TCP: Overview RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581 ponto-a-ponto: um transmissor, um receptor confiável, seqüêncial -> byte stream: mensagens não são delimitadas pipelined: transmissão de vários pacotes sem confirmação (ACK) Controle de congestionamento e de fluxo definem o tamanho da janela de transmissão buffers de transmissão e de recepção dados full-duplex: transmissão bi-direcional na mesma conexão MSS: maximum segment size orientado a conexões: handshaking (troca de mensagens de controle) inicializa o estado do transmissor e do receptor antes da troca de dados controle de fluxo: transmissor não esgota a capacidade do receptor aplicação aplicação envia dados socket lê dados socket port port TCP TCP buffe de tx buffer de rx segment Cap. 3: Camada de Transporte

Estrutura do Segmento TCP 32 bits URG: dados urgentes (pouco usado) contagem por bytes de dados (não segmentos!) porta origem porta destino número de seqüência ACK: campo de ACK é válido número de reconhecimento tam. cabec. não usado PSH: acelera entrega dos dados p/ app. no receptor(pouco usado) U A P R S F janela de recep. checksum dados urgentes número de bytes que o receptor está pronto para aceitar Opções (tamanho variável) RST, SYN, FIN: gerenc. de conexão (comandos de estabelec. e término) dados de aplicação (tamanho variável) Internet checksum (como no UDP) Cap. 3: Camada de Transporte

Números de Seqüência e ACKs do TCP número do primeiro byte de dados no segmento TCP ACKs: número do próximo byte esperado do outro lado ACK cumulativo Q: como o receptor trata segmentos foram de ordem? descarta? bufferiza para entrega posterior em ordem? A especificação do TCP não define, fica a critério do implementador! Host A Host B Usuário digita ‘C’ Seq=42, ACK=79, data = ‘C’ host confirma recepção de ‘C’, e ecoa o ’C’ de volta Seq=79, ACK=43, data = ‘C’ host confirma recepção do ‘C’ ecoado Seq=43, ACK=80 tempo cenário telnet simples Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: transferência de dados confiável evento: dados recebidos da aplicação acima transmissor simplificado, assumindo que não há controle de fluxo nem de congestionamento cria, envia segmento espera por evento wait for event evento: temporização esgotada para segmento com seq = y retransmite segmento evento: ACK recebido, com número de ACK = y processamento do ACK Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: transferência confiável 00 sendbase = initial_sequence number 01 nextseqnum = initial_sequence number 02 03 loop (forever) { 04 switch(event) 05 event: dados recebidos da aplicação acima 06 cria segmento TCP com número de seqüência nextseqnum 07 if (temporizador ainda não iniciado) 08 inicia temporizador 09 passa segmento ao IP 10 nextseqnum = nextseqnum + length(data) 11 break; 12 event: esgotamento de temporizador 13 retransmite segmento não reconhec. com menor núm. seq. 14 inicia temporizador 15 break; 16 event: ACK recebido, com valor y no campo de ACK 17 if (y > sendbase) { /* ACK cumulativo de todos os dados até y */ 18 sendbase = y 19 if (ainda há segmentos com reconhecimento pendente) 20 inicia temporizador 21 } 21 break; 22 } /* end of loop forever */ TCP: transferência confiável Transmissor TCP simplificado Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: cenários de retransmissão Host A Host A Host B Host B Seq=92, 8 bytes data Seq=92, 8 bytes data Seq=100, 20 bytes data ACK=100 Seq=92 temp. temporização X ACK=100 ACK=120 loss Seq=92, 8 bytes data Seq=92, 8 bytes data ACK=120 Seq=92 temp. ACK=100 tempo Cenário com perda do ACK Temporização prematura, ACKs cumulativos Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: cenários de retransmissão Host A Host B Seq=92, 8 bytes data ACK=100 Seq=100, 20 bytes data X Seq=92 temp. loss ACK=120 Seq=120, 8 bytes data tempo Efeito de ACKs cumulativos Cap. 3: Camada de Transporte

