REDES DE COMPUTADORES Prof. Evandro Cantú.

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1 REDES DE COMPUTADORES Prof. Evandro Cantú

2 Prof. Evandro Cantú, Dr. Eng.
Slides adaptados de J. Kurose & K. Ross ( e J. A. Suruagy ( 2 Curso de Capacitação Intelbras Redes Computadores Maio 2007

3 Camada de Transporte Objetivos:
compreender os princípios atrás dos serviços da camada de transporte: multiplexação/ demultiplexação transferência confiável de dados controle de fluxo controle de congestionamento aprender os protocolos da camada de transporte da Internet: UDP: transporte sem conexão TCP: transporte orientado a conexões Controle de congestionamento do TCP

4 Serviços e protocolos de transporte
provê comunicação lógica entre processos de aplicação executando em hospedeiros diferentes protocolos de transporte executam em sistemas finais: lado transmissor: quebra as mensagens das aplicações em segmentos, repassa-os para a camada de rede lado receptor: remonta as mensagens a partir dos segmentos, repassa-as para a camada de aplicação existem mais de um protocolo de transporte disponível para as aplicações Internet: TCP e UDP aplicação transporte rede enlace física transporte lógico fim a fim

5 Camadas de Transporte x Rede
camada de rede: comunicação lógica entre hospedeiros camada de transporte: comunicação lógica entre processos depende da camada rede e estende os serviços por ela oferecidos

6 Protocolos da camada de transporte Internet
entrega confiável, ordenada (TCP) controle de congestionamento controle de fluxo estabelecimento de conexão (“setup”) entrega não confiável, não ordenada: UDP extensão sem “frescuras” do “melhor esforço” do IP serviços não disponíveis: garantias de atraso garantias de largura de banda aplicação transporte rede enlace física transporte lógico fim a fim

7 Multiplexação/ demultiplexação
Multiplexação no transmisspr: Demultiplexação no receptor: Entrega dos segmentos recebidos ao socket correto reúne dados de muitos sockets, envelopa os dados com o cabeçalho (usado posteriormente para a demultiplexação) = socket = processo aplicação transporte rede enlace física P1 P2 P3 P4 host 1 host 2 host 3

8 Como funciona a demultiplexação
host recebe os datagramas IP cada datagrama possui os endereços IP da origem e do destino cada datagrama transporta 1 segmento da camada de transporte cada segmento possui números das portas origem e destino (lembre: números de portas bem conhecidas para aplicações específicas) host usa os endereços IP e os números das portas para direcionar o segmento ao socket apropriado porta remetente porta receptor 32 bits dados da aplicação (mensagem) outros campos do cabeçalho formato de segmento TCP/UDP

9 Demultiplexação sem Conexões
socket UDP identificado pela dupla: (end IP dest, no. da porta destino) Quando host recebe segmento UDP: verifica no. da porta de destino no segmento encaminha o segmento UDP para o socket com aquele no. de porta Datagramas IP com diferentes endereços IP origem e/ou números de porta origem são encaminhados para o mesmo socket

10 Demultiplexação sem Conexões
Cliente IP:B P2 cliente IP: A P1 P3 servidor IP: C SP: 6428 DP: 9157 SP: 9157 DP: 6428 DP: 5775 SP: 5775 SP (source port) provê “endereço de retorno”

11 Demultiplexação Orientada a Conexões
Socket TCP identificado pela 4-dupla: endereço IP origem número da porta origem endereço IP destino número da porta destino receptor usa todos os quatro valores para direcionar o segmento para o socket apropriado Servidor pode dar suporte a muitos sockets TCP simultâneos: cada socket é identificado pela sua própria 4-dupla Servidores Web têm sockets diferentes para cada conexão cliente HTTP não persistente terá sockets diferentes para cada pedido

12 Demultiplexação Orientada a Conexões
cliente IP: A P4 P5 P6 P2 P1 P3 SP: 5775 DP: 80 S-IP: B D-IP:C SP: 9157 SP: 9157 DP: 80 DP: 80 Cliente IP:B servidor IP: C S-IP: A S-IP: B D-IP:C D-IP:C

