TCP Sliding‐Window‐Protokoll
Sendende Empfangende
Sendende Anwendung
Empfangende Anwendung
LastByteWritten TCP TCP
LastByteRead
… … … …
LastByteAcked LastByteSent
Sendepuffer
NextByteExpected LastByteRcvd
Empfangspuffer
p p g p
MaxSendBuffer = Größe des Sendepuffers MaxRcvBuffer = Größe des Empfangspuffers
Tafelanschrieb
Der Fall AdvertisedWindow = 0
AdvertisedWindow=0
Empfänger Sender
AdvertisedWindow=0
Empfänger Sender
AdvertisedWindow=0
Empfangspuffer
i d l Annahme: Sender
AdvertisedWindow=0
Empfangspuffer
i d l Segment der Länge 1
wird geleert und Empfänger sendet nichts an den Sender
sendet ab hier nicht weiter
wird geleert und Empfänger sendet nichts an den Sender
Segment der Länge 1
Ad ti dWi d 0 Probing mit
zurück. zurück. AdvertisedWindow=0
Segment der Länge 1
Probing mit Segment der Länge 1
Woher weis der Sender, dass wieder Platz im Empfängerpuffer
Segment der Länge 1
Empfängerpuffer
ist?!? AdvertisedWindow=1200
Wann soll ein Segment versendet werden?
TCP verwaltet eine Variable Maximum‐Segment‐Size (MSS)
MSS = MTU des lokalen Netzes minus TCP‐ und IP‐Headergröße Versende Segment auf jeden Fall sobald
Versende Segment auf jeden Fall sobald
• mindestens MSS viele neue Bytes vorliegen oder
• der sendende Prozess explizit darum bittet (push)p (p )
Was sonst? Warum nicht aggressiv immer sofort senden?
Sofortiges Senden bedeutet unnötiger Overhead
Sender Empfänger
Sender Empfänger
Sendepuffer leer 2 Bytes erzeugty g 7 Bytes erzeugt 3 Bytes erzeugt
…
Segment mit ein paar wenigen Bytes bedeutet unnötiger Overhead. Versendet werden muss: Daten + IP‐Header + TCP‐Header.
Effekte wie diesen, in denen unnötig kleine Pakete versendet werden, nennt man auch Silly‐Window‐Syndrom.
Besser wäre es doch zu warten bis der Puffer wieder gut gefüllt ist Wie lange Besser wäre es doch zu warten, bis der Puffer wieder gut gefüllt ist. Wie lange sollte man warten?
Nagle‘s Algorithmus
Routine, die von TCP ausgeführt wird, wenn die sendende Applikation neue Daten produziert hat:
if verfügbare Daten und Window >= MSS then sende volles Segment
sende volles Segment else
if nicht-Acked Data unterwegs theng
puffere die Daten bis Ack ankommt else
sende alle neuen Daten jetzt endif
endif endif
(Die Vorgehensweise von Nagle‘s Lösung nennt man auch self‐
( g g g
clocking.)
Reübertragung bei TCP der ersten Stunde
TCP‐Sender TCP‐Empfänger
S t
Segment
*
Wie lange warten, bis das Segment
reübertragen wird?
reübertragen wird?
Erste TCP‐
Implementierungen
verwenden das zweifache der RTT.
Woher kennt man die RTT?
Ermitteln der RTT
Wie misst man die RTT (hier bezeichnet als SampleRTT)?
Verwendeter RTT ergibt sich als gleitender Mittelwert über die einzelnen Samples:p
Einfluss von ? TCP verwendet zwischen 0 8 und 0 9 Einfluss von ? TCP verwendet zwischen 0,8 und 0,9.
Problem: Zuordnung von ACKs
Sender Empfänger Sender Empfänger
SampleRTT
zu lang SampleRTT
zu kurz
K /P t id Al ith I i i f h di S t di üb t d
Karn/Patridge‐Algorithmus: Ignoriere einfach die Segmente, die reübertragen wurden.
Darüber hinaus: wann immer ein Segment reübertragen werden musste:
Timeout = 2*Timeout (Exponential Backoff)
Einbeziehen der Varianz
Warum eigentlich Timeout für Reübertragung = 2*EstimatedRTT?
RTT ist variabel, d.h. man sollte einen Sicherheitsabstand (hier eine zusätzliche RTT) einhalten.