Geração de ACK [RFC 1122, RFC 2581] Evento segmento chega em ordem, não há lacunas, segmentos anteriores já aceitos um ACK atrasado pendente segmento chega fora de ordem número de seqüência chegou maior: lacuna detectada chegada de segmento que parcial ou completamente preenche a lacuna Ação do TCP Receptor Atrasa o ACK. Espera até 500ms pelo próximo segmento. Se não chegar, envia segmento “vazio” com ACK imediatamente envia um ACK cumulativo envia ACK duplicado, indicando número de seqüência do próximo byte esperado (menor núm. seq. na lacuna) Reconhece (ACK) imediatamente se o Segmento começa na borda inferior da lacuna detecta perda antes do timeout TCP Fast Retransmit: Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Fast Retransmit TCP interpreta a recepção de ACKs duplicados como a perda do segmento enviado posteriormente àquele ao qual os ACKs se referem retransmite o segmento após 3 ACKs duplicados Permite detectar a perda de um pacote de maneira mais rápida (antes do timeout) Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: transferência confiável 00 sendbase = initial_sequence number 01 nextseqnum = initial_sequence number 02 03 loop (forever) { 04 switch(event) 05 event: dados recebidos da aplicação acima 06 cria segmento TCP com número de seqüência nextseqnum 07 if (temporizador ainda não iniciado) 08 inicia temporizador 09 passa segmento ao IP 10 nextseqnum = nextseqnum + length(data) 11 break; 12 event: esgotamento de temporizador 13 retransmite segmento não reconhec. com menor núm. seq. 14 inicia temporizador 15 break; 16 event: ACK recebido, com valor y no campo de ACK 17 if (y > sendbase) { /* ACK cumulativo de todos os dados até y */ 18 sendbase = y 19 if (ainda há segmentos com reconhecimento pendente) 20 inicia temporizador 21 } 22 else { /* recebeu ACK duplicado */ 23 incrementa o contador de ACKs duplicados para segmento y 24 if (número de ACKs duplicados para segmento y for igual a 3) 25 /* TCP Fast Retransmit */ 26 re-envia segmento com número de seqüência y 27 } 21 break; 22 } /* end of loop forever */ TCP: transferência confiável Transmissor TCP simplificado Incluindo “Fast Retransmit” Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Round Trip Time e Temporização Q: como escolher o valor da temporização (timeout) do TCP? maior que o RTT nota: RTT é variável muito curto: temporização prematura retransmissões desnecessárias muito longo: a reação à perda de segmento fica lenta Q: Como estimar o RTT? SampleRTT: tempo medido da transmissão de um segmento até a respectiva confirmação ignora retransmissões e segmentos reconhecidos de forma cumulativa SampleRTT varia de forma rápida, é desejável um “amortecedor” para a estimativa do RTT usar várias medidas recentes, não apenas o último SampleRTT obtido Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Round Trip Time e Temporização EstimatedRTT = (1-x) * EstimatedRTT + x * SampleRTT Média ponderada valor típico de x = 0.1: história (representada pela estimativa anterior) tem mais peso que o último RTT medido influência de uma dada amostra decresce de forma exponencial Definindo a temporização EstimtedRTT mais uma “margem de segurança” grandes variações no EstimatedRTT  maior margem de segurança Temporização = EstimatedRTT + 4*Desvios Desvio = (1-x) * Desvio + x * |SampleRTT - EstimatedRTT| Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Estabelecimento de Conexão TCP transmissor estabelece conexão com o receptor antes de trocar segmentos de dados inicializar variáveis: números de seqüência buffers, controle de fluxo (ex. RcvWindow) cliente: iniciador da conexão Socket clientSocket = new Socket("hostname","port number"); servidor: chamado pelo cliente Socket connectionSocket = welcomeSocket.accept(); Three way handshake: Passo 1: sistema final cliente envia TCP SYN ao servidor especifica número de seqüência inicial Passo 2: sistema final servidor que recebe o SYN, responde com segmento SYN,ACK reconhece o SYN recebido aloca buffers especifica o número de seqüência inicial do servidor Passo 3: o sistema final cliente reconhece o SYN,ACK Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Estabelecimento de Conexão cliente servidor Connection request SYN=1, seq=client_isn Connection granted SYN=1, seq=server_isn ack=client_isn+1 SYN=0, seq=client_isn+1, ack=server_isn+1 Connection open Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Término de Conexão Fechando uma conexão: cliente fecha o socket: clientSocket.close(); Passo 1: o cliente envia o segmento TCP FIN ao servidor Passo 2: servidor recebe FIN, responde com ACK. Fecha a conexão, envia FIN. cliente servidor close FIN ACK close FIN ACK espera temp. closed Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Término de Conexão Passo 3: cliente recebe FIN, responde com ACK. Entra em “espera temporizada” - vai responder com ACK a eventuais FINs recebidos se o ACK original do cliente se perder Passo 4: servidor, recebe ACK. Conexão fechada. cliente servidor closing FIN ACK closing FIN ACK espera temp. closed closed Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Controle de Conexão Estados do Cliente Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Controle de Conexão Estados do Servidor Cap. 3: Camada de Transporte

