Regulärer Duplexbetrieb
AdvWnd=1024, AckedSeqNr=3463
Gerät 1 Gerät 2
AdvertisedWindow = 0 Deadlock?
AdvertisedWindow=0
Empfangspuffer wird geleert und Empfänger sendet nichts an den Sender zurück.
Empfänger Sender
Annahme: Sender sendet ab hier nicht weiter
Woher weis der Sender, dass wieder Platz im Empfängerpuffer ist?!?
AdvertisedWindow=0
Empfangspuffer wird geleert und Empfänger sendet nichts an den Sender zurück.
Empfänger Sender
Segment der Länge 1
AdvertisedWindow=0
Segment der Länge 1
AdvertisedWindow=1200
Probing mit Segment der Länge 1
Persist timer
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
• mindestens MSS viele neue Bytes vorliegen oder
• der sendende Prozess explizit darum bittet (push)
Was sonst? Warum nicht aggressiv immer sofort senden?
Sofortiges Senden bedeutet unnötiger Overhead
Sender Empfänger
Sendepuffer leer
…
2 Bytes erzeugt 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
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
else
if nicht-Acked Data unterwegs then
puffere die Daten bis Ack ankommt else
sende alle neuen Daten jetzt endif
endif
(Die Vorgehensweise von Nagle‘s Lösung nennt man auch self‐
Reübertragung bei TCP der ersten Stunde
TCP‐Sender TCP‐Empfänger
Segment
*
Wie lange warten, bis das Segment
reübertragen wird?
Erste TCP‐
Implementierungen
verwenden das zweifache der RTT.
Woher kennt man die RTT?
Ermitteln der RTT
Ein Sample RTT(i) bei gegebener Segment‐Sendezeit s und Acknowledgement‐Zeit a für das ite versendete Segment:
Ein simpler Ansatz wäre das Stichprobenmittel darüber, also:
Die gesamte Summation muss dabei nicht jedes mal neu berechnet werden:
Ermitteln der RTT
Nachteil des einfachen Stichprobenmittels:
• jede Messung auch die in der weiten Vergangenheit haben dasselbe Gewicht
• Besser wäre es doch den aktuellen Messungen das meiste Gewicht zu geben
Lösung exponentiell gewichteter gleitender Mittelwert (so ist es auch in der Original‐TCP‐Spezifikation in RFC 793) realisiert:
Einfluss von ? TCP verwendet zwischen 0,8 und 0,9.
Ermitteln der RTT
Warum lautet dieser gleitende Mittelwert eigentlich exponentiell gewichtet? Expandieren liefert:
Also z.B. für alpha=0,8:
Problem: Zuordnung von ACKs
Sender Empfänger Sender Empfänger
SampleRTT
zu lang SampleRTT
zu kurz
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:
berücksichtige die Varianz der RTT‐Messungen. Jacobson/Karels‐
Algorithmus: schätze die folgende mittlere Abweichung:
Hierbei ist E[X] der Erwartungswert von Zufallsvariable X.
Einbeziehen der Varianz
Einfache Stichprobenvarianz lässt sich wie folgt berechnen:
Analog zur mittleren RTT lassen sich hierbei ebenfalls durch exponentiell gleitenden Mittelwert neuere Varianzwerte höher gewichten als ältere.
Einbeziehen der Varianz
Die komplette Berechnung nach Jacobson/Karels‐Algorithmus ist dann wie folgt:
Hierbei ist nach der Originalveröffentlichung von Jacobson:
g = 1/8 = 0,125 h = 1/4 = 0,25
Diskussion
Bandbreite Zeit bis Sequenz‐
nummern verbraucht sind
T1 (1,5 Mbps) 6,4 Stunden Ethernet (10 Mbps) 57 Minuten T3 (45 Mbps) 13 Minuten Fast Ethernet (100 Mbps) 6 Minuten OC‐3 (155 Mbps) 4 Minuten OC‐12 (622 Mbps) 55 Sekunden OC‐48 (2,5 Gbps) 14 Sekunden
Bandbreite Delay‐Bandbreiten‐
Produkt für
beispielsweise 100 ms RTT
T1 (1,5 Mbps) 18 KB Ethernet (10 Mbps) 122 KB
T3 (45 Mbps) 549 KB
Fast Ethernet (100 Mbps) 1,2 MB 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 und Bandbreite groß sind. Alte Segmente interferieren mit aktuellen.
Das Sendefenster erlaubt mit 16‐Bit‐
AdvertisedWindow‐Werten, dass maximal 64KB Daten unterwegs sind. Somit wird bei großem Delay eine große verfügbare
Bandbreite kaum genutzt.