Aber wieso ist genau eine zusätzliche RTT gut? Besser:
Aber wieso ist genau eine zusätzliche RTT gut? Besser:
berücksichtige die Varianz der RTT‐Messungen. Jacobson/Karels‐
Algorithmus: Betrachte SampleRTT wie vorhin und berechne:go t us et ac te Sa p e e o u d be ec e
ist hierbei zwischen 0 und 1, =1 und = 4 typischerweise
Diskussion
Bandbreite Zeit bis Sequenz‐
nummern verbraucht sind
Bandbreite Delay‐Bandbreiten‐
Produkt für
beispielsweise 100 T1 (1,5 Mbps) 6,4 Stunden
Ethernet (10 Mbps) 57 Minuten
ms RTT T1 (1,5 Mbps) 18 KB Ethernet (10 Mbps) 122 KB T3 (45 Mbps) 13 Minuten
Fast Ethernet (100 Mbps) 6 Minuten OC‐3 (155 Mbps) 4 Minuten
Ethernet (10 Mbps) 122 KB
T3 (45 Mbps) 549 KB
Fast Ethernet (100 Mbps) 1,2 MB OC 3 (155 Mbps) 4 Minuten
OC‐12 (622 Mbps) 55 Sekunden OC‐48 (2,5 Gbps) 14 Sekunden
OC‐3 (155 Mbps) 1,8 MB OC‐12 (622 Mbps) 7,4 MB OC‐48 (2,5 Gbps) 29,6 MB
Kurze „Wraparound‐Zeit“ kann
problematisch werden wenn der Delay
Das Sendefenster erlaubt mit 16‐Bit‐
AdvertisedWindow Werten dass maximal problematisch werden, wenn der Delay
und Bandbreite groß sind. Alte Segmente interferieren mit aktuellen.
AdvertisedWindow‐Werten, dass maximal 64KB Daten unterwegs sind. Somit wird bei großem Delay eine große verfügbare
Bandbreite kaum genutzt Bandbreite kaum genutzt.
Lösungen? TCP‐Erweiterungen...
TCP‐Erweiterungen
32‐Bit‐Timestamp
• Speichere Sendezeit in Segment
• Wiederhole die Zeit im ACK SrcPort DstPort
0 4 10 16 31
• Wiederhole die Zeit im ACK
• Berechne RTT bei ACK‐Empfang Sender braucht keine Timestamps zu
lt Di i d i N t i h t“
SequenceNum Acknowledgment
HdrLen
h k
0 Flags AdvertisedWindow
verwalten. Die sind „im Netz gespeichert“.
32‐Bit‐Sequenznummern: Lösung der
Checksum
Options (variable)
UrgPtr
vorhin beschriebenen kurzen Wrap‐
around‐Zeiten
• Verwende oben beschriebenen
Data Timestamp
• Segmente mit gleichen
SequenceNum‐Werten sind anhand
Erinnerung: TCP‐Header q
des Timestamp unterscheidbar
TCP‐Erweiterungen
Scaling‐Factor für das 16‐Bit‐Advertised‐
Window
• Lösung der vorhin beschriebenen
SrcPort DstPort SequenceNum
0 4 10 16 31
• Lösung der vorhin beschriebenen Ineffizienz bei hohem Delay‐
Bandbreitenprodukt
Ad ti dWi d W t i d it
SequenceNum Acknowledgment
HdrLen
Checksum
0 Flags AdvertisedWindow
UrgPtr
• AdvertisedWindow‐Wert wird mit dem Scaling‐Factor multipliziert
Checksum
Options (variable)
UrgPtr
Selective‐ACK (SACK)
• Verbesserung des kummulativen ACK von TCP.
Data
• Neben dem gewöhnlichen
Acknowledgement speichert das
Optionale Feld zusätzliche p LastByteRead Acknowledgements für die nicht
aufeinander folgenden Segmente
• Sender brauch nur noch die Lücken zu
… …
Sender brauch nur noch die Lücken zu
reübertragen NextByteExpected LastByteRcvd
TCP‐Überlastkontrolle
Motivation
Bisher haben wir die Flusskontrolle besprochen:
Regulieren der Senderate, um eine Überlastung des Empfängers zu vermeiden
zu vermeiden.
Wir interessieren uns nun für die Überlastkontrolle:
Regulieren der Senderate um eine Überlastung des ganzen Regulieren der Senderate, um eine Überlastung des ganzen Netzes zu vermeiden.