armazenamento de recepção TCP: Controle de Fluxo controle de fluxo receptor: explicitamente informa o transmissor sobre a quantidade de área livre no buffer (que varia dinamicamente) campo RcvWindow no cabeçalho do segmento TCP transmissor: mantém a quantidade de dados pendentes (transmitidos mas ainda não reconhecidos) menor que a quantidade expressa no último RcvWindow recebido transmissor não deve esgotar o buffer do receptor enviando dados rápido demais RcvBuffer = tamanho do Buffer de recepção do TCP RcvWindow = total de espaço livre no buffer armazenamento de recepção Cap. 3: Camada de Transporte

Princípios de Controle de Congestionamento informalmente: “muitas fontes enviando dados acima da capacidade da rede de tratá-los” diferente de controle de fluxo! controle de fluxo: considera transmissor e receptor apenas controle de congestionamento: visão global da rede sintomas: perda de pacotes (saturação de buffer nos roteadores) atrasos grandes (filas nos buffers dos roteadores) um dos 10 problemas mais importantes na Internet! Cap. 3: Camada de Transporte

Causas/custos do congestionamento: cenário 1 dois transmissores, dois receptores um roteador com buffers infinitos link compartilhado não há retransmissão C: capacidade do link λin: taxa de transm. λout: taxa de recep. grandes atrasos quando congestionado máxima vazão obtenível Cap. 3: Camada de Transporte

Causas/custos do congestionamento: cenário 2 um roteador com buffers finitos transmissor reenvia pacotes perdidos Cap. 3: Camada de Transporte

Causas/custos do congestionamento: cenário 2 l in = l in C/2 < l in out = sem perdas: (tráfego bom); enquanto  “perfeita” retransmissão, somente quando há perdas: retransmissão de pacotes atrasados (não perdidos) torna maior (que o caso perfeito) para o mesmo l in out > l in l out “custos” do congestionamento: mais trabalho (retransmissões) para uma certa quantidade de dados originais retransmissões desnecessárias: enlace transporta várias cópias do mesmo pacote Cap. 3: Camada de Transporte

Causas/custos do congestionamento: cenário 3 quatro transmissores caminhos com múltiplos saltos temporizações/retransmissões l in Q: o que acontece quando e aumentam ? l in Cap. 3: Camada de Transporte

Causas/custos do congestionamento: cenário 3 Outro “custo” do congestionamento: quando pacote é descartado, qualquer capacidade de transmissão que tenha sido anteriormente usada para aquele pacote é desperdiçada! Cap. 3: Camada de Transporte