13 Demultiplexação Orientada a Conexões: Servidor Web com Threads
cliente IP: A P4 P2 P1 P3 SP: 5775 DP: 80 S-IP: B D-IP:C SP: 9157 SP: 9157 DP: 80 DP: 80 Cliente IP:B servidor IP: C S-IP: A S-IP: B D-IP:C D-IP:C

14 UDP: User Datagram Protocol [RFC 768]
Por quê existe um UDP? elimina estabelecimento de conexão (o que pode causar retardo) simples: não se mantém “estado” da conexão no remetente/receptor pequeno cabeçalho de segmento sem controle de congestionamento: UDP pode transmitir o mais rápido possível Protocolo de transporte da Internet mínimo, “sem frescura”, Serviço “melhor esforço”, segmentos UDP podem ser: perdidos entregues à aplicação fora de ordem do remesso sem conexão: não há “setup” UDP entre remetente, receptor tratamento independente de cada segmento UDP

15 Formato do segmento UDP
Mais sobre UDP Comprimento em bytes do segmento UDP, incluindo cabeçalho muito utilizado para apls. de meios contínuos (voz, vídeo) tolerantes de perdas sensíveis à taxa de transmissão outros usos de UDP: DNS (nomes) SNMP (gerenciamento) transferência confiável com UDP: incluir confiabilidade na camada de aplicação recuperação de erro específica à apl.! 32 bits porta origem porta dest. comprimento checksum Dados de aplicação (mensagem) Formato do segmento UDP

16 Checksum UDP Meta: 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 é zero: NÃO - erro detectado SIM - nenhum erro detectado. Mas ainda pode ter erros? Veja depois ….

17 Exemplo do Checksum Internet
Note Ao adicionar números, o transbordo do bit mais significativo deve ser adicionado o resultado Exemplo: adição de dois inteiros de 16-bits Kurose and Ross forgot to say anything about wrapping the carry and adding it to low order bit transbordo soma checksum

18 Princípios de Transferência confiável de dados (rdt)
importante nas camadas de transporte, enlace na lista dos 10 tópicos mais importantes em redes! características do canal não confiável determinam a complexidade de um protocolo de transferência confiável de dados (rdt)

19 Transferência confiável de dados (rdt)
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 send side receive side 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

20 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 com paralelismo (pipelined): tam. da janela ajustado por controle de fluxo e congestionamento do TCP buffers de envio e recepção transmissão full duplex: fluxo de dados bi-direcional 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 afogado

21 TCP: estrutura do segmento
no. porta origem no. porta dest 32 bits dados da aplicação (tam. variável) número de seqüência número de reconhecimento janela receptor ptr dados urg. checksum F S R P A U tam. cab. sem uso Opções (tam. variável) URG: dados urgentes (pouco usados) contagem de dados por bytes (não segmentos!) ACK: no. ACK válido PSH: envia dados já (pouco usado) no. bytes rcpt quer aceitar RST, SYN, FIN: gestão de conexão (comandos de estabelecimento, liberação) checksum Internet (como UDP)

22 cenário simples de telnet
TCP: Seq e Ack Números de sequência (Seq): “número”dentro do fluxo de bytes do primeiro byte de dados do segmento Números de Reconhecimento (Ack): no. de seq do próx. byte esperado do outro lado ACK cumulativo Estação A Estação B Usuário tecla ‘C’ Seq=42, ACK=79, data = ‘C’ B reconhece chegada de ‘C’, ecoa ‘C’ de volta Seq=79, ACK=43, data = ‘C’ A reconhece chegada do ‘C’ ecoado Seq=43, ACK=80 tempo cenário simples de telnet

23 TCP: Tempo de Resposta e Temporização
P: como escolher valor do temporizador TCP? maior que o RTT (Round Trip Time) note: RTT pode variar muito curto: temporização prematura retransmissões são 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 Como o RTT_amostra vai varia, usa-se várias medições recentes, não apenas o valor corrente.