TCP‐Erweiterungen
32‐Bit‐Timestamp
• Speichere Sendezeit in Segment
• Wiederhole die Zeit im ACK
• Berechne RTT bei ACK‐Empfang Sender braucht keine Timestamps zu
verwalten. Die sind „im Netz gespeichert“.
32‐Bit‐Sequenznummern: Lösung der vorhin beschriebenen kurzen Wrap‐
around‐Zeiten
• Verwende oben beschriebenen Timestamp
• Segmente mit gleichen
SequenceNum‐Werten sind anhand des Timestamp unterscheidbar
SrcPort DstPort
SequenceNum Acknowledgment
HdrLen
Checksum
Options (variable)
0 Flags AdvertisedWindow
UrgPtr
Data
0 4 10 16 31
Erinnerung: TCP‐Header
TCP‐Erweiterungen
Scaling‐Factor für das 16‐Bit‐Advertised‐
Window
• Lösung der vorhin beschriebenen Ineffizienz bei hohem Delay‐
Bandbreitenprodukt
• AdvertisedWindow‐Wert wird mit dem Scaling‐Factor multipliziert Selective‐ACK (SACK)
• Verbesserung des kummulativen ACK von TCP.
• Neben dem gewöhnlichen
Acknowledgement speichert das Optionale Feld zusätzliche
Acknowledgements für die nicht aufeinander folgenden Segmente
• Sender braucht nur noch die Lücken
SrcPort DstPort
SequenceNum Acknowledgment
HdrLen
Checksum
Options (variable)
0 Flags AdvertisedWindow
UrgPtr
Data
0 4 10 16 31
LastByteRead
… …
TCP‐Überlastkontrolle
Motivation
Bisher haben wir die Flusskontrolle besprochen:
Regulieren der Senderate, um eine Überlastung des Empfängers zu vermeiden.
Wir interessieren uns nun für die Überlastkontrolle:
Regulieren der Senderate, um eine Überlastung des ganzen Netzes zu vermeiden.
Die TCP‐Flusskontrolle verwendet (wie schon gezeigt) das
EffectiveWindow: es dürfen nur EffectiveWindow viele weitere Bytes versendet werden.
• Versenden von weiteren Bytes verkleinert das EffectiveWindow
• Empfang von Acknowledgements vergrößert das Window wieder
Das EffectiveWindow kann auch für die Überlastkontrolle
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):
• 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
Additive‐Increase‐Beispiel
Source Destination
RTT
RTT
RTT
Erhöhe um eine MSS
Erhöhe um eine MSS
Erhöhe um eine MSS
...
... ...
Inkrement pro RTT:
Inkrement pro ACK?
Sei c die alte Länge des CongestionWindow. Nach einem RTT‐Durchlauf ist:
Ein typisches AIMD‐Muster
CongestionWindow‐Größe
Zeit
Slow‐Start
RTT
RTT
RTT
... ...
Source Destination
Starte mit einem CongestionWindow der Länge MSS.
Erhöhe CongestionWindow um eine MSS pro ACK.
Somit wird das CongestionWindow pro RTT wie weit erhöht?
Warum heißt das eigentlich Slow‐Start?
Historischer Grund: In TCP‐Anfängen wurde zum Starten direkt mit einem großen
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 Wenn ein Timeout stattgefunden hat
• CongestionThreshold = CongestionWindow/2 (man merkt sich also den CongestionWindow nach dem durch den Timeout ausgelösten MultiplicativeDecrease)
• Setze CongestionWindow auf eine MSS
• Beginne Slow‐Start
• Wechsele in AdditiveIncrease sobald der Schwellwert CongestionThreshold überschritten wurde
Ein Beispiel
Fast‐Retransmit
Sender Empfänger
Paket 1 Paket 2
* ACK 1
ACK 2 ACK 2
ACK 2 ACK 2
ACK 6 Paket 4
Paket 5 Paket 6
Paket 3
(retransmit) Paket 3
Erinnerung: ACKS sind kummulativ (d.h. bestätigen die bisher voll‐
ständig zusammenhängende Se‐
quenz von Segmenten)
Verlorene Sequenz führt zu
„duplicate ACKs“.
Fast‐Retransmit: Warte nicht auf Timeout, sondern reübertrage ein Segment, nach drei aufeinander folgenden Duplicate‐ACKs.
Die TCP‐Variante mit Fast‐Recovery
• Slow‐Start, wenn die TCP‐Verbindung neu aufgebaut wurde.
• Die Reübertragung wegen duplicate ACK lediglich CongestionWindow wie üblich halbieren.
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 erzeugte Last schon bevor die ersten Segmente (Pakete) an den Routern wegen voll gelaufener Queues verworfen werden.
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
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:
if AvgLen <= MinThreshold
speichere 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:
D.h. zwischen MinThresh und MaxThresh als Formel:
Zähle die Anzahl count der nicht verworfenen Pakete während AvgLen zwischen MinThresh und MaxThresh war und berechne:
TempP 1.0
MaxP
MinThresh MaxThresh
AvgLen
TCP‐Varianten
TCP erlaubt Implementationsvarianten
• Send‐Policy
– Keine Festlegung wie lange und wieviel gepuffert wird, bevor ein Segment gesendet wird
– Abzuwägen ist: Response‐Zeit versus Overhead wegen Nachrichten‐Header
• Deliver‐Policy
– Keine Festlegung wie lange Segmente auf der Empfängerseite gepuffert werden, bevor diese an die Anwendung weiter gegeben werden
– Abzuwägen ist: Response‐Zeit versus Overhead wegen Processing in TCP‐
und User‐Software, sowie unnötige OS‐Interrupts
• Accept‐Policy
– Keine Festlegung, wie mit Out‐of‐Order Segmenten umzugehen ist – Zwei Optionen
• Verwerfe Out‐of‐Order‐Segmente
• Behalte alle Segmente, die in das Receive‐Fenster passen
– Abzuwägen ist: Aufwand für Puffer‐Verwaltung versus Netzlast
TCP erlaubt Implementationsvarianten
• Retransmit‐Policy
– Keine Festlegung, wann ein gepuffertes und noch nicht bestätigtes Segment nochmals übertragen wird
– Mögliche Strategien:
• First‐only: Ein Retransmit‐Timeout für das Segment am Anfang der Sende‐Queue (wenn Timeout stattfindet sende das erste Segment und setze den Timer erneut)
• Batch: Sende alle Segmente erneut sobald der Retransmit‐Timeout stattfindet
• Individuell: Ein Timer für jedes Segment in der Queue
– Abzuwägen ist:
• First‐only: geringe Netzlast aber größere Verzögerung
• Batch und Individuell: geringere Verzögerung bei höherer Netzlast
• Acknowledge‐Policy
– Keine Festlegung, wann genau ein einkommendes Segment bestätigt werden muss – Mögliche Strategien:
• Immediate: sende leeres Segment (d.h. ohne Daten) mit Acknowledgement
• Cummulative: Sammele Daten auf der Empfangsseite und sende Acknowledgement erst dann (allerdings: Persit‐Timer, um Acknowledgement nicht zu lange zu verzögern)
– Abzuwägen ist: Netzlast versus Verzögerung
• Zusammengefasst: im Rahmen der genannten Policies können TCP‐Varianten
Beispiele von TCP‐Varianten
TCP existiert/existierte in verschiedenen Varianten TCP Tahoe
Ursprüngliche TCP‐Implementierung des beschriebenen 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 Anpassung des CongestionWindows, um Congestion vorab zu vermeiden
Zusammenfassung und Literatur
Zusammenfassung
• Die wichtigsten Internet‐Transportprotokolle
– UDP (keine Aufwertung des IP Best‐Effort‐Dienstes) – TCP (zuverlässiger Byte‐Strom über IP)
• Flusskontrolle und Überlastkontrolle
– Flusskontrolle findet Ende‐zu‐Ende statt – Überlastkontrolle betrifft das ganze Netz
• Design‐Merkmale
– Ende‐zu‐Ende‐Argument: realisiere Funktion auf der Schicht, in der diese komplett implementierbar ist
– TCP funktioniert nach dem Smart‐Sender/Dumb‐Receiver‐Prinzip
• Eine weitere TCP‐Stärke: TCP erlaubt Erweiterungen; Hosts müssen sich einigen welche Erweiterungen genutzt werden sollen; Neue TCP‐Erweiterung erfordert damit nicht im ganzen Internet TCP komplett neu zu installieren
• Die Unterscheidung zwischen Überlastkontrolle und Überlastvermeidung
Literatur
[PetersonDavie2007] Larry L. Peterson and Bruce S. Davie, „Computer Networks: A Systems Approach“, Edition 4, 2007.
5.1 Simple Demultiplexer (UDP) 5.2.2 Segment Format
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 Extensions
6.3.1 Additive Increase/Multiplicative Decrease 6.3.2 Slow Start
6.3.3 Fast Retransmit and Fast Recovery 6.4.2 Random Early Detection (RED)