Abordagens do problema de controle de congestionamento Existem duas abordagens gerais para o problema de controle de congestionamento: Controle de congestionamento fim-a-fim: não usa realimentação explícita da rede congestionamento é inferido a partir das perdas e dos atrasos observados nos sistemas finais abordagem usada pelo TCP Controle de congestionamento assistido pela rede: roteadores enviam informações para os sistemas finais bit único indicando o congestionamento (SNA, DECbit, TCP/IP ECN, ATM) a taxa máxima aceitável pode ser notificada explicitamente ao transmissor pela rede Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: Controle Congestionamento Controle fim-a-fim (não há assistência da rede) A taxa de transmissão é limitada pelo tamanho da janela Dois limites: CongWin (janela de congestionamento) e RcvWindow Na prática: janela = min{CongWin, RcvWindow} Congwin RcvWindow w segmentos, cada um com MSS bytes enviados em um RTT: vazão = w * MSS RTT Bytes/seg Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: Controle Congestionamento “teste” para reconhecer a taxa possível: idealmente: transmitir tão rápido quanto possível (Congwin tão grande quanto possível) sem perdas aumentar Congwin até que ocorra perda (congestionamento) perda: diminuir Congwin, então ir testando (aumentando) outra vez duas “fases”” slow start AIMD - congestion avoidance variáveis importantes: Congwin threshold: define o limite entre a fase slow start e a fase congestion avoidance Cap. 3: Camada de Transporte

AIMD (Additive-Increase, Multiplicative-Decrease) TCP congestion avoidance: AIMD: aumento aditivo, redução multiplicativa aumenta a janela de 1 a cada RTT diminui a janela por um fator de 2 em caso de evento perda Evento de perda: 3 ACKs duplicados Adotado no TCP Reno (versão mais recente) 24K Janela de Congestionamento 16K 8K tempo Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Slowstart algoritmo Slowstart Congwin++ inicializar: Congwin = 1 Host A Host B algoritmo Slowstart one segment inicializar: Congwin = 1 para (cada segmento reconhecido Congwin++ até (evento perda OU CongWin > threshold) RTT two segments four segments aumento exponencial (por RTT) no tamanho da janela (não tão lento!) evento de perda : timeout (Tahoe TCP) e/ou 3 ACKs duplicados (Reno TCP) tempo Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: Congestion Avoidance /* acabou slowstart */ /* Congwin > threshold */ Até (evento perda) { cada w segmentos reconhecidos: Congwin++ } threshold = Congwin/2 Congwin = 1 realiza slowstart 1: TCP Reno pula a fase slowstart (recuperaçaõ rápida) após três ACKs duplicados Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Tahoe Vs. TCP Reno TCP Reno após 3 ACKs duplicados (AIMD) TCP Tahoe (sempre) ou TCP Reno após timeout Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: Congestion Avoidance (Tahoe TCP) /* acabou slowstart (CongWin > threshold) */ /* Inicia congestion avoidance: crescimento linear de CongWin */ Até (novo evento de perda - qualquer) { a cada w segmentos reconhecidos: CongWin++ } /* após evento de perda */ threshold = CongWin/2 CongWin = 1 realiza slowstart até threshold reinicia congestion avoidance Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: Congestion Avoidance (Reno TCP) /* acabou slowstart (CongWin > threshold) */ /* Inicia congestion avoidance: crescimento linear de CongWin */ Até (novo evento de perda) { a cada w segmentos reconhecidos: CongWin++ } threshold = CongWin / 2 se timeout: CongWin = 1 realiza slowstart até threshold senão, se 3 ACKs duplicados: CongWin = thresholdd reinicia congestion avoidance Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: Eqüidade (fairness) Objetivo: se N sessões TCP devem passar pelo mesmo gargalo, cada uma deve obter 1/N da capacidade do enlace conexão TCP 1 roteador com gargalo de capacidade R conexão TCP 2 Cap. 3: Camada de Transporte

Porque o TCP é justo? Duas sessões competindo pela banda: R R O aumento aditivo fornece uma inclinação de 1, quando a vazão aumenta redução multiplicativa diminui a vazão proporcionalmente R divisão igual da banda perda: reduz janela por um fato de 2 congestion avoidance: aumento aditivo Vazão da Conexão 1 perda: reduz janela por um fator de 2 congestion avoidance: aumento aditivo Vazão da Conexão 2 R Cap. 3: Camada de Transporte