24 Exemplo de estimativa do RTT:

25 TCP: Tempo de Resposta (RTT) e Temporização
Escolhendo o intervalo de temporização RTT_estimado mais uma “margem de segurança” grande variação no RTT_estimado -> maior margem de segurança primeiro estima o quanto a RTTamostra desvia do RTT_estimado, então, seta o temporizador para: Temporização = RTT_estimado + 4*Desvio_RTT

26 Transferência de dados confiável do TCP
O TCP cria um serviço confiável sobre o serviço não confiável do IP Segmentos em série (pipelined) Acks cumulativos O TCP usa um único temporizador para retransmissões As retransmissões são disparadas por: estouros de temporização acks duplicados Considere inicialmente um transmissor TCP simplificado: ignora acks duplicados ignora controles de fluxo e de congestionamento

27 Eventos do transmissor TCP:
Dados recebidos da aplicação: Cria segmento com no. de seqüência (nseq) nseq é o número de seqüência do primeiro byte do segmento Liga o temporizador se já não estiver ligado (temporização do segmento mais antigo ainda não reconhecido) Valor do temporizador: calculado anteriormente estouro do temporizador: Retransmite o segmento que causou o estouro do temporizador Reinicia o temporizador Recepção de Ack: Se reconhecer segmentos ainda não reconhecidos atualizar informação sobre o que foi reconhecido religa o temporizador se ainda houver segmentos pendentes (não reconhecidos)

28 TCP: cenários de retransmissão
Host A Seq=92, 8 bytes data ACK=100 loss timeout cenário de perda de ACK Host B X tempo Host A Host B Seq=92 timeout Seq=92, 8 bytes data Seq=100, 20 bytes data ACK=100 ACK=120 Sendbase = 100 Seq=92, 8 bytes data SendBase = 120 Seq=92 timeout ACK=120 SendBase = 100 SendBase = 120 estouro prematuro do temporizador tempo

29 TCP: cenários de retransmissão
Host A Seq=92, 8 bytes data ACK=100 loss timeout Cenário de ACK cumulativo Host B X Seq=100, 20 bytes data ACK=120 tempo SendBase = 120

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

31 Retransmissão rápida O intervalo do temporizador é freqüentemente bastante longo: longo atraso antes de retransmitir um pacote perdido Detecta segmentos perdidos através de ACKs duplicados. O transmissor normalmente envia diversos segmentos Se um segmento se perder, provavelmente haverá muitos ACKs duplicados. Se o transmissor receber 3 ACKs para os mesmos dados, ele supõe que o segmento após os dados reconhecidos se perdeu: Retransmissão rápida: retransmite o segmento antes que estoure o temporizador

32 Controle de Fluxo do TCP
Lado receptor da conexão TCP possui um buffer de recepção: o transmissor não inundará o buffer do receptor transmitindo muito e rapidamente serviço de casamento de velocidades: adaptando a taxa de transmissão à taxa de leitura da aplicação receptora Processo da apl. pode demorar a ler do receptor

33 Controle de Fluxo do TCP: como funciona
O receptor anuncia o espaço livre incluindo o valor da RcvWindow nos segmentos O transmissor limita os dados não reconhecidos ao tamanho da RcvWindow Garante que o buffer do receptor não transbordará (Suponha que o receptor TCP receba segmentos fora de ordem) espaço livre no buffer = RcvWindow = RcvBuffer-[LastByteRcvd - LastByteRead]

34 TCP: Gerenciamento de Conexões
Inicialização em 3 tempos: Passo 1: sistema cliente envia segmento de controle SYN do TCP ao servidor especifica no. inicial de seq não envia dados Passo 2: sistema servidor recebe SYN, responde com segmento de controle SYNACK aloca buffers especifica no. inicial de seq. servidor-> receptor Passo 3: receptor recebe SYNACK, responde com segmento ACK que pode conter dados. 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 servidor: contactado por cliente

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

36 TCP: Gerenciamento de Conexões (cont.)
Passo 3: cliente recebe FIN, responde com ACK. Entre em “espera temporizada” - responderá com ACK a FINs recebidos Passo 4: servidor, recebe ACK. Conexão encerrada. cliente servidor fechando FIN ACK fechando FIN ACK espera temporizada fechada fechada

37 TCP: Gerenciamento de Conexões (cont.)
Ciclo de vida de servidor TCP Ciclo de vida de cliente TCP

38 Princípios de Controle de 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) um dos 10 problemas mais importantes em redes!

