WUp

ricominciafunzionamentonormaleAltrimenti

ritrasmetteunsegmentoricominciandodalpunto37. SescadeRTOricominciadalpunto1.per10volte;eperulteriori

6voltesenzaincrementareRTO...poisiarrende


RecuperoconRTO


A B1011121314

15

ignoreIgnoreignore

RagioniamoasegmentiWLow =10;CNGWND=5;WUp =14FaseCongestion AvoidanceSegmentopersoNo.11

XA11

A11 DupACKA11 DupACKA11 DupACK

A11 DupACK

ignore

LafinestraNONcresceperchénonsonostatiricevutiCNGWNDACK

~~ ~~RTO Expires Ret 11

RTO = RTO*2A16

Fine recupero 16

WLow =16;CNGWND=1;WUp =16SSTHR=5*MSS/2Riparteinslowstart

RecuperoconRTO


Dinamicadellafinestra:RTT=20ms;RTO=200ms;RCWND=40segmenti(~64K)

Lafinestrainquestasliderappresentailnumeroeffettivodisegmenti inviatinelRTT

t[RTT]

CWND[#se

g.]

2

4

8

SSHRT=2.5

121218

RTO=10RTT

Civogliono 18RTTperchéCNGWNDritornialvaloredi5segmentiSelafinestraèpiùgrandeeilrapportoRTO/RTTmaggiore ...lecosevannoancorapeggio

segmentoritrasmesso

RecuperoconRTOperditemultiple


Dinamicadellafinestra:RTT=20ms;RTO=200ms;RCWND=40segmenti(~64K)SecondaperditaquantoCNGWNDharaggiunto8segmentiLafinestrainquestasliderappresentailnumeroeffettivodisegmenti inviatinelRTT

t[RTT]

CWND[#se

g.]

2

4

8

SSHRT=2.5

121218

RTO=10RTT

SSHRT=4

RTO=10RTT

Inpresenzadiperditeilfunzionamento èunasequenzaditrasmissioni“burst”seguitedailunghi silenzidell’RTO

Recupero con Fast Retransmit

Quandovengonoricevuti3ACKduplicati:1. SSHTHR=CNGWND/22. CNGWND=MSS(1segmento)3. Ritrasmetteilprimosegmentodellafinestra4. Attendeescarta(ignora)tuttiiDupACK successivi5. Quando(ese)riceveACKnonduplicato:WLow =(ACKNumber);

WUp =WLow +CNGWND6. Se(ACKNumber)>WUp

ricominciafunzionamentonormaleAltrimenti

ritrasmetteunsegmentoricominciandodalpunto37. SescadeRTO(es.perditasegmentoritrasmesso)sicomporta

comeconrecuperoconRTOReti - [email protected] - Livello Trasporto 101

RecuperoconFastRetransmit


A B1011121314

15

Dup ACK 1Dup ACK 2Dup ACK 3


XA11


A11 DupACK

ignore


Ret 11

A16

Fine recupero16

WLow =16;CNGWND=1;WUp =16SSTHR=5*MSS/2Riparteinslowstart

RecuperoconFastRetransmit




t[RTT]

CWND[#se

g.]

2

4

8

SSHRT=2.5

128

CNGWNDritornaalvaloredi5segmentiin“soli”8RTT.Seleperditesonocasuali,comunque TCPnon riesceamantenereunafinestraeunthroughput elevati

segmentoritrasmesso.I 3dupACKimpieganomeno diunRTT(perdefinizione)


Dinamicadellafinestra:RTT=20ms;RTO=200ms;RCWND=40segmenti(~64K)SecondaperditaquantoCNGWNDharaggiunto8segmentiLafinestrainquestasliderappresentailnumeroeffettivodisegmenti inviatinelRTT

t[RTT]

CWND[#se

g.]

2

4

8

SSHRT=2.5

121015

SSHRT=4

Inpresenzadiperditeilfunzionamento èunasequenzadifasidicrescitadellafinestraseguitedaunacadutaa“zero”

Recupero con Fast Retransmit / RTO

• UsandoisemplicimeccanismidiRTOeFastRetransmit TCPimplementaritrasmissioneselettiva

• PuòrecuperareunsegmentopersociascunRTT• RTOèmoltoinefficiente• FastRetransmitmiglioraefficienza,mailfunzionamentocontinuaad

essere“asinghiozzo”• Idea:anziché“ricominciaredacapo”sipuòentraredirettamentein

congestionavoidancemettendoCNGWND=SSTHR• Peròsenzaaltriaccorgimentisirischiadiritrasmetteresegmentigià

ricevuti


Fast Recovery

• L’ideadibaseèquelladiottenereuna“oscillazione”diCNGWND“adentedisega”dimezzandolafinestraincasodiperditeeincrementandolalinearmentequandononcisonoperdite


• Bisognaevitareritrasmissioni• Bisognaevitaretimeout• Sarebbemeglioevitarel’attesadiunRTTsesicontinuanoaricevere

ACKduplicati

t[RTT]

CWND[#se

g.]