Capítulo 3: Resumo princípios por trás dos serviços da camada de transporte: multiplexação/demultiplexação transferência de dados confiável controle de fluxo controle de congestionamento instanciação e implementação na UDP TCP A seguir: saímos da “borda” da rede (camadas de aplicação e de transporte) vamos para o “núcleo” da rede Camada de Rede Camada de Enlace Cap. 3: Camada de Transporte

Anexos: Cap. 3: Camada de Transporte

Estudo de caso: controle de congestionamento do serviço ATM ABR ABR: Available Bit Rate “serviço elástico” se o caminho do transmissor está pouco usado: transmissor pode usar a banda disponível se o caminho do transmissor está congestionado: transmissor é limitado a uma taxa mínima garantida células RM (Resource Management) : enviadas pelo transmissor, entremeadas com as células de dados bits nas células RM são usados pelos comutadores (“assistida pela rede”) NI bit: não aumentar a taxa de transmissão (congestionamento leve) CI bit: indicação de congestionamento: restringir a taxa de transmissão as células RM são devolvidos ao transmissor pelo receptor, com os bits de indicaçaõ intactos Cap. 3: Camada de Transporte

Estudo de caso: controle de congestionamento do serviço ATM ABR campo ER (explicit rate) de dois bytes nas células RM comutador congestionado pode reduzir o valor de ER nas células o transmissor envia dados de acordo com a menor vazão máxima suportada no caminho (i.e., pelo comutador mais congestionado) bit EFCI nas células de dados: marcado como 1 pelos comutadores congestionados se a célula de dados que precede a célula RM tem o bit EFCI com valor 1, o receptor marca o bit CI na célula RM devolvida Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: modelagem da latência Q: Quanto tempo demora para receber um objeto de um servidor Web após enviar um pedido? estabelecimento de conexão TCP atraso de transferência de dados Notação, hipóteses: Assuma um enlace entre o cliente e o servidor com taxa de dados R Assuma: janela de congestionamento fixa, W segmentos S: MSS (bits) O: tamanho do objeto (bits) não há retransmissões (sem perdas e corrupção de dados) Dois casos a considerar: WS/R > RTT + S/R: ACK para o primeiro segmento retorna antes de se esgotar a janela de transmissão de dados WS/R < RTT + S/R: espera pelo depois de esgotar a janela de transmissão de dados Cap. 3: Camada de Transporte

TCP: modelagem da latência K:= O/WS Caso 1: latencia = 2RTT + O/R Caso 2: latencia = 2RTT + O/R + (K-1)[S/R + RTT - WS/R] Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Modelagem de Latência: Slow Start Agora suponha que a janela cresce de acordo com os procedimentos da fase slow start. Vamos mostrar que a latência de um objeto de tamanho O é: onde P é o número de vezes que o TCP fica bloqueado no servidor: - onde Q é o número de vezes que o servidor ficaria bloqueado se o objeto fosse de tamanho infinito. - e K é o número de janelas que cobrem o objeto. Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Modelagem de Latência: Slow Start (cont.) RTT inicia conexão TCP pede objeto primeira janela = S/R segunda janela = 2S/R terceira janela = 4S/R quarta janela = 8S/R transmissão completa entregue tempo no cliente servidor Exemplo: O/S = 15 segmentos K = 4 janelas Q = 2 P = min{K-1,Q} = 2 Servidor bloqueado P=2 times. Cap. 3: Camada de Transporte

TCP Modelagem de Latência: Slow Start (cont.) + RTT = tempo quando o servidor inicia o envio do segmento R até quando o servidor recebe reconhecimento RTT inicia conexão TCP pede objeto primeira janela = S/R segunda janela = 2S/R terceira janela = 4S/R quarta janela = 8S/R transmissão completa entregue tempo no cliente servidor S 2 k - 1 = tempo para enviar a k-ésima janela R é + S S ù tempo de bloqueio após a k-ésima janela + RTT - 2 k - 1 = ê ú ë R R û O P å latencia = + 2 RTT + TempoBloqueio R p p = 1 O P å S S = + 2 RTT + [ + RTT - 2 k - 1 ] R R R k = 1 O S S = + 2 RTT + P [ RTT + ] - ( 2 P - 1 ) R R R Cap. 3: Camada de Transporte