39 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 a partir das perdas, retardo observados pelo sistema terminal abordagem usada pelo TCP Controle de congestionamento com apoio da rede: roteadores realimentam os sistemas terminais bit indicando congestionamento (ATM) taxa explícita p/ envio pelo remetente

40 Controle de Congestionamento do TCP
controle fim-a-fim (sem assistência da rede) transmissor limita a transmissão: LastByteSent-LastByteAcked  CongWin Praticamente, CongWin é dinâmica, em função do congestionamento percebido da rede Como o transmissor percebe o congestionamento? evento de perda = estouro do temporizador ou 3 acks duplicados transmissor TCP reduz a taxa (CongWin) após evento de perda três mecanismos: AIMD partida lenta conservador após eventos de estouro de temporização taxa = CongWin RTT Bytes/seg

41 AIMD do TCP decrescimento multiplicativo: corta CongWin pela metade após evento de perda crescimento aditivo: incrementa CongWin de 1 MSS a cada RTT na ausência de eventos de perda: sondagem Conexão TCP de longa duração

42 Partida Lenta do TCP No início da conexão, aumenta a taxa exponencialmente até o primeiro evento de perda No início da conexão, CongWin = 1 MSS Exemplo: MSS = 500 bytes & RTT = 200 mseg taxa inicial = 20 kbps largura de banda disponível pode ser >> MSS/RTT é desejável um crescimento rápido até uma taxa considerável

43 TCP: Partida lenta (mais)
No início da conexão, aumenta a taxa exponencialmente até o primeiro evento de perda: duplica CongWin a cada RTT através do incremento da CongWin para cada ACK recebido Resumo: taxa inicial é baixa mas cresce rapidamente de forma exponencial Estação A Estação B um segmento RTT dois segmentos quqtro segmentos tempo

44 Refinamento Filosofia: 3 ACKs duplicados indica que a rede é capaz de entregar alguns segmentos estouro de temporizador antes de 3 ACKs duplicados é mais “alarmante”. Após 3 ACKs duplicados: corta CongWin pela metade a janela depois cresce linearmente Mas após estouro de temporizador: CongWin é reduzida a 1 MSS; janela cresce exponencialmente até um limiar, depois cresce linearmente

45 Refinamento (mais) P: Quando o crescimento exponencial deve mudar para linear? R: Quando CongWin atinge 1/2 do seu valor antes do estouro do temporizador. Implementação: Limiar (Threshold) variável Com uma perda o limiar passa a ser 1/2 da CongWin imediatamente anterior à perda.

46 Resumo: Controle de Congestionamento do TCP
Quando a CongWin está abaixo do limiar, transmissor está na fase de início lento, janela cresce exponencialmente. Quando a CongWin está acima do limiar, transmissor está na fase de evitar congestionamento, janela cresce linearmente. Quando chegam ACKs triplicados, Limiar passa a ser CongWin/2 e CongWin passa ao valor do Limiar. Quando estoura o temporizador, Limiar passa a ser CongWin/2 e CongWin passa a ser 1 MSS.

47 Controle de congestionamento do transmissor TCP
Evento Estado Ação do Transmissor TCP Comentário ACK recebido para dados ainda não reconhecidos Partida lenta CongWin = CongWin + MSS, If (CongWin > Limiar) seta estado para “Evitar congestionamento” Resulta na duplicação da CongWin a cada RTT Evitar congestionamento CongWin = CongWin+MSS * (MSS/CongWin) Incremento aditivo, resultando no incremento da CongWin de 1 MSS a cada RTT Perda detectada por ACKs triplicados qualquer Limiar = CongWin/2, CongWin = Limiar, Seta estado para “Evitar Congestionamento” Recuperação rápida, implementa decrescimento multiplicativo. CongWin não cai abaixo de 1 MSS. Estouro de temporizador CongWin = 1 MSS, Seta estado para “Partida lenta” Entra estado de “partida lenta” ACK duplicado Incrementa contador de ACKs duplicados para o segmento que está sendo reconhecido CongWin e Threshold não se alteram