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3: Camada de Transporte 3-1
Capítulo 3: Camada de TransporteMetas do capítulo:❒ compreender os
princípios atrás dosserviços da camada detransporte:
❍ multiplexação/desmultiplexação
❍ transferência confiávelde dados
❍ controle de fluxo❍ controle de
congestionamento❒ instanciação e
implementação naInternet
Sumário do Capítulo:❒ serviços da camada de transporte❒ multiplexação/desmultiplexação❒ transporte sem conexão: UDP❒ princípios de transferência confiável
de dados❒ transporte orientado a conexão: TCP
❍ transferência confiável❍ controle de fluxo❍ gerenciamento de conexões
❒ principles de controle decongestionamento
❒ controle de congestionamento em TCP
3: Camada de Transporte 3-2
Serviços e protocolos de transporte
❒ provê comunicação lógicaentre processos de aplicaçãoexecutando em hospedeirosdiferentes
❒ protocolos de transporteexecutam em sistemasterminais
❒ serviços das camadas detransporte X rede:
❒ camada de rede : dadostransferidos entre sistemas
❒ camada de transporte: dadostransferidos entre processos
❍ depende de, estende serviçosda camada de rede
aplicaçãotransporte
redeenlacefísica
redeenlacefísica
aplicaçãotransporte
redeenlacefísica
redeenlacefísica
redeenlacefísica
redeenlacefísica
redeenlacefísica
transporte lógico fim a fim
3: Camada de Transporte 3-3
Protocolos da camada de transporte
Serviços de transporte naInternet:
❒ entrega confiável, ordenada,ponto a ponto (TCP)
❍ congestionamento❍ controle de fluxo❍ estabelecimento de conexão
(setup)❒ entrega não confiável,
(“melhor esforço”), nãoordenada, ponto a ponto oumultiponto: UDP
❒ serviços não disponíveis:❍ tempo-real❍ garantias de banda❍ multiponto confiável
aplicaçãotransporte
redeenlacefísica
redeenlacefísica
aplicaçãotransporte
redeenlacefísica
redeenlacefísica
redeenlacefísica
redeenlacefísica
redeenlacefísica
transporte lógico fim a fim
3: Camada de Transporte 3-4
aplicaçãotransporte
rede
M P2aplicação
transporterede
Multiplexação/desmultiplexaçãoLembrança: segmento -
unidade de dados trocadaentre entidades da camadade transporte
❍ = TPDU: transportprotocol data unit
receptor
HtHn
Desmultiplexação: 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
3: Camada de Transporte 3-5
Multiplexação/desmultiplexação
multiplexação/desmultiplexação:❒ baseadas em números de porta
e endereços IP de remetente ereceptor
❍ números de porta deremetente/receptor emcada segmento
❍ lembrete: número de portabem conhecido paraaplicações específicas
juntar dados de múltiplosprocessos de apl, envelopandodados com cabeçalho (usado depois para desmultiplexação)
porta remetente porta receptor
32 bits
dados daaplicação
(mensagem)
outros campos do cabeçalho
formato de segmento TCP/UDP
Multiplexação:
3: Camada de Transporte 3-6
Multiplexação/desmultiplexação: exemplos
estação A
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
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
3: Camada de Transporte 3-7
UDP: User Datagram Protocol [RFC 768]
❒ Protocolo de transporte daInternet mínimo, “semfrescura”,
❒ Serviço “melhor esforço”,segmentos UDP podem ser:
❍ perdidos❍ entregues à aplicação fora
de ordem do remesso❒ sem conexão:
❍ não há “setup” UDP entreremetente, receptor
❍ tratamento independentede cada segmento UDP
Por quê existe um UDP?❒ elimina estabelecimento de
conexão (o que pode causarretardo)
❒ simples: não se mantém“estado” da conexão noremetente/receptor
❒ pequeno cabeçalho desegmento
❒ sem controle decongestionamento: UDPpode transmitir o maisrápido possível
3: Camada de Transporte 3-8
Mais sobre UDP❒ muito utilizado para apls. de
meios contínuos (voz, vídeo)❍ tolerantes de perdas❍ sensíveis à taxa de
transmissão❒ outros usos de UDP (por
quê?):❍ DNS (nomes)❍ SNMP (gerenciamento)
❒ transferência confiável comUDP: incluir confiabilidade nacamada de aplicação
❍ recuperação de erroespecífica à apl.!
porta origem porta dest.
32 bits
Dados de aplicação
(mensagem)
UDP segment format
comprimento checksum
Comprimento embytes do
segmento UDP,incluindo cabeçalho
3: Camada de Transporte 3-9
Checksum UDP
Remetente:❒ trata conteúdo do
segmento como sequênciade inteiros de 16-bits
❒ campo checksum zerado❒ checksum: soma (adição
usando complemento de 1)do conteúdo do segmento
❒ remetente colocacomplemento do valor dasoma no campo checksumde UDP
Receiver:❒ computa checksum do
segmento recebido❒ verifica se checksum
computado é zero:❍ NÃO - erro detectado❍ SIM - nenhum erro
detectado. Mas aindapode ter erros? Vejadepois ….
Meta: detecta “erro” (e.g., bits invertidos) nosegmento transmitido
3: Camada de Transporte 3-10
Princípios de Transferência confiável dedados (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)
3: Camada de Transporte 3-11
Transferência confiável de dados (rdt):como começarrdt_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 chega no lado
receptor do canal
deliver_data(): chamadapor rdt p/ entregar dados
p/ camada superior
3: Camada de Transporte 3-12
Transferência confiável de dados (rdt):como começarIremos:❒ desenvolver incrementalmente os lados
remetente, receptor do protocolo RDT❒ considerar apenas fluxo unidirecional
❍ mas info de controle flui em ambos sentidos!❒ Usar máquinas de estados finitos (FSM) p/
especificar remetente, receptor
state1
state2
event causing state transitionactions taken on state transition
: “ ”o é
3: Camada de Transporte 3-13
Rdt1.0: transferência confiável usando um canalconfiável
❒ canal subjacente perfeitamente confiável❍ não tem erros de bits❍ não tem perda de pacotes
❒ FSMs separadas para remetente, receptor:❍ remetente envia dados pelo canal subjacente❍ receptor recebe dados do canal subjacente
3: Camada de Transporte 3-14
Rdt2.0: canal com erros de bits
❒ canal subjacente pode inverter bits no pacote❍ lembre-se: checksum UDP pode detectar erros de bits
❒ a questão: como recuperar dos erros?❍ reconhecimentos (ACKs): receptor avisa explicitamente ao
remetente que pacote chegou bem❍ reconhecimentos negativos (NAKs): receptor avisa
explicitamente ao remetente que pacote ❍ remetente retransmite pacote ao receber um NAK❍ cenários humanos usando ACKs, NAKs?
❒ novos mecanismos em rdt2.0 (além do rdt1.0):❍ deteção de erros❍ realimentação pelo receptor: msgs de controle (ACK,NAK)
receptor->remetente
3: Camada de Transporte 3-15
rdt2.0: especificação da FSM
3: Camada de Transporte 3-16
rdt2.0: em ação (sem erros)
3: Camada de Transporte 3-17
rdt2.0: em ação (cenário de erro)
3: 3-18
rdt2.0 tem uma falha fatal!O que acontece se
ACK/NAK com erro?❒ não o que
❒ se :
de pacotes duplicados
O que fazer?❒ /
p/ ACK/NAK do receptor?
?❒ , mas
retransmissão de certo!
Lidando c/ duplicação:❒ número de
sequência p/ cada pacote❒
❒ (não)
,e
e
3: Camada de Transporte 3-19
rdt2.1: remetente, trata ACK/NAKs c/ erro
3: Camada de Transporte 3-20
rdt2.1: receptor, trata ACK/NAKs com erro
3: Camada de Transporte 3-21
rdt2.1: discussão
Remetente:❒ no. de seq no pacote❒ bastam dois nos. de
seq. (0,1). Por quê?❒ deve checar se
ACK/NAK recebidotinha erro
❒ duplicou o no. deestados
❍ estado deve “lembrar”se pacote “corrente”tem no. de seq. 0 or 1
Receptor:❒ deve checar se pacote
recebido é duplicado❍ estado indica se no. de
seq. esperado é 0 or 1❒ note: receptor não tem
como saber se últimoACK/NAK foi recebidobem pelo remetente
3: Camada de Transporte 3-22
rdt2.2: um protocol sem NAKs
❒ mesma funcionalidadeque rdt2.1, só com ACKs
❒ ao invés de NAK,receptor envia ACK p/último pacote recebidobem
❍ receptor deve incluirexplicitamente no. de seqdo pacote reconhecido
❒ ACK duplicado noremetente resulta namesma ação que o NAK:retransmite pacote atual
!
3: Camada de Transporte 3-23
rdt3.0: canais com erros e perdas
Nova suposição: canalsubjacente tambémpode perder pacotes(dados ou ACKs)
❍ checksum, no. de seq.,ACKs, retransmissõespodem ajudar, mas nãoserão suficientes
P: como lidar com perdas?❍ remetente espera até ter
certeza que se perdeupacote ou ACK, e entãoretransmite
❍ eca!: desvantagens?
Abordagem: remetenteaguarda um tempo“razoável” pelo ACK
❒ retransmite e nenhum ACKrecebido neste intervalo
❒ se pacote (ou ACK) apenasatrasado (e não perdido):
❍ retransmissão seráduplicada, mas uso de no.de seq. já cuida disto
❍ receptor deve especificarno. de seq do pacote sendoreconhecido
❒ requer temporizador3: Camada de Transporte 3-24
rdt3.0: remetente
3: Camada de Transporte 3-25
rdt3.0 em ação
3: 3-26
rdt3.0 em ação
3: Camada de Transporte 3-27
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
❍ pac. de 1KB a cada 30 mseg -> vazão de 33kB/seg num enlacede 1 Gbps
❍ protocolo limita uso dos recursos físicos!
3: Camada de Transporte 3-28
Protocolos “dutados” (pipelined)Dutagem (pipelining): remetente admite múltiplos
pacotes “em trânsito”, ainda não reconhecidos❍ faixa de números de seqüência deve ser aumentada❍ buffers no remetente e/ou no receptor
❒ Duas formas genéricas de protocolos dutados:volta-N, retransmissão seletiva
3: Camada de Transporte 3-29
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”
❍ pode receber ACKs duplicados (veja receptor)❒ temporizador para cada pacote em trânsito❒ timeout(n): retransmite pacote n e todos os pacotes com no. de
seq maiores na janela3: Camada de Transporte 3-30
Volta-N: FSM estendida do remetente
3: Camada de Transporte 3-31
Volta-N: FSM estendida do receptor
receptor simples:❒ usa apenas ACK: sempre envia ACK para pacote
recebido bem com o maior no. de seq. em-ordem❍ pode gerar ACKs duplicados❍ só precisa se lembrar do expectedseqnum
❒ pacote fora de ordem:❍ descarta (não armazena) -> receptor não usa buffers!❍ manda ACK de pacote com maior no. de seq em-ordem
3: Camada de Transporte 3-32
Volta-Nem ação
3: Camada de Transporte 3-33
Retransmissão seletiva
❒ receptor reconhece individualmente todos ospacotes recebidos corretamente
❍ armazena pacotes no buffer, conforme precisa, paraposterior entrega em-ordem à camada superior
❒ remetente apenas re-envia pacotes para os quaisACK não recebido
❍ temporizador de remetente para cada pacote sem ACK❒ janela do remetente
❍ N nos. de seq consecutivos❍ outra vez limita nos. de seq de pacotes enviados, mas
ainda não reconhecidos
3: Camada de Transporte 3-34
Retransmissão seletiva: de
3: Camada de Transporte 3-35
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 baseda janela ao próx. no. deseq não reconhecido
pacote n em[rcvbase, rcvbase+N-1]
❒ envia ACK(n)❒ fora de ordem: buffer❒ em ordem: entrega (tb.
entrega pacotes em ordemno buffer), avança janelap/ próxima pacote aindanão recebido
pacote n em[rcvbase-N,rcvbase-1]
❒ ACK(n)senão:❒ ignora
receptorremetente
3: Camada de Transporte 3-36
Retransmissão seletiva em ação
3: Camada de Transporte 3-37
Retransmissãoseletiva: dilemaExemplo:❒ nos. de seq : 0, 1, 2, 3❒ tam. de janela =3
❒ receptor não vêdiferença entre osdois cenários!
❒ incorretamente passadados duplicados comonovos em (a)
Q: qual a relação entretamanho de no. de seqe tamanho de janela?
3: Camada de Transporte 3-38
TCP: Visão geral RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581
❒ transmissão full duplex:❍ fluxo de dados bi-
direcional na mesmaconexão
❍ MSS: tamanho máximo desegmento
❒ orientado a conexão:❍ handshaking (troca de
msgs de controle) iniciaestado de remetente,receptor antes de trocardados
❒ fluxo controlado:❍ receptor não será afogado
❒ ponto a ponto:❍ 1 remetente, 1 receptor
❒ fluxo de bytes, ordenados,confiável:
❍ não estruturado em msgs❒ dutado:
❍ tam. da janela ajustado porcontrole de fluxo econgestionamento do TCP
❒ buffers de envio e recepçãosocketdoor
TCPsend buffer
TCPreceive buffer
socketdoor
segment
3: Camada de Transporte 3-39
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)
de
(não !)
(como UDP)
3: Camada de Transporte 3-40
TCP: nos. de seq. e ACKsNos. de seq.:
❍ “número”dentro dofluxo de bytes doprimeiro byte dedados do segmento
ACKs:❍ no. de seq do próx.
byte esperado dooutro lado
❍ ACK cumulativoP: como receptor trata
segmentos fora daordem?
❍ R: espec do TCPomissa - deixado aoimplementador
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
3: Camada de Transporte 3-41
TCP: transferência confiável de dados
remetente simplificado,supondo:
waitfor
event
waitfor
event
event: data received from application above
timer timeout for # y
create, send segment
retransmit segment
ACK processing
•fluxo de dados uni-direcional•sem controle de fluxo,congestionamento
3: Camada de Transporte 3-42
TCP:transfer-ênciaconfiávelde dados
00 sendbase = número de seqüência inicial01 nextseqnum = número de seqüência inicial0203 loop (forever) { 04 switch(event) 05 event: dados recebidos da aplicação acima
de seqüência nextseqnum inicia temporizador para segmento nextseqnum
IP = + ( )
expirado temporizador y retransmite segmento de y
de temporização para segmento y reinicia temporizador para número de y
15 se (y > até16 nos
18 } para segmento já reconhecido
para y 21 if (número de ACKs duplicados recebidos para y == 3) { 22 /* TCP: retransmissão */ 23 de y 24 reinicia temporizador para número de y 25 }
fim de loop forever */
RemetenteTCPsimplificado
3: Camada de Transporte 3-43
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
3: Camada de Transporte 3-44
TCP: cenários de retransmissão
Estação A
Seq=92, 8 bytes de dados
ACK=100
perdatem
pori
zaçã
o
tempo cenário doACK perdido
Estação B
X
Seq=92, 8 bytes de dados
ACK=100
Host A
Seq=100, 20 bytes de dados
ACK=100
Tem
p.p/
Seq
=92
temporização prematura,ACKs cumulativos
Host B
Seq=92, 8 bytes de dados
ACK=120
Seq=92, 8 bytes de dados
Tem
p. p
/ Se
q=10
0
ACK=120
tempo
3: Camada de Transporte 3-45
remetente não esgotaria buffers do receptor por
transmitir muito, ou muito rápidamente
controle de fluxo
TCP: Controle de Fluxoreceptor: explicitamente
avisa o remetente daquantidade de espaçolivre disponível (mudadinamicamente)
❍ campo RcvWindowno segmento TCP
remetente: mantém aquantidade de dadostransmitidos, porémainda não reconhecidos,menor que o valor maisrecente de RcvWindow
buffering pelo receptor
RcvBuffer = tamanho do Buffer de recepção
RcvWindow = espaço vazio no Buffer
3: Camada de Transporte 3-46
TCP: Tempo de Resposta (RTT) eTemporizaçãoP: como escolher valor
do temporizadorTCP?
❒ maior que o RTT❍ note: RTT pode
variar❒ muito curto:
temporização prematura❍ retransmissões são
desnecessárias❒ muito longo: reação
demorada à perda desegmentos
P: como estimar RTT?❒ RTTamostra: tempo medido
entre a transmissão do segmentoe o recebimento do ACK
❍ ignora retransmissões,segmentos com ACKscumulativos
❒ RTTamostra vai variar, queremos“amaciador” de RTT estimado
❍ usa várias medições recentes,não apenas o valor corrente(RTTamostra)
3: Camada de Transporte 3-47
TCP: Tempo de Resposta (RTT) eTemporizaçãoRTT_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
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|
3: Camada de Transporte 3-48
TCP: Gerenciamento de Conexões
Lembrete: Remetente,receptor TCP estabelecem“conexão” antes de trocarsegmentos de dados
❒ inicializam variáveis TCP:❍ nos. de seq.❍ buffers, info s/ controle
de fluxo (p.ex. RcvWindow)❒ cliente: iniciador de conexão Socket clientSocket = new
Socket("hostname","portnumber");
❒ servidor: contactado porcliente
Socket connectionSocket =welcomeSocket.accept();
Inicialização em 3 tempos:Passo 1: sistema cliente envia
segmento de controle SYN do TCP
❍ especifica no. inicial de seq
Passo 2: sistema servidor recebeSYN, responde com segmento decontrole SYNACK
❍ reconhece SYN recebido❍ aloca buffers❍ especifica no. inicial de seq.
servidor-> receptor
3: Camada de Transporte 3-49
TCP: Gerenciamento de Conexões ( .)
Encerrando uma conexão:cliente fecha soquete:
clientSocket.close();
Passo 1: sistema cliente enviasegmento de controle FIN aoservidor
Passo 2: servidor recebe FIN,responde com ACK. Encerra aconexão, enviando FIN.
cliente
FIN
servidor
ACK
ACK
FIN
fechar
fechar
fechada
espe
ra
tem
pori
zada
3: Camada de Transporte 3-50
TCP: Gerenciamento de Conexões ( .)
Passo 3: cliente recebe FIN,responde com ACK.
❍ Entre em “esperatemporizada” -responderá com ACK aFINs recebidos
Step 4: servidor, recebeACK. Conexão encerrada.
Note: com pequenamodificação, conseguetratar de FINssimultâneos.
cliente
FIN
servidor
ACK
ACK
FIN
fechando
fechando
fechada
espe
rate
mpo
riza
da
fechada
3: Camada de Transporte 3-51
TCP Connection Management (cont)
Ciclo de vidade cliente TCP
Ciclo de vidade servidor TCP
3: Camada de Transporte 3-52
Princípios de Controle deCongestionamentoCongestionamento:❒ informalmente: “muitas fontes enviando muitos
dados muito rapidamente para a rede podertratar”
❒ differente de controle de fluxo!❒ manifestações:
❍ perda de pacotes (esgotamento de buffers em
❍ longos atrasos (enfileiramento nos buffers dos
❒ um dos 10 problemas mais importantes em redes!
3: Camada de Transporte 3-53
Causas/custos de congestionamento:
❒ dois remetentes,dois receptores
❒ um roteador,buffers infinitos
❒ semretransmissão
❒ grandesretardos qdo.congestionada
❒ vazão máximaalcançável
3: Camada de Transporte 3-54
Causas/custos de congestionamento:cenário 2
❒ Um roteador, buffers finitos❒ retransmissão pelo remetente de pacote
3: Camada de Transporte 3-55
Causas/custos de congestionamento:
❒ 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
>
λin
λout
“custos” de congestionamento:❒ mais (retransmissão) “ ”❒ retransmissões desnecessárias: enviadas múltiplas cópias do pacote
3: Camada de Transporte 3-56
Causas/custos de congestionamento:
❒ quatro remetentes❒ caminhos com múltiplos enlaces❒ temporização/retransmissão
λin
Q: what happens asand increase ?λ
in
3: Camada de Transporte 3-57
Causas/custos de congestionamento:
Outro “custo” de congestionamento:❒ quando pacote descartado, qq. capacidade de
transmissão já usada (antes do descarte) para essepacote foi desperdiçado!
3: Camada de Transporte 3-58
Abordagens de controle de congestionamento
Controle decongestionamentofim a fim :
❒ não tem realimentaçãoexplícita pela rede
❒ congestionamento inferidodas perdas, retardoobservados pelo sistematerminal
❒ abordagem usada por TCP
Controle decongestionamentocom apoio da rede:
❒ roteadores realimentam osnais
❍ bit único indicandocongestionamento(SNA, DECbit, TCP/IPECN, ATM)
❍ taxa explícita p/ enviopelo remetente
Duas abordagens amplas para controle decongestionamento:
3: Camada de Transporte 3-59
Estudo de caso: controle decongestionamento em ABR da ATM
ABR: available bit rate:❒ “serviço elástico”❒ se caminho do remetente
“sub-carregado”:❍ remetente deveria
usar banda disponível❒ se caminho do remetente
congestionado:❍ remetente reduzido à
taxa mínima garantida
células RM (resourcemanagement):
❒ enviadas pelo remetente,intercaladas com células de dados
❒ bits na célula RM iniciados porapoio da rede”)
❍ bit NI: não aumente a taxa(congestionamento moderado)
❍ bit CI: indicação decongestionamento
❒ células RM devolvidos aoremetente pelo receptor, semalteração dos bits
3: Camada de Transporte 3-60
Estudo de caso: controle decongestionamento em ABR da ATM
❒ Campo ER (explicit rate) de 2 bytes na célula RM❍ comutador congestionado pode diminuir valor ER na célula❍ taxa do remetente assim ajustada p/ menor valor possível entre
os comutadores do caminho❒ bit EFCI em células de dados ligado por comutador
❍ se EFCI ligado na célula de dados antes da célula RM, receptorliga bit CI na célula RM devolvida
3: Camada de Transporte 3-61
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:
throughput = w * MSS
RTT Bytes/sec
Congwin
3: Camada de Transporte 3-62
TCP: Controle de Congestionamento
❒ duas “fases”❍ partida lenta❍ evitar
congestionamento❒ variáveis importantes:
❍ Congwin
❍ threshold: definelimiar entre fases departida lenta, controlede congestionamento
❒ “sondagem” para bandautilizável:
❍ idealmente: transmitir omais rápido possível(Congwin o máximopossível) sem perderpacotes
❍ aumentar Congwin atéperder pacotes(congestionamento)
❍ perdas: diminuiCongwin, depois volta aà sondagem (aumento)novamente
3: Camada de Transporte 3-63
TCP: Partida lenta
❒ aumento exponencial (porRTT) no tamanho da janela(não muito lenta!)
❒ evento de perda:temporizador (Tahoe TCP)e/ou três ACKs duplicados(Reno TCP)
initializa: 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
3: Camada de Transporte 3-64
TCP: Evitar Congestionamento
/* partida lenta acabou *//* Congwin > threshold */Until (event de perda) { cada w segmentosreconhecidos: Congwin++ }threshold = Congwin/2Congwin = 1faça partida lenta
1
1: TCP Reno pula partida lenta (recuperaçãorápida) depois de três ACKs duplicados
Evitar congestionamento
3: Camada de Transporte 3-65
Justeza do TCPMeta de justeza: se N sessões
TCP compartilham o mesmoenlace de gargalo, cada umadeve ganhar 1/N dacapacidade do enlace
TCP congestionavoidance:
❒ AADM: aumentoaditivo, decrementomultiplicativo
❍ aumenta janela em 1por cada RTT
❍ diminui janela porfator de 2 numevento de perda
AADM
TCP conexão 1
Roteadorgargalo
capacidade R
TCP conexão 2
3: Camada de Transporte 3-66
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
1
Va
zã
o d
a c
on
ex
ão
2
evitar congestionamento: aumento aditivoperda: diminui janela por fator de 2
evitar congestionamento: aumento aditivoperda: diminui janela por fator de 2
3: Camada de Transporte 3-67
TCP: modelagem de latência
P: Quanto tempo custa parareceber um objeto de umservidor WWW depois deenviar o pedido?
❒ Estabelecimento de conexãoTCP
❒ retardo de transferência dedados
Notação, suposições:❒ Supomos um enlace entre cliente e
servidor de taxa R❒ Supomos: janela de
congestionamento fixo, Wsegmentos
❒ 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 janela3: Camada de Transporte 3-68
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
3: Camada de Transporte 3-69
TCP: modelagem de latência: partida lenta❒ Agora supomos que a janela cresce à la❒ Mostramos que a latência de um objeto de tamanho O é:
RS
RS
RTTPRO
RTTLatency 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 pararia se o objeto for de tamanho infinito.
- e K é o número de janelas que cobrem o objeto.
3: Camada de Transporte 3-70
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.
3: Camada de Transporte 3-71
TCP: modelagem de latência: partida lenta (cont.)
RS
RS
RTTPRTTRO
RSRTT
RSRTT
RO
stallTimeRTTRO
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2latency
1
1
1
−−+++=
−+++=
++=
−
=
=
∑
∑
windowth after the timestall 21
kRS
RTTRS k
=
−+
+−
ementacknowledg receivesserver until
segment send tostartsserver whenfrom time=+ RTTRS
window kth the transmit totime21
=−
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
3: Camada de Transporte 3-72
Capítulo 3: Sumário
❒ Princípios atrás dosserviços da camada detransporte:
❍ multiplexação/desmultiplexação
❍ transferência confiável dedados
❍ controle de fluxo❍ controle de congestionamento
❒ instanciação e implementação na
❍ UDP❍ TCP
Próximo capítulo:❒ saímos da “borda” da
rede (camadas deaplicação e transporte)
❒ entramos no “núcleo”darede