Camada de Transporteprofessor.unisinos.br/jcgluz/prot-redes/camada-trans...pode perder pacotes (dados ou ACKs) o checksum, no. de seq., ACKs, retransmissões podem ajudar, mas não

3: Camada de Transporte 1

Camada de Transporte

transparências baseadas no livro“Computer Networking: A Top-Down Approach Featuring the Internet”

James Kurose e Keith Rosshttp://occawlonline.pearsoned.com/bookbind/pubbooks/kurose-ross1/


Metas do capítulo:• compreender os

princípios atrás dos serviços da camada de transporte:

o multiplexação/demultiplexação

o transferência confiável de dados

o controle de fluxoo controle de

congestionamento • instanciação e

implementação na Internet

Resumo do Capítulo:• serviços da camada de transporte• multiplexação/demultiplexação• transporte sem conexão: UDP• princípios de transferência confiável

de dados• transporte orientado a conexão: TCP

o transferência confiávelo controle de fluxoo gerenciamento de conexões

• princípios de controle de congestionamento

• controle de congestionamento em TCP

Parte III: Camada de Transporte


Serviços e protocolos de transporte

• provê comunicação lógica entre processos de aplicação executando em hospedeiros diferentes

• protocolos de transporte executam em sistemas terminais

• serviços das camadas de transporte X rede:

• camada de rede : dados transferidos entre sistemas

• camada de transporte: dados transferidos entre processos

o depende de, estende serviços da camada de rede

aplicaçãotransporte

redeenlacefísica

redeenlacefísica


redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

transporte lógico fima fim


Protocolos da camada de transporte

Serviços de transporte na Internet:

• entrega confiável, ordenada, ponto a ponto (TCP)

o congestionamentoo controle de fluxoo estabelecimento de conexão

(“setup”)• entrega não confiável,

(“melhor esforço”), não ordenada, ponto a ponto ou multiponto: UDP

• serviços não disponíveis: o tempo realo garantias de bandao multiponto confiável


redeenlacefísica

redeenlacefísica


redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

transporte lógico fima fim



rede

M P2aplicação

transporterede

Multiplexação/demultiplexaçãoLembrança: segmento -

unidade de dados trocada entre entidades da camada de transporte

o = TPDU: transport protocol data unit

receptor

HtHn

Demultiplexação: entrega de segmentos recebidos para os processos da camada de apl corretos

segmento

segmento Maplicação

transporterede

P1M

M MP3 P4

cabeçalhode segmento

dados da camadade aplicação


Multiplexação/demultiplexação

multiplexação/demultiplexação:• baseadas em números de porta e

endereços IP do remetente e do receptor

o números de porta do remetente/receptor em cada segmento

o lembrete: número de porta bem conhecido para aplicações específicas

juntar dados de múltiplosprocessos de apl, envelopandodados com cabeçalho (usado depois para demultiplexação)

porta remetente porta receptor

32 bits

dados daaplicação

(mensagem)

outros campos do cabeçalho

formato de segmento TCP/UDP

Multiplexação:


Multiplexação/demultiplexação: exemplos

estaçãoA

servidor B

porta orig.: xporta dest: 23

porta orig:23porta dest: x

uso de portas: apl. simples de telnet

cliente WWWestação A

servidor WWW B

Web clienthost C

IP orig: CIP dest: B

porta orig: xporta dest: 80

IP orig : CIP dest: B

porta orig: yporta dest: 80

uso de portas : servidor WWW

IP orig: AIP dest: B

porta orig: xporta dest: 80


UDP: User Datagram Protocol [RFC 768]

• Protocolo de transporte da Internet mínimo, “sem frescura”,

• Serviço “melhor esforço”, segmentos UDP podem ser:

o perdidoso entregues à aplicação fora

de ordem do remesso• sem conexão:

o não há “setup” UDP entre remetente, receptor

o tratamento independente de cada segmento UDP

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


Mais sobre UDP• muito utilizado para apls. de

meios contínuos (voz, vídeo)o tolerantes de perdaso sensíveis à taxa de

transmissão• outros usos de UDP (por

quê?):o DNS (nomes)o SNMP (gerenciamento)

• transferência confiável com UDP: incluir confiabilidade na camada de aplicação

o recuperação de erro específica à apl.!

porta origem porta dest.