Die TCP Flusskontrolle verwendet (wie schon gezeigt) das Die TCP‐Flusskontrolle verwendet (wie schon gezeigt) das
EffectiveWindow: es dürfen nur EffectiveWindow viele weitere Bytes versendet werden.y
• Versenden von weiteren Bytes verkleinert das EffectiveWindow
• Empfang von Acknowledgements vergrößert das Window wieder
Das EffectiveWindow kann auch für die Überlastkontrolle verwendet werden: ...
EffectiveWindow für Fluss‐ und Überlastkontrolle
Annahme in der Variable CongestionWindow steht, wie viel Bytes das Netz im Transit erlaubt.
Setze das EffectiveWindow wie folgt:
Aber woher lernt TCP das CongestionWindow?
Additive Increase / Multiplicative Decrease (AIMD):/ p ( )
• Sender halbiert das Fenster, wenn er Überlast vermutet
• Sonst vergrößere das Fenster um eine MSS pro RTT Das Fenster darf aber nie kleiner als eine MSS werden
Wie kann man Überlast vermuten? Wann immer ein Timeout für ein ausstehendes ACK stattfindet.
Additive‐Increase‐Beispiel
Source Destination
Inkrement pro RTT:
RTT Erhöhe um
eine MSS
Inkrement pro ACK?
RTT Erhöhe um
eine MSS
RTT Erhöhe um
eine MSS eine MSS
Sei c die alte Länge des CongestionWindow Nach
...
... ...
CongestionWindow. Nacheinem RTT‐Durchlauf ist:
Ein typisches AIMD‐Muster
‐GrößenWindow‐ongestionCo
Zeit
Slow‐Start
S D ti ti
RTT
Source Destination
Starte mit einem CongestionWindow der Länge MSS.
Erhöhe CongestionWindow um eine MSS RTT
pro ACK.
Somit wird das CongestionWindow pro RTT RTT
wie weit erhöht?
RTT
.. ..
Warum heißt das eigentlich Slow‐Start?
.. ..
Historischer Grund: In TCP‐Anfängen wurde zum Starten direkt mit einem großen
C ti Wi d t t t
CongestionWindow gestartet.
Wann beginnt und endet der Slow‐Start?
Wenn eine Verbindung neu hergestellt wurde.
• Setze CongestionWindow auf eine MSS
• Beginne Slow‐Start
• Wechsele in AdditiveIncrease sobald ein bestimmter
Schwellwert (CongestionThreshold) überschritten wurde Schwellwert (CongestionThreshold) überschritten wurde Wenn ein Timeout stattgefunden hatg
• CongestionThreshold = CongestionWindow/2 (man merkt sich also den CongestionWindow nach dem durhc den Timeout ausgelösten MultiplicativeDecrease)
• Setze CongestionWindow auf eine MSS
• Beginne Slow Start
• Beginne Slow‐Start
• Wechsele in AdditiveIncrease sobald der Schwellwert CongestionThreshold überschritten wurde g
Ein Beispiel
Bildquelle: Andrew S. Tanenbaum, „Computer Networks“, Fourth Edition, 2003
Fast‐Retransmit
S d E fä
Sender Empfänger
Paket 1 Paket 2 Paket 3
Erinnerung: ACKS sind kummulativ (d.h. bestätigen die bisher voll‐
* ACK 1
ACK 2 ACK 2 Paket 4
ständig zusammenhängende Se‐
quenz von Segmenten)
ACK 2 Paket 5
Paket 6
Verlorene Sequenz führt zu
„duplicate ACKs“.
ACK 2 ACK 2
„ p
Fast‐Recovery: Warte nicht auf
Paket 3
(retransmit)
Timeout, sondern reübertrage ein Segment, nach drei aufeinander folgenden Duplicate ACKs
ACK 6
folgenden Duplicate‐ACKs.
Die TCP‐Variante mit Fast‐Recovery
• Slow‐Start nur, wenn die TCP‐Verbindung neu aufgebaut wurde.
• Bei Timeout lediglich CongestionWindoe wie üblich halbieren.
• Aber keinen Slow‐Start, sondern gewöhnlichen AdditiveIncrease., g
TCP‐Überlastvermeidung
Motivation
TCP implementiert Überlastkontrolle, d.h. erst wenn Segmente auf den Routern verworfen werden wird an den Quellen die in das Netz gesendete Last reduziert.
