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1 Einführung Anwendungsschicht Transportschicht Netzwerkschicht Sicherungsschicht Physikalische Schicht Inhalt der Vorlesung [RN] Sommer 2012 Transportschicht 1

2 Einführung UDP Fehlerkontrolle TCP Transportschicht Stop-and-Wait Go-Back-N und Selective Repeat Leistungsanalyse Segmentformat Fehlerkontrolle Verbindungsauf- und -abbau Schätzung der RTT Fluss- und Überlastkontrolle Leistungsanalyse [RN] Sommer 2012 Transportschicht 2

3 Einführung Aufgabe der Transportschicht: Kommunikation zwischen Anwendungsprozessen = socket = process application P3 P1 P1 application P2 P4 application transport transport transport network network network link link link physical physical host 1 host 2 host 3 physical [RN] Sommer 2012 Transportschicht 3

4 Einführung mögliche Dienstmerkmale Fehlerkontrolle Bewahrung der Reihenfolge verbindungslos/verbindungsorientiert Fluss- und Überlastkontrolle Garantien für Dienstgüte (z.b. Bitrate, Verzögerung, Verlust) User Datagram Protocol (UDP) verbindungslos, keine Kontrollmechanismen, bewahrt nicht Reihenfolge Schnittstelle für einfache Paketvermittlung mittels IP, Verantwortung für Kontrollmechanismen bei Anwendung Transmission Control Protocol (TCP) verbindungsorientiert, Fehler-, Fluss-, Überlastkontrolle, keine Dienstgütegarantien bietet Abstraktion eines Bytestroms [RN] Sommer 2012 Transportschicht 4

6 Segment: source port: Quellportnummer (16 Bit) dest port: Zielportnummer (16 Bit) UDP length: Länge des gesamten Segments (16 Bit) checksum: Prüfsumme (16 Bit) für mögliche Fehlerkontrolle, Benutzung ist optional, bedeutet: ungenutzt Frage: wo befinden sich Quell- und Ziel-IP-Adresse? source port # dest port # length 32 bits Application data (message) checksum [RN] Sommer 2012 Transportschicht 6

7 UDP Multiplexen und Demultiplexen Multiplexen: Zusammenführen der Segmente verschiedener Anwendungsprozesse durch Transportschicht auf dem Quellhost Demultiplexen: Ausliefern der Segmente an die verschiedenen Anwendungsprozesse durch Transportschicht des Zielhosts Anwendungsprozess vereinbart mit Transportschicht auf Quellhost Quellportnummer (wird entweder durch Anwendung gewählt oder ein freier Port wird vom Betriebssystem geliefert) UDP auf dem Zielhost erkennt an Zielportnummer (und nur daran), zu welcher Anwendung das Segment geliefert werden soll ein Anwendungsprozess kann mehrere Sockets besitzen [RN] Sommer 2012 Transportschicht 7

8 UDP Multiplexen und Demultiplexen, Beispiel: P2 P3 P1 P1 SP: 6428 DP: 9157 SP: 6428 DP: 5775 SP: 9157 DP: 6428 SP: 5775 DP: 6428 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 8

9 UDP Berechnung der Prüfsumme Segment wird als Folge von Dualzahlen der Länge 16 Bit aufgefaßt diese werden in Einerkomplementarithmetik addiert -x entsteht aus x durch Invertierung aller Bits entsteht ein Übertrag, wird das Ergebnis inkrementiert das Ergebnis wird invertiert, dies ist die Prüfsumme der Sender berechnet die Prüfsumme und schreibt sie in das Segment der Empfänger berechnet in gleicher Weise die Prüfsumme und addiert in Einerkomplementarithmetik die aus dem Segment gelesene Prüfsumme falls kein Bitfehler vorliegt, ergibt sich als Ergebnis , die Einerkomplement-Repräsentation von 0 einzelne Bitfehler werden erkannt, doppelte nicht es gibt bessere Fehlererkennungsmechanismen [RN] Sommer 2012 Transportschicht 9

10 UDP Berechnung der Prüfsumme, Beispiel: Übertrag Summe Prüfsumme [RN] Sommer 2012 Transportschicht 10

11 UDP Pseudo-Header es ist in Wirklichkeit noch ein bißchen komplizierter... Pseudo-Header enthält Quell- und Ziel-IP-Adresse, Protokollnummer (17 für UDP) und Segmentlänge UDP des Senders schreibt zunächst 0 in das Checksum-Feld, erstellt einen Pseudo-Header und berechnet die Prüfsumme zusammen für das UDP- Segment und den Pseudo-Header diese Prüfsumme wird in das Checksum-Feld geschrieben dann wird das Segment und der Pseudo-Header an IP weitergereicht UDP des Empfängers erhält von IP das UDP-Segment und den Pseudo- Header, schreibt 0 in das Checksum-Feld und berechnet die Prüfsumme für Segment und Pseudo-Header Vorteil: die Kontrolle der Prüfsumme erkennt auch Fehler in den IP- Adressen, z.b. fehlgeleitete Segmente Nachteil: Verletzung des Schichtenprinzips (aber nur auf Endsystem) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 11

12 UDP Bitfehlerwahrscheinlichkeiten sei die Wahrscheinlichkeit eines einzelnen Bitfehlers p = 10-7 sei die Segmentlänge N = 10 4 Bits übliche vereinfachende Annahme (um überhaupt rechnen zu können): die Bitfehler der einzelnen Bits sind unabhängig voneinander Wahrscheinlichkeit für mindestens einen Bitfehler im Segment: 1-(1-p) N =0, = 10-3 Wahrscheinlichkeit für zwei Bitfehler im Segment: Anzahl Paare: N 1 i= 1 i = (N 1) N / 2 = 1) 10 / 2 10 Wahrscheinlichkeit, daß ein bestimmtes Paar fehlerhaft ist: Wahrscheinlichkeit, daß ein beliebiges Paar fehlerhaft ist: /2 = 10-6 /2 wie lange dauert es im Mittel, bis ein Segment mit zwei Bitfehlern auftritt bei a) 10 Mbps und b) 10 Gbps? ( / 2 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 12

14 Fehlerkontrolle Host A Host B Sendeprozeß Empfangsprozeß unzuverlässiger Kanal Rauschen, Pufferüberläufe, Ausfälle von Komponenten verursachen Bitfehler und Paketverluste kann durch Protokoll mit Fehlererkennung, Bestätigungen und Sendewiederholungen ausgeglichen werden [RN] Sommer 2012 Transportschicht 14

15 Fehlerkontrolle Host A Host B Sendeprozeß Empfangsprozeß reliable data transfer protocol rdt_send(data) udt_send(pkt) udt_rcv(ack) rdt_rcv(data) reliable data transfer protocol udt_rcv(pkt) udt_send(ack) unzuverlässiger Kanal Bitfehler, Paketverlust [RN] Sommer 2012 Transportschicht 15

16 Fehlerkontrolle 3 grundlegende Protokolle für zuverlässigen Transport Stop-and-Wait Sender fügt zur Fehlererkennung Prüfsumme oder besser Cyclic Redundancy Check (CRC) zu Empfänger schickt Bestätigung (acknowledgment, ACK) wenn diese nach einem Timeout nicht eintrifft, wird das Paket erneut gesendet dadurch können evtl. Duplikate gesendet werden, um diese zu erkennen, benötigt man noch Sequenznummern (SQN) bei großem Bandbreiten-Verzögerungsprodukt: Sender ist die meiste Zeit blockiert, ineffizient Schiebefensterprotokolle (sliding window protocols) mehrere Pakete auf einmal senden, um Kanal zu füllen Go-Back-N und Selective Repeat unterscheiden sich bei Timeout, Bestätigungen, Sendewiederholung [RN] Sommer 2012 Transportschicht 16

18 Stop-and-Wait wie funktioniert nun Stop-and-Wait genau? zunächst eine informelle Beschreibung: Verhalten des Senders 1. sende Paket mit aktueller SQN und starte Timer 2. wenn ein ACK ohne Bitfehler und mit aktueller SQN vor Ablauf des Timeouts zurückkommt, inkrementiere SQN und gehe zu 1 3. wenn der Timeout abläuft, sende das Paket erneut, starte den Timer erneut und gehe zu 2 Verhalten des Empfängers wenn Paket ohne Bitfehler und mit aktueller SQN ankommt, sende ACK mit aktueller SQN und inkrementiere SQN, sonst sende das letzte ACK erneut [RN] Sommer 2012 Transportschicht 18

19 Stop-and-Wait Beschreibung durch UML-Statecharts ein Statechart befindet sich immer in einem Zustand, der schwarze Punkt kennzeichnet den initialen Zustand ein Zustandsübergang findet statt, wenn das Ereignis ausgelöst wurde und die Bedingung erfüllt ist wenn ein Zustandsübergang stattfindet, wird die Aktion durchgeführt zur Steigerung der Flexibilität gibt es auch Variablen Ereignis[Bedingung]/Aktion /Aktion Zustand 1 Zustand 2 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 19

20 Stop-and-Wait Bemerkungen zu den Statecharts Statecharts stellen eine Variante von endlichen Automaten dar Ereignisse, Bedingungen und Aktionen werden oft durch Pseudocode beschrieben, man erhält eine halbformale Beschreibung das Verhalten von Protokollen wird oft durch solche oder ähnliche Automaten dargestellt es gibt auch Werkzeuge, die dies unterstützen: Protokolle können so spezifiziert werden und daraus der Code generiert werden sowie Analysen, Simulationen und Tests durchgeführt werden man kann daraus gut Implementierungen ableiten: eine große Fallunterscheidung für die möglichen Ereignisse in den verschiedenen Zuständen hier werden Statecharts einfach zur genauen Darstellung des Stop-and- Wait-Protokolls und später von weiteren Protokollen verwendet die Darstellung ist durch Kurose/Ross motiviert, unterscheidet sich aber von den Automaten in dem Buch [RN] Sommer 2012 Transportschicht 20

21 Stop-and-Wait Sender: /SQN=1 udt_rcv(ack)/ data rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ ACK udt_rcv(ack) [biterror(ack) SQN(ACK) SQN]/ timeout/ udt_send(pkt); start_timer [RN] Sommer 2012 Transportschicht 21

22 Stop-and-Wait Empfänger: /SQN=1 packet udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 22

23 Stop-and-Wait: normaler Ablauf /SQN=1 data rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [biterror(ack) SQN(ACK) SQN)]/ udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket /SQN=1 udt_rcv(ack)/ udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ timeout/ udt_send(pkt); start_timer udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) SQN =? SQN =? time [RN] Sommer 2012 Transportschicht 23

24 Stop-and-Wait: normaler Ablauf /SQN=1 data rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket /SQN=1 udt_rcv(ack)/ udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ timeout/ udt_send(pkt); start_timer udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) SQN = 1 SQN = 1 time [RN] Sommer 2012 Transportschicht 24

31 Stop-and-Wait: Paketverlust /SQN=1 data rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket /SQN=1 udt_rcv(ack)/ udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ timeout/ udt_send(pkt); start_timer udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) SQN = 2 SQN = 2 time [RN] Sommer 2012 Transportschicht 31

39 Stop-and-Wait: Verlust eines ACKs /SQN=1 data rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket /SQN=1 udt_rcv(ack)/ udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ timeout/ udt_send(pkt); start_timer udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) SQN = 3 SQN = 3 time [RN] Sommer 2012 Transportschicht 39

44 Stop-and-Wait: Verlust eines ACKs /SQN=1 data udt_rcv(ack)/ rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ timeout/ udt_send(pkt); start_timer udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) /SQN=1 SQN = 3 SQN = 4 time [RN] Sommer 2012 Transportschicht 44

45 Stop-and-Wait: Verlust eines ACKs /SQN=1 data udt_rcv(ack)/ rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ timeout/ udt_send(pkt); start_timer udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) /SQN=1 Duplikat! SQN = 3 SQN = 4 time [RN] Sommer 2012 Transportschicht 45

49 Stop-and-Wait: verzögertes ACK /SQN=1 data rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket /SQN=1 udt_rcv(ack)/ udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ timeout/ udt_send(pkt); start_timer udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) SQN = 4 SQN = 4 time [RN] Sommer 2012 Transportschicht 49

54 Stop-and-Wait: verzögertes ACK /SQN=1 data rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket /SQN=1 udt_rcv(ack)/ udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ timeout/ udt_send(pkt); start_timer time udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) SQN = 4 SQN = 5 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 54

55 Stop-and-Wait: verzögertes ACK /SQN=1 data udt_rcv(ack)/ rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ timeout/ udt_send(pkt); start_timer time udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) SQN = 4 SQN = 5 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 55 /SQN=1 Duplikat!

58 Stop-and-Wait: verzögertes ACK /SQN=1 data udt_rcv(ack)/ rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ timeout/ udt_send(pkt); start_timer udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) /SQN=1 Duplikat! SQN = 5 SQN = 5 time [RN] Sommer 2012 Transportschicht 58

60 Stop-and-Wait: verzögertes ACK /SQN=1 data rdt_send(data)/ pkt=pkt(sqn,data,crc); udt_send(pkt); start_timer ACK udt_rcv(ack) [biterror(ack) v SQN(ACK) SQN)]/ udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=SQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(SQN,CRC); udt_send(ack); SQN++ paket /SQN=1 udt_rcv(ack)/ udt_rcv(ack) [ biterror(ack) SQN(ACK)=SQN]/ stop_timer; SQN++ timeout/ udt_send(pkt); start_timer time udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) v SQN(pkt) SQN]/ udt_send(ack) Duplikat! SQN = 5 SQN = 5 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 60

61 Sequenznummerraum Stop-and-Wait die Repräsentation der Sequenznummern ist endlich: ein Feld mit n Bits ermöglicht 2 n Sequenznummern Wiederverwendung durch zyklisches Durchlaufen für Stop-and-Wait ist ein Bit zur Darstellung von 2 Sequenznummern ausreichend: 0 und 1 Stop-and Wait mit 0 und 1 als Sequenznummern heißt auch Alternating-Bit-Protokoll [RN] Sommer 2012 Transportschicht 61

63 Go-Back-N und Selective Repeat Um die Ineffizienz von Stop-and-Wait zu vermeiden, senden Schiebefensterprotokolle mehrere Pakete, bevor die Bestätigung zurückkommt: Datenpakete Datenpakete ACKs Stop-and-Wait Schiebefensterprotokoll [RN] Sommer 2012 Transportschicht 63

64 Überblick über Go-Back-N Go-Back-N der Sender darf mehrere Pakete (bis zu einer Maximalzahl) vor Erhalt eines ACKs senden er startet beim Senden des ersten Pakets einen Timer er puffert die unbestätigten Pakete wenn der Timer abläuft, werden alle unbestätigten Paket erneut gesendet der Empfänger schickt kumulative ACKs: ein ACK mit einer SQN bedeutet, daß alle Pakete bis zu der SQN erfolgreich empfangen wurden der Empfänger akzeptiert nur Pakete in der richtigen Reihenfolge und benötigt keinen Puffer [RN] Sommer 2012 Transportschicht 64

65 Go-Back-N Sendepuffer nextsqn base base+w-1 base: SQN des ältesten unbestätigten Pakets nextsqn: SQN des nächsten zu verschickenden Pakets W: Fenstergröße, Anzahl der Pakete, die Sender vor Erhalt eines ACKs senden darf das Fenster [base, base+w-1] wird beim Ablauf des Protokolls von links nach rechts verschoben, wegen der kumulativen ACKs hat es immer folgende Struktur: [base, nextsqn-1]: versendete unbestätigte Pakete [nextsqn, base+w-1]: bisher ungesendete Pakete, die vor Erhalt eines ACKs noch gesendet werden dürfen [RN] Sommer 2012 Transportschicht 65

66 Go-Back-N Informelle Beschreibung des Protokolls Verhalten des Senders 1. wenn Daten zum Senden und Platz im Fenster: sende Paket mit nextsqn und inkrementiere nextsqn; wenn es das erste Paket im Fenster ist, starte Timer 2. wenn ein ACK ohne Bitfehler und mit SQN im Fenster zurückkommt, schiebe das Fenster bis zu dieser SQN; wenn das Fenster leer ist, stoppe den Timer, sonst starte den Timer neu 3. wenn der Timeout abläuft, sende alle unbestätigten Pakete des Fensters erneut, starte den Timer erneut Verhalten des Empfängers wenn Paket ohne Bitfehler und mit aktueller SQN ankommt, sende ACK mit aktueller SQN und inkrementiere SQN, sonst sende das letzte ACK erneut (wie bei Stop-and-Wait) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 66

67 Go-Back-N Beschreibung durch Statecharts neues Element: Verzweigung [Bedingung1]/Aktion1 [Bedingung2]/Aktion2 Zustand, in dem keine Zeit verbracht wird ( Pseudozustand ) abgehende Zustandsübergänge werden mittels Bedingungen gewählt, auslösende Ereignisse sind hier nicht möglich [RN] Sommer 2012 Transportschicht 67

68 Go-Back-N: Sender [nextsqn base+w]/ signal refusal to upper layer [nextsqn<base+w]/ pkt[nextsqn]=pkt(nextsqn,data,crc); udt_send(pkt[nextsqn]); if base=nextsqn start_timer; nextsqn++ /base=1; nextsqn=1 udt_rcv(ack) [biterror(ack) SQN(ACK))<base nextsqn SQN(ACK)]/ wait rdt_send(data) timeout/ udt_send(pkt[base]); udt_send(pkt[base+1]); udt_send(pkt[nextsqn-1]); start_timer udt_rcv(ack) [ biterror(ack) base SQN(ACK)<nextSQN]/ base=sqn(ack)+1; if base=nextsqn stop_timer else start_timer [RN] Sommer 2012 Transportschicht 68

69 Go-Back-N: Empfänger /expectedsqn=1; ACK=ACK(0,CRC) packet udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt)=expectedSQN]/ data=extractdata(pkt); rdt_rcv(data); ACK=ACK(expectedSQN,CRC); udt_send(ack); expectedsqn++ udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) SQN(pkt) expectedsqn]/ udt_send(ack) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 69

70 Go-Back-N: normaler Ablauf am Anfang Paket 1 gesendet Paket 2 gesendet Paket 3 gesendet, Sender blockiert ACK 1 empfangen ACK 2 empfangen Paket 1 übergeben Paket 2 übergeben Paket 3 übergeben Paket 4 gesendet [RN] Sommer 2012 Transportschicht 70

71 Go-Back-N: Paketverlust Paket 1 übergeben Timer neu starten Ablauf des Timers, alle unbestätigten Pakete erneut senden Paket 2 übergeben Paket 3 übergeben Paket 4 übergeben [RN] Sommer 2012 Transportschicht 71

72 Go-Back-N: Verlust und Verspätung von ACKs Paket 1 übergeben Paket 2 übergeben Paket 3 übergeben kumulatives ACK gleicht Verlust und Verspätung aus [RN] Sommer 2012 Transportschicht 72

73 Selective Repeat Überblick über Selective Repeat der Sender darf wieder mehrere Pakete (bis zu einer Maximalzahl) vor Erhalt eines ACKs senden er startet beim Senden jedes Pakets einen Timer er puffert die unbestätigten Pakete wenn der Timer für ein Paket abläuft, wird dieses Paket erneut gesendet der Empfänger schickt selektive ACKs: ein ACK mit einer SQN bedeutet nur, daß das Paket mit der SQN erfolgreich empfangen wurde der Empfänger benötigt einen Puffer zum Ausgleich von Lücken beim Empfang [RN] Sommer 2012 Transportschicht 73

74 Selective Repeat: Sende- und Empfängerpuffer nextsqn Sendeseite: Empfängerseite: base base+w-1 base base+w-1 base, nextsqn, W: wie bei Go-Back-N das Fenster auf Sendeseite enthält versendete unbestätigte, versendete bestätigte und ungesendete Pakete der Empfänger puffert die empfangenen Pakete das Fenster auf Empfängerseite enthält empfangene Pakete und Lücken und Platz für unempfangene Pakete [RN] Sommer 2012 Transportschicht 74

75 Selective Repeat Informelle Beschreibung des Protokolls Verhalten des Senders 1. wenn Daten zum Senden und Platz im Fenster: sende Paket, starte Timer für dieses Paket und inkrementiere nextsqn 2. wenn ein ACK ohne Bitfehler und mit SQN im Fenster zurückkommt, markiere das Paket mit SQN als bestätigt, schiebe das Fenster bis zur nächsten Lücke 3. wenn der Timeout für das Paket mit SQN abläuft, sende dieses Paket erneut, starte den Timer für dieses Paket erneut Verhalten des Empfängers wenn Paket ohne Bitfehler und mit SQN im Fenster ankommt, sende ACK mit dieser SQN, puffere das Paket und schiebe das Fenster bis zur nächsten Lücke wenn Paket mit SQN aus vorigem Fenster ankommt, sende das ACK hierfür erneut [RN] Sommer 2012 Transportschicht 75

76 Selective Repeat: Sender [nextsqn base+w]/ signal refusal to upper layer [nextsqn<base+w]/ pkt[nextsqn]=pkt(nextsqn,data,crc); udt_send(pkt[nextsqn]); start_timer[nextsqn]; nextsqn++ /base=1; nextsqn=1 rdt_send(data) udt_rcv(ack) [biterror(ack) SQN(ACK)<base nextsqn SQN(ACK)]/ wait timeout[sqn]/ udt_send(pkt[sqn]); start_timer[sqn] udt_rcv(ack) [ biterror(ack) base SQN(ACK)<nextSQN]/ SQN=SQN(ACK); mark pkt[sqn] as received; if SQN=base move base to next unacked packet; stop_timer[sqn] [RN] Sommer 2012 Transportschicht 76

77 Selective Repeat: Empfänger /base=1 packet udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt) in [base,base+w-1]]/ data=extractdata(pkt); buffer data; if SQN(pkt)=base base=lowest unrcvd sequence number; deliver all data until base-1; ACK=ACK(SQN(pkt),CRC); udt_send(ack) udt_rcv(pkt) [biterror(pkt) SQN(pkt) not in [base-w,base-1]/ udt_rcv(pkt) [ biterror(pkt) SQN(pkt) in [base-w,base-1]]/ ACK=ACK(SQN(pkt),CRC); udt_send(ack) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 77

78 Selective Repeat: normaler Ablauf [RN] Sommer 2012 Transportschicht 78

79 Selective Repeat: Paketverlust [RN] Sommer 2012 Transportschicht 79

80 Selective Repeat: Verlust eines ACKs [RN] Sommer 2012 Transportschicht 80

81 Selective Repeat Sequenznummerraum bei Schiebefensterprotokollen endliches Sequenznummerfeld mit m Werten zyklisches Durchlaufen: Wiederverwendung von SQN unterschiedliche Pakete mit gleicher SQN müssen unterschieden werden hinreichende Bedingungen dafür: falls Empfangsfenstergröße = 1: W < m falls Sendefenstergröße = Empfangsfenstergröße = W > 1: W < (m+1)/2 Beispiel für zu kleinen Sequenznummerraum m = 4 Sequenznummern, Fenstergröße W = 3 W > (m+1)/2 Empfänger kann nicht unterscheiden, ob Paket 0 alt oder neu ist, siehe nächste Seite [RN] Sommer 2012 Transportschicht 81

82 Selective Repeat zwei mögliche Abläufe für m=4 und W=3, die für den Empfänger nicht unterscheidbar sind und zu unterschiedlichen Ergebnissen führen: hier wird altes Paket 0 fälschlicherweise für neu gehalten hier wird neues Paket 0 korrekterweise für neu gehalten [RN] Sommer 2012 Transportschicht 82

83 Vergleich von Go-Back-N und Selective Repeat Vorteile Go-Back-N kumulative ACKs gleichen ACK-Verluste und -Verspätungen schnell aus, ohne daß die Pakete erneut gesendet werden müssen der Sender benötigt nur einen Timer der Empfänger benötigt keinen Puffer Sender und Empfänger können einfacher realisiert werden, weil keine Lücken in den Fenstern beachtet werden müssen Vorteil Selective Repeat weniger Wiederholungen von Sendungen, weil nur wirklich fehlerhafte oder verlorengegangene Pakete erneut gesendet werden [RN] Sommer 2012 Transportschicht 83

85 Leistungsanalyse Fragen wann tritt bei Stop-and-Wait eine Senderblockade ein und wie stark wird der mögliche Durchsatz verkleinert? wie groß muß bei Schiebefensterprotokollen das Fenster sein, um den Kanal zu füllen? ist Go-Back-N oder Selective Repeat effizienter? im folgenden analytische Betrachtung aus W. Stallings: Computer Networking with Internet Protocols and Technology, Pearson Education, 2004 und W. Stallings: High-Speed Networks, TCP/IP and ATM Design Principles, Prentice Hall, 1998 Beispiel für typische Leistungsanalyse von Kommunikationssystemen einige vereinfachende Annahmen sind nötig, um rechnen zu können die mathematischen Ausdrücke sind gar nicht so schlimm bei Go-Back-N benötigen wir die meisten Vereinfachungen und schwierigsten Ausdrücke noch genauere Untersuchungen sind mit Simulation möglich [RN] Sommer 2012 Transportschicht 85

86 Produkt aus Bitrate und Verzögerung Eine Erinnerung (siehe Kapitel 1) Kanalpuffergröße in Paketen mit Paketgröße L: R D d / v a = = = L L /R Ausbreitungsverzögerung Paketsendezeit = Anzahl gesendeter Pakete während sich das erste Bit vom Sender zum Empfänger ausbreitet = Kanalpuffergröße in Paketen [RN] Sommer 2012 Transportschicht 86

87 Leistungsanalyse: Stop-and-Wait Stop-and-Wait ohne Fehler Vernachlässigung der ACK-Sendezeit und Bearbeitungszeiten (sinnvolle vereinfachende Annahme für diese Berechnungen) L/R 2D L/R 2D pro Zeit gesendete Bits: Durchsatz = L L /R + 2D normiert durch die Bitrate (gut für Vergleich bei verschiedenen Bitraten, vergleiche auch mit vorletzter Folie): normierter Durchsatz = S L = L /R + 2D 1 R 1 = 1 + 2RD /L 1 = 1 + 2a S = a schlechter Durchsatz für große a (Kanal kann nicht gefüllt werden) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 87

88 Leistungsanalyse: Stop-and-Wait Stop-and-Wait mit Fehlern Sendewiederholung nach einem Fehler (Timeout oder fehlerhaftes ACK) Annahme: Fehler treten unabhängig voneinander mit Wahrscheinlichkeit p auf (schon wieder eine Vereinfachung!) Timeout = 2D N ist die mittlere Anzahl, mit der jedes Paket gesendet werden muß, dann: Durchsatz = L N (L /R + 2D) L /R S = N (L /R + 2D) = 1 N (1+ 2RD /L) = 1 N (1+ 2a) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 88

89 Leistungsanalyse: Stop-and-Wait Berechnung von N: die Wahrscheinlichkeit, daß ein Paket i-mal gesendet werden muß, ist gleich der Wahrscheinlichkeit von i-1 fehlerhaften Sendungen gefolgt von einem fehlerfreien Senden Pr[i Sendeversuche] = p i-1 (1-p) dies ist die geometrische Verteilung, Erwartungswert: N = E[Sendeversuche] = = using i= 1 i p i= 1 ix i 1 i 1 (1 p) = (1 1 = (1 X ) i Pr[ i Sendeversuche] p) = (1 < 1) Einsetzen liefert den normalisierten Durchsatz: 2 i= 1 i= 1 i p for ( 1 < X i 1 1 p) (1 p) 2 1 = 1 p 1 p S = schlechter Durchsatz für große a und p 1+ 2a [RN] Sommer 2012 Transportschicht 89

90 Leistungsanalyse: Stop-and-Wait Normierter Durchsatz von Stop-and-Wait als Funktion von a: für große a fällt der Durchsatz ab, für größere p ist der Durchsatz ebenfalls kleiner [RN] Sommer 2012 Transportschicht 90

91 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Schiebefensterprotokolle ohne Fehler für Fenstergröße mit W Paketen der Länge L Fall 1: das Fenster ist groß genug, um zu senden, bis ACK zurückkommt: L / R + 2D W = 1+ 2a L / R W L 1 S = = 1 W L /R R Fall 2: das Fenster ist nicht groß genug W < 1+ S 2a 1 S = W = 1+ 2a W L 1 W = L /R + 2D R 1+ 2a W W 1+ < 1+ 2a 2a [RN] Sommer 2012 Transportschicht 91

92 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Zeitablauf beim Schiebefensterprotokoll t=0 A B 1 A pkt 1 B 2 a a+1 2a+1 A A pkt 2 pkt 1... pkt a pkt (a-1) pkt 2 pkt 1 A... A pkt (a+1) pkt a pkt 3 pkt 2... pkt (2a+1) pkt (2a) pkt (a+3) pkt (a+2) A W > 2a + 1 A B B B B [RN] Sommer 2012 Transportschicht 92

93 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle t=0 1 a a+1 W 2a+1 A A A pkt 1... pkt a pkt (a-1) pkt 2 pkt 1 pkt (a+1) pkt a pkt 3 pkt 2 A... A A A... pkt W pkt (W-1) pkt (W-a+2) pkt (W-a+1) A pkt W... pkt (a+2) A B B B B B B W < 2a + 1 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 93

94 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Normierter Durchsatz von Schiebefensterprotokollen als Funktion von a: eine Fenstergröße W reicht bis zu einer maximalen Größe a = (W-1)/2, um den Kanal zu füllen, danach sinkt der Durchsatz [RN] Sommer 2012 Transportschicht 94

95 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Selective Repeat mit Fehlern Annahme: unabhängige Fehler mit Wahrscheinlichkeit p N = E[Sendeversuche] = 1/(1-p) der Durchsatz im fehlerfreien Fall muß durch N geteilt werden: S = 1 1 = = 1 p N 1 /(1 p) W W = N (1 + 2a) 1 /(1 p) (1 + 2a) = W(1 p) 1 + 2a W W 1 + < 1 + 2a 2a S = 1 p W(1 p) 1 + 2a W W 1 + < 1 + 2a 2a [RN] Sommer 2012 Transportschicht 95

96 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 96 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Go-back-N mit Fehlern jeder Fehler erfordert eine Sendewiederholung von K Paketen Annahme: im Fehlerfall ist das Fenster gefüllt und alle Pakete des Fensters müssen erneut gesendet werden, dann: wenn das fehlerhafte Paket i-mal gesendet wird, müssen insgesamt 1+(i-1)K = (1-K)+Ki Pakete gesendet werden + < + + = 2a 1 W W 2a 1 W 2a 1 K = = = = < < = + = + = + = + = + = ) 1 for ( 1 1 using ) (1 1 ) (1 ) (1 1 ) )(1 (1 ) (1 ) )(1 (1 ) (1 ) ) ((1 N i i i i i i i i X X X p Kp p p K K p p K p p K p i p K p p K p p Ki K

97 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle mit K erhalten wir: N = 1 p + Kp 1 p 1 p + Kp 1 p = = 1 p + (1+ 2a)p 1 p 1 p + Wp 1 p = 1+ 2ap 1 p W W 1+ 2a < 1+ 2a Division des Durchsatzes ohne Fehler durch N ergibt: S = 1 1 p = N 1 + 2ap W = N (1 + 2a) (1 p W(1 p) + Wp) (1 + 2a) W W 1 + < 1 + 2a 2a S = 1 p 1 + 2ap W(1 p) (1 p + Wp) (1 + 2a) W W 1 + < 1 + 2a 2a [RN] Sommer 2012 Transportschicht 97

98 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Normierter Durchsatz von G-Back-N und Selective Repeat als Funktion von a, p = 10-3 : erst für größere Fenster ergibt sich ein spürbarer Vorteil von Selective Repeat [RN] Sommer 2012 Transportschicht 98

99 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Normierter Durchsatz von G-Back-N und Selective Repeat als Funktion von a, p = 10-2 : durch die höheren Verluste wird der der Vorteil von Selective Repeat jetzt auch bei kleineren Fenstergrößen sichtbar [RN] Sommer 2012 Transportschicht 99

100 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Normierter Durchsatz von G-Back-N und Selective Repeat als Funktion von a, p = 10-1 : der Vorteil von Selective Repeat ist bei so vielen Verlusten deutlich [RN] Sommer 2012 Transportschicht 100

101 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Normierter Durchsatz von G-Back-N und Selective Repeat als Funktion von W, p = 10-3 : für große a und große Fenster gibt es einen erheblichen Unterschied zwischen Go-Back-N und Selective Repeat [RN] Sommer 2012 Transportschicht 101

102 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Normierter Durchsatz von G-Back-N und Selective Repeat als Funktion von W, p = 10-2 : der Unterschied wird deutlicher [RN] Sommer 2012 Transportschicht 102

103 Leistungsanalyse: Schiebefensterprotokolle Normierter Durchsatz von G-Back-N und Selective Repeat als Funktion von W, p = 10-1 : und noch deutlicher [RN] Sommer 2012 Transportschicht 103

105 TCP Transmission Control Protocol Das verbreitete zuverlässige Transportprotokoll im Internet RFCs 793, 1122, 1323, 2018, 2581 Punkt-zu-Punkt: ein Sender, ein Empfänger Reihenfolgebewahrender Bytestrom Fensterbasierte Fehlerkontrolle Vollduplex: 2 entgegengesetzte Datenströme Verbindungsorientiert: Auf- und Abbau einer Verbindung Flusskontrolle: Mechanismus, um Überschreitung der Kapazität des Empfängers zu verhindern Überlastkontrolle: Mechanismus, um Überlastung des Netzes zu verhindern [RN] Sommer 2012 Transportschicht 105

107 TCP: Segmentformat sequence number: Nummer des ersten Bytes des Segments im Bytestrom ack. number: Nummer des nächsten erwarteten Bytes im Bytestrom Flags mit Steuerinformation: URG (urgent pointer gültig) ACK (ACK gültig) PSH (Push Segment) RST (Verbindung zurücksetzen) SYN (synchronisiere Verbindung) FIN (beende Verbindung) AdvertizedWindow: Fenstergröße für Flußsteuerung checksum: Prüfsumme (wie UDP) source port # dest port # head len 32 bits sequence number acknowledgment number not used U A P R S F checksum AdvertizedWindow Urg data pnter Options (variable length) application data (variable length) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 107

108 TCP Multiplexen und Demultiplexen TCP-Verbindung eindeutig gekennzeichnet durch 4-Tupel Quell-IP-Adresse Ziel-IP-Adresse Quellportnummer Zielportnummer über einen Port können also viele TCP-Verbindungen laufen (z.b. Port 80 für Web-Server) Pseudo-Header wie in UDP, einschließlich Prüfsummenberechnung [RN] Sommer 2012 Transportschicht 108

109 TCP Multiplexen und Demultiplexen, Beispiel: P1 P4 P5 P6 P2 P1 P3 SP: 5775 DP: 80 S-IP: B D-IP:C SP: 9157 DP: 80 SP: 9157 DP: 80 A S-IP: A C S-IP: B B D-IP:C D-IP:C [RN] Sommer 2012 Transportschicht 109

111 Fehlerkontrolle in TCP TCP: Fehlerkontrolle Mischform von Go-Back-N und Selective Repeat und weiterer Elemente Puffer auf Sender- und Empfängerseite ein Timer kumulative ACKs Sequenz- und ACK-Nummern beziehen sich nicht auf Pakete Sequenznummer = Position des ersten Bytes des Segments im Bytestrom ACK-Nummer = Position des nächsten erwarteten Bytes im Bytestrom diverse Implementierungsoptionen, im Folgenden wird eine vereinfachte Standardform beschrieben, wer mehr Einzelheiten verstehen möchte, sollte die RFCs lesen außerdem wird im Folgenden wegen der Übersichtlichkeit die Behandlung von Bitfehlern nicht beschrieben, sie können genauso wie bei Go-Back-N oder Selective Repeat behandelt werden [RN] Sommer 2012 Transportschicht 111

112 TCP: Fehlerkontrolle Überblick über die Fehlerkontrolle bei TCP der Sender darf mehrere Segmente vor Erhalt eines ACKs senden (bis zu einer von verschiedenen Mechanismen abhängigen maximalen Gesamtzahl von Bytes) er startet beim Senden des ersten Segments eines Fensters einen Timer er puffert die unbestätigten Segmente wenn der Timer abläuft, wird das erste unbestätigte Segment des Fensters erneut gesendet der Empfänger schickt kumulative ACKs mit der Position des ersten noch nicht empfangenen Bytes das Fenster wird auf Sender- und Empfängerseite immer bis zur nächsten Lücke geschoben [RN] Sommer 2012 Transportschicht 112

113 TCP: Fehlerkontrolle Sende- und Empfängerfenster nextsqn Sendeseite: Empfängerseite: base base+w base base+w base: erstes Byte des Fensters base+w: erstes Byte außerhalb des Fensters nextsqn: erstes Byte des nächsten noch nicht gesendeten Segments das Fenster auf Sendeseite enthält versendete unbestätigte und ungesendete Pakete das Fenster auf Empfängerseite enthält empfangene Pakete und Lücken und Platz für unempfangene Pakete [RN] Sommer 2012 Transportschicht 113

114 TCP: Fehlerkontrolle Informelle Beschreibung des Protokolls Verhalten des Senders 1. wenn Daten zum Senden und Platz im Fenster: erstelle Segment mit nextsqn und sende es mit IP, erhöhe nextsqn um Länge der Daten; wenn es das erste Paket im Fenster ist, starte Timer 2. wenn ein ACK mit ACK-Nr. im Fenster zurückkommt, schiebe das Fenster bis zu dieser ACK-Nr.; wenn das Fenster leer ist, stoppe den Timer, sonst starte den Timer neu 3. wenn der Timeout abläuft, sende das erste unbestätigte Paket des Fensters erneut, starte den Timer erneut [RN] Sommer 2012 Transportschicht 114

115 TCP: Fehlerkontrolle Verhalten des Empfängers wenn ein Segment ankommt und SQN = Fensteranfang ist und alle vorherigen Segmente bereits bestätigt sind: schiebe Fensteranfang bis zum nächsten erwarteten Byte und warte ein Timeout (500 ms), wenn bis dahin kein neues Segment ankommt, schicke ein ACK mit dem Fensteranfang (delayed ACK) SQN = Fensteranfang ist und ein vorheriges Segment noch nicht bestätigt wurde, schiebe Fensteranfang bis zum nächsten erwarteten Byte und schicke sofort ein kumulatives ACK mit dem Fensteranfang SQN > Fensteranfang ist, puffere die Daten und schicke sofort ein kumulatives ACK mit dem Fensteranfang es eine Lücke teilweise oder ganz füllt, puffere die Daten, schiebe Fensteranfang bis zum nächsten erwarteten Byte und schicke sofort ein kumulatives ACK mit dem Fensteranfang [RN] Sommer 2012 Transportschicht 115

116 TCP: Fehlerkontrolle Beschreibung durch Statecharts neues Element: zusammengefaßte Zustände zusammengefaßter Zustand Zustand 1 Zustand 2 grafische Vereinfachung: Zustandsübergänge, die an einem zusammengefaßten Zustand beginnen (enden), gelten für jeden inneren Zustand Zustandsübergänge können auch direkt an inneren Zuständen beginnen (enden) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 116