32 bits

Dados de aplicação

(mensagem)

Formato do segmento UDP

comprimento checksum

Comprimento embytes do

segmento UDP,incluindo cabeçalho


Checksum UDP

Remetente:• trata conteúdo do

segmento como seqüência de inteiros de 16-bits

• campo checksum zerado• checksum: soma (adição

usando complemento a 1) do conteúdo do segmento

• remetente coloca complemento do valor da soma no campo checksumde UDP

Receptor:• calcula checksum do

segmento recebido• verifica se checksum

computado é zero:o NÃO - erro detectadoo SIM - nenhum erro

detectado. Mas ainda pode ter erros? Veja depois ….

Meta: detectar “erro” (e.g., bits invertidos) no segmento transmitido


Checksum do UDP

• Pode ser redundante pois muitos protocolos de enlace já o fazem;

• Contudo, Camada de Transporte deve funcionar independente da tecnologia de enlace

• Apesar de detectar erro, UDP nada faz para corrigir (algumas implementações simplesmente descartam o segmento)


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 complexidadede um protocolo de transferência confiável de dados (rdt)


Transferência confiável de dados (rdt): como começar

sendside

receiveside

rdt_send(): chamada de cima, (p.ex.,pela apl.). Dados recebidos p/entregar à camada sup. do receptor

udt_send(): chamada porrdt, p/ transferir pacote pelocanal ñ confiável ao receptor

rdt_rcv(): chamada quandopacote chega no lado receptor do

canal

deliver_data(): chamada por rdt p/ entregar dados

p/ camada superior


Transferência confiável de dados (rdt): como começarIremos:• desenvolver incrementalmente os lados

remetente, receptor do protocolo RDT• considerar apenas fluxo unidirecional de dados

o mas info de controle flui em ambos os sentidos!• Usar máquinas de estados finitos (FSM) p/

especificar remetente, receptor

estado1

estado2

evento causador da transição de estadoações executadas ao mudar de estado

estado: neste “estado” o próximo estado é

determinado unicamente pelo próximo evento

eventoações


Rdt1.0: transferência confiável usando um canal confiável

• canal subjacente perfeitamente confiávelo não tem erros de bitso não tem perda de pacotes

• FSM (máq est) separadas p/ remetente e receptor:o remetente envia dados pelo canal subjacenteo receptor recebe dados do canal subjacente


Rdt2.0: canal com erros de bits• canal subjacente pode inverter bits no pacote

o lembre-se: checksum UDP pode detectar erros de bits• a questão: como recuperar dos erros?

o reconhecimentos (ACKs): receptor avisa explicitamente ao remetente que pacote chegou bem

o reconhecimentos negativos (NAKs): receptor avisa explicitamente ao remetente que pacote tinha erros

o remetente retransmite pacote ao receber um NAKo cenários humanos usando ACKs, NAKs?

• novos mecanismos em rdt2.0 (em relação ao rdt1.0):o detecção de erroso realimentação pelo receptor: msgs de controle (ACK,NAK)

receptor->remetente


rdt2.0: especificação da FSM

FSM do remetente FSM do receptor


rdt2.0: em ação (sem erros)



rdt2.0: em ação (cenário de erro)



rdt2.0 tem uma falha fatal!O que acontece se

ACK/NAK com erro?• Remetente não sabe o que

se passou no receptor!• não se pode apenas

retransmitir: possibilidade de pacotes duplicados

O que fazer?• remetente usa ACKs/NAKs

p/ ACK/NAK do receptor? E se perder ACK/NAK do remetente?

• retransmitir, mas pode causar retransmissão de pacote recebido certo!

Lidando c/ duplicação: • remetente inclui número de

seqüência p/ cada pacote• remetente retransmite

pacote atual se ACK/NAK recebido com erro

• receptor descarta (não entrega) pacote duplicado

Remetente envia um pacote,e então aguarda resposta do receptor

pára e espera


rdt2.1: remetente, trata ACK/NAKs c/ erro


rdt2.1: receptor, trata ACK/NAKs com erro


rdt2.1: discussão

Remetente:• no. de seq no pacote• bastam dois nos. de

seq. (0,1). Por quê?• deve checar se

ACK/NAK recebido tinha erro

• duplicou o no. de estados

o estado deve “lembrar” se pacote “corrente” tem no. de seq. 0 ou 1

Receptor:• deve checar se pacote

recebido é duplicadoo estado indica se no. de

seq. esperado é 0 ou 1• note: receptor não tem

como saber se último ACK/NAK foi recebido bem pelo remetente


rdt2.2: um protocolo sem NAKs

• mesma funcionalidade que rdt2.1, só com ACKs

• ao invés de NAK, receptor envia ACK p/ último pacote recebido bem

o receptor deve incluir explicitamente no. de seqdo pacote reconhecido

• ACK duplicado no remetente resulta na mesma ação que o NAK: retransmite pacote atual

FSM doremetente

!


rdt3.0: canais com erros e perdas

Nova suposição: canal subjacente também pode perder pacotes (dados ou ACKs)

o checksum, no. de seq., ACKs, retransmissões podem ajudar, mas não serão suficientes

P: como lidar com perdas?o remetente espera até ter

certeza que se perdeu pacote ou ACK, e então retransmite

o eca!: desvantagens?

Abordagem: remetente aguarda um tempo “razoável” pelo ACK

• retransmite e nenhum ACK recebido neste intervalo

• se pacote (ou ACK) apenas atrasado (e não perdido):

o retransmissão será duplicada, mas uso de no. de seq. já cuida disto

o receptor deve especificar no. de seq do pacote sendo reconhecido

• requer temporizador


rdt3.0: remetente


rdt3.0 em ação


rdt3.0 em ação


Desempenho de rdt3.0

• rdt3.0 funciona, porém seu desempenho é muito ruim• exemplo: enlace de 1 Gbps, retardo fim a fim de 15 ms, pacote de

1KB:

Ttransmitir=8kb/pacote10**9 b/seg = 8 microseg

Utilização = U = = 8 microseg30.016 mseg

fração do temporemetente ocupado = 0,00015

o pac. de 1KB a cada 30 mseg -> vazão de 33kB/seg num enlace de 1 Gbps

o protocolo limita uso dos recursos físicos!


Protocolos “dutados” (pipelined)Dutagem (pipelining): remetente admite múltiplos

pacotes “em trânsito”, ainda não reconhecidoso faixa de números de seqüência deve ser aumentadao buffers no remetente e/ou no receptor

• Duas formas genéricas de protocolos dutados: volta-N, retransmissão seletiva


Volta-NRemetente:• no. de seq. de k-bits no cabeçalho do pacote• admite “janela” de até N pacotes consecutivos não reconhecidos

• ACK(n): reconhece todos pacotes, até e inclusive no. de seq n -“ACK cumulativo”

o pode receber ACKs duplicados (veja receptor)• temporizador para todos pacotes em trânsito• timeout(n): retransmite pacote n e todos os pacotes com no. de

seq maiores na janela


Obs.

• Protocolo de janelas deslizantes(sliding-window protocol)

• Mais simples: emissor com apenas um temporizador


Volta-N: remetente


Volta-N: receptor

receptor simples:• usa apenas ACK: sempre envia ACK para pacote

recebido bem com o maior no. de seq. em-ordemo pode gerar ACKs duplicadoso só precisa se lembrar do expectedseqnum

• pacote fora de ordem: o descarta (não armazena) -> receptor não usa buffers!o manda ACK de pacote com maior no. de seq em-ordem

expectedseqnum=expectedseqnum+1


Volta-Nem açãojanela de 4


Retransmissão seletiva

• receptor reconhece individualmente todos os pacotes recebidos corretamente

o armazena pacotes no buffer, conforme precisa, para posterior entrega em-ordem à camada superior

• remetente apenas re-envia pacotes para os quais ACK não recebido

o temporizador de remetente para cada pacote sem ACK• janela do remetente

o N nos. de seq consecutivos o outra vez limita nos. de seq de pacotes enviados, mas

ainda não reconhecidos


Retransmissão seletiva: janelas de remetente, receptor


Retransmissão seletiva

dados de cima:• se próx. no. de seq na

janela, envia pacotetimeout(n):• reenvia pacote n, reiniciar

temporizadorACK(n) em

[sendbase,sendbase+N]:• marca pacote n “recebido”• se n for menor pacote não

reconhecido, avança base da janela ao próx. no. de seq não reconhecido

pacote n em [rcvbase, rcvbase+N-1]

• envia ACK(n)• fora de ordem: bufferiza• em ordem: entrega (tb.

entrega pacotes em ordem no buffer), avança janela p/ próxima pacote ainda não recebido

pacote n em [rcvbase-N,rcvbase-1]

• ACK(n)senão:• ignora

receptorremetente


Retransmissão seletiva em ação

Figura com erro: o temporizadordo pkt1 teria estourado antes!


Retransmissão seletiva: dilemaExemplo: • nos. de seq : 0, 1, 2, 3• tam. de janela =3

• receptor não vê diferença entre os dois cenários!

• incorretamente passa dados duplicados como novos em (a)

Q: qual a relação entre tamanho de no. de seq e tamanho de janela?

R. Tam. Jan. <= ½ no seq.


TCP: Visão geral RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581

• transmissão full duplex:o fluxo de dados bi-

direcional na mesma conexão

o MSS: tamanho máximo de segmento

• orientado a conexão:o handshaking (troca de

msgs de controle) inicia estado de remetente, receptor antes de trocar dados

• fluxo controlado:o receptor não será afogado

• ponto a ponto:o 1 remetente, 1 receptor

• fluxo de bytes, ordenados, confiável:

o não estruturado em msgs• dutado:

o tam. da janela ajustado por controle de fluxo e congestionamento do TCP

• buffers de envio e recepçãosocketdoor

TCPsend buffer

TCPreceive buffer

socketdoor

segment

applicationwrites data

applicationreads data


TCP: estrutura do segmento

no. porta origem no. porta dest

32 bits

dados daaplicação

(tam. variável)

número de seqüêncianúmero de reconhecimento

janela receptorptr dados urg.checksum

FSRPAUtam.cab.

semuso

Opções (tam. variável)

URG: dados urgentes (pouco usados)

ACK: no. ACKválido

PSH: envia dados já(pouco usado)

RST, SYN, FIN:gestão de conexão

(comandos deestabelecimento,

liberação)

no. bytes rcpt queraceitar

contagem de dadospor bytes (não segmentos!)

checksum Internet

(como UDP)


TCP: nos. de seq. e ACKsNos. de seq.:

o “número”dentro do fluxo de bytes do primeiro byte de dados do segmento

ACKs:o no. de seq do próx.

byte esperado do outro lado

o ACK cumulativoP: como receptor trata

segmentos fora da ordem?

o R: espec do TCP omissa - deixado ao implementador

Estação A Estação B

Seq=42, ACK=79, data = ‘C’

Seq=79, ACK=43, data = ‘C’

Seq=43, ACK=80

Usuáriotecla

‘C’

A reconhecechegada

do ‘C’ecoado

B reconhecechegada de

‘C’, ecoa‘C’ de volta

tempocenário simples de telnet


TCP: transferência confiável de dados

remetente simplificado, supondo:

waitfor

event

waitfor

event

event: data received from application above

event: timer timeout for segment with seq # y

event: ACK received,with ACK # y

create, send segment

retransmit segment

ACK processing

•fluxo de dados uni-direcional•sem controle de fluxo, congestionamento


TCP: transfe-rênciaconfiável de dados

00 sendbase = número de seqüência inicial01 nextseqnum = número de seqüência inicial0203 loop (forever) {04 switch(event)05 event: dados recebidos da aplicação acima06 cria segmento TCP com número de seqüência nextseqnum 07 inicia temporizador para segmento nextseqnum 08 passa segmento para IP 09 nextseqnum = nextseqnum + comprimento(dados) 10 event: expirado temporizador de segmento c/ no. de seqüência y 11 retransmite segmento com número de seqüência y 12 calcula novo intervalo de temporização para segmento y 13 reinicia temporizador para número de seqüência y 14 event: ACK recebido, com valor de campo ACK de y 15 se (y > sendbase) { /* ACK cumulativo de todos dados até y */ 16 cancela temporizadores p/ segmentos c/ nos. de seqüência < y 17 sendbase = y 18 } 19 senão { /* é ACK duplicado para segmento já reconhecido */ 20 incrementa número de ACKs duplicados recebidos para y 21 if (número de ACKs duplicados recebidos para y == 3) { 22 /* TCP: retransmissão rápida */ 23 reenvia segmento com número de seqüência y 24 reinicia temporizador para número de seqüência y 25 } 26 } /* fim de loop forever */

RemetenteTCPsimplificado


TCP geração de ACKs [RFCs 1122, 2581]

Evento

chegada de segmento em ordemsem lacunas,anteriores já reconhecidos

chegada de segmento em ordemsem lacunas,um ACK retardado pendente

chegada de segmento fora de ordem, com no. de seq. maiorque esperado -> lacuna

chegada de segmento que preenche a lacuna parcial oucompletamente

Ação do receptor TCP

ACK retardado. Espera até 500msp/ próx. segmento. Se não chegarsegmento, envia ACK

envia imediatamente um únicoACK cumulativo

envia ACK duplicado, indicando no. de seq.do próximo byte esperado

ACK imediato se segmento noinício da lacuna


TCP: cenários de retransmissãoEstação A

Seq=92, 8 bytes de dados

ACK=100

perdatem

pori

zaçã

o

tempo cenário doACK perdido

Estação B

XSeq=92, 8 bytes de dados

ACK=100

Host A


ACK=100

Tem

p.p/

Seq=

92temporização prematura,

ACKs cumulativos

Host B


ACK=120


Tem

p. p

/Se

q=10

0

ACK=120

tempo


remetente não esgotaria buffers do receptor por

transmitir muito, oumuito rápidamente

controle de fluxo

TCP: Controle de Fluxoreceptor: explicitamente

avisa o remetente da quantidade de espaço livre disponível (muda dinamicamente)

o campo RcvWindowno segmento TCP

remetente: mantém a quantidade de dados transmitidos, porém ainda não reconhecidos, menor que o valor mais recente de RcvWindow

buffering pelo receptor

RcvBuffer = tamanho do Buffer de recepção

RcvWindow = espaço vazio no Buffer


TCP: Tempo de Resposta (RTT) e TemporizaçãoP: como escolher valor

do temporizadorTCP?

• maior que o RTTo note: RTT pode

variar• muito curto:

temporização prematurao 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

o ignora retransmissões, segmentos com ACKscumulativos

• RTTamostra vai variar, queremos “amaciador” de RTT estimado

o usa várias medições recentes, não apenas o valor corrente (RTTamostra)


TCP: Tempo de Resposta (RTT) e TemporizaçãoRTT_estimado = (1-x)* RTT_estimado + x*RTT_amostra

• média corrente exponencialmente ponderada• influência de cada amostra diminui exponencialmente

com o tempo• valor típico de x: 0.1

x = 1/8


TCP: Tempo de Resposta (RTT) e Temporização

Escolhendo o intervalo de temporização• RTT_estimado mais uma “margem de segurança”• variação grande em RTT_estimado

-> margem de segurança maiorTemporização = RTT_estimado + 4*Desvio

Desvio = (1-x)* Desvio +x*|RTT_amostra - RTT_estimado|


TCP: Gerenciamento de Conexões

Lembrete: Remetente, receptor TCP estabelecem “conexão” antes de trocar segmentos de dados

• inicializam variáveis TCP:o nos. de seq.o buffers, info s/ controle

de fluxo (p.ex. RcvWindow)• cliente: iniciador de conexão

Socket clientSocket = new Socket("hostname","port

number");

• servidor: contactado por clienteSocket connectionSocket = welcomeSocket.accept();

Inicialização em 3 tempos:

Passo 1: sistema cliente envia segmento de controle SYN do TCP ao servidor

o especifica no. inicial de seq

Passo 2: sistema servidor recebe SYN, responde com segmento de controle SYNACK

o reconhece SYN recebidoo aloca bufferso especifica no. inicial de seq. servidor->

receptor

Passo 3: sistema cliente recebe SYNACK, e envia ACK para o servidor (controle SYN desligado pois conexão já foi estabelecida)


TCP: Gerenciamento de Conexões (cont.)

Encerrando uma conexão:

cliente fecha soquete:clientSocket.close();

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

FIN

servidor

ACK

ACK

FIN

fechar

fechar

fechada

espe

ra

tem

pori

zada


TCP: Gerenciamento de Conexões (cont.)

Passo 3: cliente recebe FIN, responde com ACK.

o Entre em “espera temporizada” -responderá com ACK a FINs recebidos

Passo 4: servidor, recebe ACK. Conexão encerrada.

cliente

FIN

servidor

ACK

ACK

FIN

fechando

fechando

fechada

espe

rate

mpo

riza

da

fechada


TCP: Gerenciamento de Conexões (cont)

Ciclo de vidade cliente TCP

Ciclo de vidade servidor TCP


Princípios de Controle de CongestionamentoCongestionamento:• informalmente: “muitas fontes enviando muitos

dados muito rapidamente para a rede poder tratar”

• diferente de controle de fluxo!• manifestações:

o perda de pacotes (esgotamento de buffers em roteadores)

o longos atrasos (enfileiramento nos buffers dos roteadores)

• um dos 10 problemas mais importantes em redes!


Causas/custos de congestionamento:• Mesmo se roteadores com fila infinita:• grandes retardos qdo. congestionada• vazão máxima do enlace alcançável

• Um roteador, buffers finitos• Retransmissões desnecessárias pelo remetente de pacote atrasados

• Emissores “mágicos” que só retransmitem qdo pacotes perdidos?

• Um roteador, buffers finitos• retransmissão pelo remetente de pacote perdido

Outro “custo” de congestionamento:• quando pacote é descartado, qq. capacidade de transmissão já

usada (antes do descarte) para esse pacote foi desperdiçada!


Causas/custos de congestionamento: cenário 1

• dois remetentes, dois receptores

• um roteador, buffers infinitos

• sem retransmissão

• grandes retardos qdo. congestionada

• vazão máxima alcançável



• Um roteador, buffers finitos• retransmissão pelo remetente de pacote

perdido


Causas/custos de congestionamento: cenário 2• sempre: (“goodput”)• retransmissão “perfeito” apenas quando perda:

• retransmissão de pacote atrasado (não perdido) faz maior(que o caso perfeito) para o mesmo

λin

λout=

λin

λout>λ

inλout

“custos” de congestionamento:• mais trabalho (retransmissão) para dado “goodput”• retransmissões desnecessárias: enviadas múltiplas cópias do pacote


Causas/custos de congestionamento: cenário 3• quatro remetentes• caminhos com múltiplos enlaces• temporização/retransmissão

λin

Q: what happens as and increase ?λ

in



Outro “custo” de congestionamento:• quando pacote descartado, qq. capacidade de

transmissão já usada (antes do descarte) para essepacote foi desperdiçado!


Abordagens de controle de congestionamento

Controle de congestionamento fim a fim :

• não tem realimentação explícita pela rede

• congestionamento inferido das perdas, retardo observados pelo sistema terminal

• abordagem usada pelo TCP

Controle de congestionamento com apoio da rede:

• roteadores realimentam os sistemas terminais

o bit único indicando congestionamento (SNA, DECbit, ATM)

o taxa explícita p/ envio pelo remetente

Duas abordagens amplas para controle de congestionamento:


Estudo de caso: controle de congestionamento no ABR da ATM

ABR: available bit rate:• “serviço elástico” • se caminho do remetente

“sub-carregado”: o remetente deveria

usar banda disponível• se caminho do remetente

congestionado: o remetente reduzido à

taxa mínima garantida

células RM (resource management):

• enviadas pelo remetente, intercaladas com células de dados

• bits na célula RM iniciados por comutadores (“apoio da rede”)

o bit NI: não aumente a taxa (congestionamento moderado)

o bit CI: indicação de congestionamento


Estudo de caso: controle de congestionamento em ABR da ATM

• Campo ER (explicit rate) de 2 bytes na célula RMo comutador congestionado pode diminuir valor ER na célulao taxa do remetente assim ajustada p/ menor valor possível entre os

comutadores do caminho• bit EFCI em células de dados ligado por comutador congestionado

o se EFCI ligado na célula de dados antes da célula RM, receptor liga bit CI na célula RM devolvida


TCP: Controle de Congestionamento• controle fim a fim (sem apoio da rede)• taxa de transmissão limitada pela tamanho da janela de

congestionamento, Congwin:

• w segmentos, cada um c/ MSS bytes, enviados por RTT:

Vazão (throughput) = w * MSSRTT Bytes/sec

Congwin


TCP: Controle de Congestionamento

• duas “fases”o partida lentao evitar

congestionamento• variáveis importantes:

o Congwin

o threshold: define limiar entre fases de partida lenta, controle de congestionamento

• “sondagem” para banda utilizável:

o idealmente: transmitir o mais rápido possível (Congwin o máximo possível) sem perder pacotes

o aumentar Congwin até perder pacotes (congestionamento)

o perdas: diminui Congwin, depois volta a à sondagem (aumento) novamente


TCP: Partida lenta

• aumento exponencial (por RTT) no tamanho da janela (não muito lenta!)

• evento de perda: temporizador

inicializa: Congwin = 1for (cada segmento c/ ACK)

Congwin++until (evento de perda OR

CongWin > threshold)

Estação A

um segmento

RTT

Estação B

tempo

dois segmentos

quqtro segmentos

Algoritmo Partida Lenta


TCP: Evitar Congestionamento

/* partida lenta acabou */ /* Congwin > threshold */Until (event de perda) {cada w segmentos

reconhecidos:Congwin++

}threshold = Congwin/2Congwin = 1faça partida lenta

1

Evitar congestionamento


Justiça do TCPMeta: se N sessões TCP

compartilham o mesmo enlace de gargalo, cada uma deve ganhar 1/N da capacidade do enlace

TCP evitando congestionamento:

• AADM: aumento aditivo, decremento multiplicativo

o aumenta janela em 1 por cada RTT

o diminui janela por fator de 2 num evento de perda

AADM (AIMD)

TCP conexão 1

Roteadorgargalo

capacidade R

TCP conexão 2


Por quê TCP é justo?Duas sessões concorrentes:• Aumento aditivo dá gradiente de 1, enquanto vazão aumenta• decrementa multiplicativa diminui vazão proporcionalmente

R

R

compartilhamento igual da banda

Vazão da conexão 1

Vazã

oda

cone

xão

2

evitar congestionamento: aumento aditivoperda: diminui janela por fator de 2

evitar congestionamento: aumento aditivoperda: diminui janela por fator de 2


TCP: modelagem de latência

P: Quanto tempo custa para receber um objeto de um servidor WWW depois de enviar o pedido?

• Estabelecimento de conexão TCP

• retardo de transferência de dados

Notação, suposições:• Supomos um enlace entre cliente e

servidor de taxa R• Supomos: janela de

congestionamento fixo, W segmentos

• S: MSS (bits)• O: tamanho do objeto (bits)• sem retransmissões (sem perdas,

sem erros)Dois casos a considerar:• WS/R > RTT + S/R: ACK do primeiro segmento na janela

chega antes de enviar todos dados na janela• WS/R < RTT + S/R: aguarda ACK depois de enviar todos

os dados na janela


TCP: modelagem de latência

Caso 1: latência = 2RTT + O/R Caso 2: latência = 2RTT + O/R+ (K-1)[S/R + RTT - WS/R]

K:= O/WS


TCP: modelagem de latência: partida lenta• Agora supomos que a janela cresce à la partida lenta.• Mostramos que a latência de um objeto de tamanho O é:

RS

RSRTTP

RORTTLatency P )12(2 −−

+++=

onde P é o número de vezes TCP para no servidor:

}1,{min −= KQP

- onde Q é o número de vezes que o servidor parariase o objeto for de tamanho infinito.

- e K é o número de janelas que cobrem o objeto.


TCP: modelagem de latência: partida lenta (cont.)

RTT

initiate TCPconnection

requestobject

first window= S/R

second window= 2S/R

third window= 4S/R

fourth window= 8S/R

completetransmissionobject

delivered

time atclient

time atserver

Exemplo:

O/S = 15 segmentos

K = 4 janelas

Q = 2

P = mín{K-1,Q} = 2

Servidor para P=2 vezes.


TCP: modelagem de latência: partida lenta (cont.)

RS

RSRTTPRTT

RO

RSRTT

RSRTT

RO

stallTimeRTTRO

P

kP

k

P

pp

)12(][2

]2[2

2latency

1

1

1

−−+++=

−+++=

++=

−

=

=

∑

∑

windowth after the timestall 2 1 kRSRTT

RS k =

−+

+−

ementacknowledg receivesserver until

segment send tostartsserver whenfrom time=+ RTTRS

window kth the transmit totime2 1 =−

RSk

RTT

initiate TCPconnection

requestobject

first window= S/R

second window= 2S/R

third window= 4S/R

fourth window= 8S/R

completetransmissionobject

delivered

time atclient

time atserver


Capítulo 3: Sumário

• Princípios atrás dos serviços da camada de transporte:

o multiplexação/desmultiplexação

o transferência confiável de dadoso controle de fluxoo controle de congestionamento

• instanciação e implementação na Internet

o UDPo TCP

Próximo capítulo:• saímos da “borda” da

rede (camadas de aplicação e transporte)

• entramos no “núcleo”da rede

Documents

Camada de Transporteprofessor.unisinos.br/jcgluz/prot-redes/camada-trans...pode perder pacotes (dados ou ACKs) o checksum, no. de seq., ACKs, retransmissões podem ajudar, mas não