4

8

16

perdite

Recupero con Fast Recovery

Quandovengonoricevuti3ACKduplicati:1. SSHTHR=CNGWND/22. Ritrasmetteilprimosegmentodellafinestra3. CNGWND=SSHTHR+3MSS(3Dup ACKricevuti);selafinestralo

consenteinvianuovisegmenti4. PerogninuovoDup ACKCNGWND=CNGWND+MSSeinviaun

nuovosegmentoselafinestraloconsente5. Quando(ese)riceveACKnonduplicato:WLow =(ACKNumber)


Recupero con Fast Reovery

1. Se(ACKNumber)>WUpCNGWND=SSHTHRricominciafunzionamentonormaleincongestionavoidance

AltrimentiritrasmetteunsegmentorimaneinFastRecoveryriprendendodalpunto4,aquestopuntogliACKduplicatisiriferisconoalsecondosegmentoritrasmesso

2. SescadeRTO(es.perditasegmentoritrasmesso)sicomportacomeconrecuperoconRTO


RecuperoconFastRecovery


A B1011121314

15

Dup ACK 1Dup ACK 2Dup ACK 3


XA11


A11 DupACK

16


Ret 11

A16

CNGWND=CNGWND+1trasmettenuovo segmento

WLow =10;WUp =16SSTHR=5*MSS/2CNGWND=SSHTR+3Nonpuòtrasmetterenuovi segmenti Fine recupero

CNGWND=SSTHRtrasmettenuovo segmentoCNGWND=CNGWND+MSS/2=3trasmette2nuovi segmenti

17

1819

2021

A17

A18

A19A20

A21A22

RecuperoconFastRecovery




t[RTT]

CWND[#se

g.]

2

4

8

SSHRT=2.5

128

CNGWNDritornaalvaloredi5segmentisemprein8RTT,maconFastRecoveryhatrasmesso3segmentiinpiùnello stessotempo

segmentoritrasmesso

CNGWND=SSTHR+3=5nonconsentediinviarenuovi segmenti

NuovoDupACKricevutoCNGWND=CNGWND+1inviaunnuovosegmento (17)

Recupero perdite: riassunto

• RTOimplementaritrasmissioniselettive,funzionasempre,masprecamoltissimerisorse(tempo)

• FastRetransmit abbatteiltempodirecupero,consentedirecuperareunsegmentoperRTT(anzichéRTO),maèancorapiuttostoinefficiente

• FastRecovery èmoltocomplessoecisonocasiincui...siinceppaàRTO

• QuandofunzionacorrettamenteFastRecoverysostienelatrasmissionedinuovipacchettimentrerecuperaquellipersi.


Crescita finestra

• LostandardprevedechelafinestrainCAcrescalinearmenteconRTT• Diverseimplementazioninonrispettanoquestaindicazione• Linuxà TCPCubic• Windowsà TCPCompound• Ilrisultatoè...unpo’dicaosinrete(ancora?!?!)

• TCPdovrebbecontrollarelacongestioneedessereancheequo• AbbiamogiàvistocheinrealtàdipendedaRTT• Condiverse“logichedicrescitadellafinestraèancorapeggio


Implementazioninonstandard

• TCPCUBIC(Linux)

• TCPCompound(MSWindows)

3-114

Equità: seKsessioniTCPcondividonolostessocollegamentoconampiezzadibandaR,cheèuncollodibottigliaperilsistema,ognisessionedovràavereunafrequenzatrasmissivamediapariaR/K.

ConnessioneTCP 1

Capacità delrouter R,il collo di bottigliaConnessione

TCP 2

Equità diTCP

TCPè equo?Dueconnessioniinconcorrenzatraloro:r L’incrementoadditivodeterminaunapendenzaparia1,all’aumentaredel

throughoutr Ildecrementomoltiplicativoriduceilthroughput inmodoproporzionale

R

R

Condivisione della stessaampiezza di banda

Throughput della connessione 1

congestion avoidance: incremento additivoperdita: riduce la finestra di un fattore 2

congestion avoidance: incremento additivoperdita: riduce la finestra di un fattore 2

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Reti - DISI, University of Trentodisi.unitn.it/locigno/didattica/reti/15-16/04_Transport-Layer.pdf · Livello trasporto in Internet • Due protocolli di trasporto di base alternativi: