Grundlagen der Rechnernetze
Transportschicht
Übersicht
• Einfacher Demultiplexer (UDP)
• Transmission Control Protocol (TCP)
• TCP‐Überlastkontrolle
• TCP‐Überlastvermeidung
• TCP‐Varianten
Einfacher Demultiplexer (UDP)
Demultiplexing aber sonst keine weitere Funktionalität über IP
UDP
Prozess 1 Prozess 2 Prozess 3
Ankommende Pakete
Queues
Demultiplexing mittels
Portnummern Prozess
IP‐Paket
Quelle: 192.100.120.40 Ziel: 192.200.133.100 Daten: UDP‐Paket
Data
SrcPort DstPort Length Checksum
Sender‐Host Empfänger‐Host
Port‐Nummern sind 16 Bits lang.
Damit gibt es 216 = 65536 unterschiedliche Ports.
Global eindeutige
Adresse eines Prozesses:
<Port,Host>
Woher erfährt der Sender die Port‐Nummer des Empfängers?
Möglichkeit 1: vorab festgelegte Port‐Nummern.
• Zum Beispiel Port 53 für DNS, Port 25 für Mail‐Server oder Port 517 für Unix‐
Talk‐Programm
• Festgelegte Portnummern werden in einem RFC periodisch aktualisiert
• Unter vielen Unix‐Systemen findet man die festen Portnummern auch unter /etc/services
Möglichkeit 2: Port‐Mapper
• Nur ein festgelegter Port über den man den Port‐Mapper anspricht
• Client fragt erst den Port‐Mapper nach dem richtigen Port für einen bestimmten Dienst
• Der rückgegebene Port wird dann für die Kontaktierung des eigentlichen Services verwendet
Bemerkung: häufig werden nach dem ersten Kontakt zwischen Client und Server ein privater Port für deren Session ausgemacht.
Client Port‐Mapper
Server
Host 1 Host 2
Transmission Control Protocol (TCP)
Übersicht
Anwendungsprozess A
TCP Sende‐
puffer
Anwendungsprozess B
TCP Empfangs‐
puffer
…
schreibe Bytes
lese
Bytes …
Segment Segment
… lese
Bytes
schreibe Bytes
Empfangs‐
puffer
Sende‐
puffer
IP IP
Segment Segment Segment Segment
Übersicht
Anwendungsprozess A
TCP Sende‐
puffer
Anwendungsprozess B
TCP Empfangs‐
puffer
…
schreibe Bytes
lese
Bytes …
Segment Segment
… lese
Bytes
schreibe Bytes
Empfangs‐
puffer
Sende‐
puffer
IP IP
Segment Segment Segment Segment
Grundfunktion
• Zuverlässige Auslieferung
• eines Full‐Duplex
• Byte‐Streams in
• korrekter Reihenfolge Darüber hinaus:
• Flusskontrolle (vermeidet, dass Sender den Empfänger
überlastet)
• Lastkontrolle (vermeidet, dass Sender zu viel Last im Netz erzeugt)
Wie auch bei UDP:
• Port‐Mechanismus
Segmentnummerierung und ACKs
Initiale Sequenznummer: 1999 Byte‐Stream …
Segment 1 Bytes:
0…1023 Sequenz‐
nummer:
2000
Segment 2 Bytes:
1024…2047 Sequenz‐
nummer:
3024
Segment 3 Bytes:
2048…5000 Sequenz‐
nummer:
4028
Sender Empfänger Daten (SequenceNum)
Acknowledgment (SequenceNum+1) Bestätigt wird immer das
nächste erwartete Byte
Sliding‐Window
Sendende Anwendung
TCP
LastByteAcked
LastByteWritten
LastByteSent
… …
Sendepuffer
Empfangende Anwendung
TCP
NextByteExpected
LastByteRead
LastByteRcvd
… …
Empfangspuffer
MaxSendBuffer = Größe des Sendepuffers MaxRcvBuffer = Größe des Empfangspuffers TCP‐Acknowledgements sind kummulativ (Kummulative ACKs) – bestätigt wird die Nummer des ersten noch fehlenden Bytes. Alle vorigen Bytes wurden schon vollständig empfangen.
Flusskontrolle
Sender
TCP
v=LastByteAcked
l=LastByteWritten
w=LastByteSent
… …
Empfänger
TCP
NextByteExpected
x=LastByteRead
y=LastByteRcvd
… …
MSB = MaxSendBuffer MRB=MaxRcvBuffer
Zur Vermeidung eines Empfangs‐
pufferüberlaufes muss gelten:
Hierzu wird dem Sender das folgende
„AdvertisedWindow“ a mitgeteilt:
Auf Senderseite muss stets gelten:
Damit ist das Maximum an Daten, welches der Sender versenden darf (genannt „EffectiveWindow“ e):
Anwendung, die z Bytes schreibt wird blockiert, wenn:
Protokollablauf
Verbindungsaufbau
Datenübertragungsphase
Verbindungsabbau
Bildquelle: en.wikipedia.org/wiki/Transmission_Control_Protocol
Tafelanschrieb
Segmentstruktur
Octet 0 1 2 3
Bit 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 10111213141516171819202122232425262728293031
0 0 Source Port Destination Port
4 32 Sequence Number
8 64 Acknowledgement Number (if ACK set) 12 96 Data
Offset
Rsrved 0 0 0
N S
C W
R E C E
U R G
A C K
P S H
R S T
S Y N
F I N
Window Size
16 128 Checksum Urgent Pointer (if URG set) 20
…
160
…
Options (if data Offset > 5)
(Padded at end with 0‐Bytes if necessary)
Data
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 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
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.
Lösungen? TCP‐Erweiterungen...
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 zu reübertragen
SrcPort DstPort SequenceNum
Acknowledgment
HdrLen
Checksum
Options (variable)
0 Flags AdvertisedWindow
UrgPtr
Data
0 4 10 16 31
NextByteExpected LastByteRead
LastByteRcvd
… …
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 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):
• 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
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