Die Idee von Überlastvermeidung: reduziere die an den Quellen Die Idee von Überlastvermeidung: reduziere die an den Quellen erzeugte Last schon bevor die ersten Segmente (Pakete) an den Routern wegen voll gelaufener Queues verworfen werden.g g Q
TCP hat an den Quellknoten keine Mechanismen eingebaut, die eine solche Strategie unmittelbar ermöglicht. Man müsste hierzu TCP
durch ein neues Protokoll ersetzen.
Idee: Router „gaukeln“ vorzeitig übergelaufene Queues vor, sodass die TCP‐Quellknoten auch vorzeitig die Last reduzieren und somit Q g keine Überlast an den Routern auftreten kann.
Random‐Early‐Detection (RED)
Router berechnet regelmäßig die mittlere Queuelänge AvgLen anhand von gemessenen Queuelängensamples SampleLen:
Jeder Router hat ein MinThreshold und ein MaxThreshold. Bei Ankunft eines Paketes wird folgender Algorithmus ausgeführt:g g g
if AvgLen <= MinThreshold
speicher Paket in der Q e e speicher Paket in der Queue else if AvgLen < MaxThreshold
berechne Wahrscheinlichkeit p
verwerfe das Paket mit der Wahrscheinlichkeit p else
verwerfe das Paket immer
Berechnung der Drop‐Wahrscheinlichkeit
Bestimme die Wahrscheinlichkeit TempP zunächst in Abhängigkeit von AvgLen wie folgt: TempP
1.0 MaxP
MinThresh MaxThresh
AvgLen
D.h. zwischen MinThresh und MaxThresh als Formel:
MinThresh MaxThresh
Zähle die Anzahl count der nicht verworfenen Pakete während AvgLen zwischen Zähle die Anzahl count der nicht verworfenen Pakete während AvgLen zwischen MinThresh und MaxThresh war und berechne:
TCP‐Varianten
TCP‐Varianten
TCP existiert/existierte in verschiedenen Varianten TCP Tahoe
Ursprüngliche TCP‐Implementierung des beschriebenen Congestion Control Mechanismus; mit Ausnahme des Congestion‐Control‐Mechanismus; mit Ausnahme des diskutierten Fast‐Recovery
TCP Reno
Unter anderem wurde Fast‐Recovery hinzugefügt TCP Vegas
Beobachtung der RTT auf den sendenden Knoten und proaktive Beobachtung der RTT auf den sendenden Knoten und proaktive Anpassung des CongestionWindows, um Congestion vorab zu vermeiden
Zusammenfassung und Literatur
Zusammenfassung
i i h i k ll
• Die wichtigsten Internet‐Transportprotokolle
– UDP (keine Aufwertung des IP Best‐Effort‐Dienstes) – TCP (zuverlässiger Byte‐Strom über IP)TCP (zuverlässiger Byte Strom über IP)
• Flusskontrolle und Überlastkontrolle
– Flusskontrolle findet Ende‐zu‐Ende statt Ü
– Überlastkontrolle betrifft das ganze Netz
• Design‐Merkmale
– Ende zu Ende Argument: realisiere Funktion auf der Schicht in der – Ende‐zu‐Ende‐Argument: realisiere Funktion auf der Schicht, in der
diese komplett implementierbar ist
– TCP funktioniert nach dem Smart‐Sender/Dumb‐Receiver‐Prinzip
Ei i TCP S ä k TCP l b E i H
• Eine weitere TCP‐Stärke: TCP erlaubt Erweiterungen; Hosts müssen sich einigen welche Erweiterungen genutzt werden sollen; Neue TCP‐Erweiterung erfordert damit nicht im ganzen g g Internet TCP komplett neu zu installieren
• Die Unterscheidung zwischen Überlastkontrolle und Überlastvermeidung
Überlastvermeidung
Literatur
[PetersonDavie2007] Larry L. Peterson and Bruce S. Davie, „Computer Networks: A Systems Approach“, Edition 4, 2007.
5 1 Si l D lti l (UDP) 5.1 Simple Demultiplexer (UDP) 5.2.2 Segment Format
5.2.3 Connection Establishement and Termination 5.2.3 Connection Establishement and Termination 5.2.4 Sliding Window Revisited
5.2.5 Triggering Transmission 5.2.6 Adaptive Retransmission 5.2.7 Record Boundaries
5 2 8 TCP E t i 5.2.8 TCP Extensions
6.3.1 Additive Increase/Multiplicative Decrease 6.3.2 Slow Start
6.3.2 Slow Start
6.3.3 Fast Retransmit and Fast Recovery 6.4.2 Random Early Detection (RED)