117 TCP: Sender [nextsqn base+w]/ signal refusal to application /base=1; nextsqn=initialsqn [nextsqn<base+w]/ segment[nextsqn]= TCPsegment(nextSQN,data,checksum); IP_send(segment[nextSQN]); if nextsqn=base start_timer; nextsqn+=length(data) TCP_send(data) otherwise/ wait timeout/ IP_send(segment[base]); start_timer IP_rcv(ACK) [base<acknum(ack) nextsqn]/ base=acknum(ack); if nextsqn=base stop_timer else start_timer [RN] Sommer 2012 Transportschicht 117

118 TCP: Empfänger [no gap remains]/ timeout/ IP_send(ACK[base]); (deliver data until base-1) not all data acked all data acked otherwise/ [SQN(segment)=base]/ base+=length(data); start_timer IP_rcv(segment)/ data=extractdata(segment); buffer data [SQN(segment)>base]/ IP_send(ACK[base]) delayed ACK gap detected IP_rcv(segment)/ data=extractdata(segment); buffer data; base=lowest unrcvd byte; IP_send(ACK[base]); (deliver data until base-1) [gap in buffered data]/ /base=1 otherwise/ [RN] Sommer 2012 Transportschicht 118

119 TCP: Fehlerkontrolle, normaler Ablauf [RN] Sommer 2012 Transportschicht 119

120 TCP: Fehlerkontrolle, Paketverlust [RN] Sommer 2012 Transportschicht 120

121 Fast Retransmit TCP: Fehlerkontrolle es dauert relativ lange, bis ein Paketverlust bemerkt wird und noch länger bei mehreren Paketverlusten ACKs mit der gleichen ACK-Nr. heißen doppelte ACKs sie sind ein schnellerer Hinweis auf ein fehlendes Segment bei Fast Retransmit wird bei 3 doppelten ACKs (also 4 ACKs mit der gleichen ACK-Nr.) eine Sendewiederholung des Segments mit der SQN ausgelöst Anpassung des Statecharts (ein ACK-Zähler dupacks wird benötigt) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 121

122 TCP Sender mit Fast Retransmit [nextsqn base+w]/ signal refusal to application /base=1; nextsqn=initialsqn; dupacks=0 otherwise/ wait [nextsqn<base+w]/ segment[nextsqn]= TCPsegment(nextSQN,data,checksum); IP_send(segment[nextSQN]); if nextsqn=base start_timer; nextsqn+=length(data); dupacks=0 TCP_send(data) timeout/ IP_send(segment[base]); start_timer; dupacks=0 [acknum(ack))=base]/ dupacks++; if dupacks=3 IP_send(segment[base]); dupacks=0 IP_rcv(ACK) [acknum(ack))>base]/ base=acknum(ack); if nextsqn=base stop_timer else start_timer dupacks=0 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 122

123 Bemerkungen TCP Fehlerkontrolle TCP ist vollduplex: es werden zwei logische Verbindungen realisiert, eine in jede Richtung ACKs reisen Huckepack (Piggybacking): Segmente mit Daten in die eine Richtung werden als ACKs in die andere Richtung benutzt das delayed ACK soll die Anzahl von ACKs reduzieren Offene Probleme Mehrfache Paketverluste in einem Fenster haben katastrophalen Effekt auf den Durchsatz, da der Sender (durch kumulatives ACK) für jedes fehlende Paket eine Round-Trip-Time warten muss Lösung: es gibt eine TCP-Erweiterung Selective Acknowledgements (SACK), bei der zusätzlich im Optionsfeld selektive ACKs gesendet werden [RN] Sommer 2012 Transportschicht 123

124 Selective Acknowledgements (SACK) Die Grundidee: Selective Acknowledgments (SACK) informieren den Sender über einzelne Pakete, welche im Fenster liegen und nicht durch kumulative ACKs bestätigt werden können Der Sender muss diese (nach Timeout) nicht erneut übertragen Die Informationen werden über TCP Optionsfelder übertragen Allgemeine Regeln Normale ACKs werden unverändert verschickt (Kompatibilität) SACKs werden für das erste Paket außer der Reihe verschickt Empfänger Verschickt so viele SACKs wie möglich (Platz im Header) Sender Entsprechene Neuübertragungen werden initiiert [RN] Sommer 2012 Transportschicht 124

125 SACK Permitted and SACK TCP Connection Establishment Phase SENDER SYN = 1 ACK = 1 SYN = 1 ACK = 1 RECEIVER Data Transfer Phase ACK containing Cumulative Ack (CumAck) and Selective Ack (SACK) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 125

126 Sender SACK Beispiel SACKs informieren über (isoliert) empfangene Datenblöcke SEQ 100, 200 bytes ACK 300 SEQ 300, 200 bytes Receiver Receiver s Buffer SEQ 500, 200 bytes SEQ 700, 200 bytes ACK 300,SACK ACK 300, SACK [RN] Sommer 2012 Transportschicht 126

127 SACK Beispiel Sender SEQ 100, 200 bytes ACK 300 Empfänger Empfangspuffer SEQ 300, 200 bytes SEQ 500, 200 bytes ACK 300,SACK SEQ 700, 200 bytes SEQ 900, 200 bytes ACK 300, SACK , SEQ 1100, 200 bytes [RN] Sommer 2012 Transportschicht 127

128 SACK Beispiel Sender SEQ 1100, 100 bytes Empfänger SEQ 300, 200 bytes ACK 700, SACK SEQ 700, 200 bytes ACK [RN] Sommer 2012 Transportschicht 128

129 TCP Fehlerkontrolle Größe des Sequenznummerraums das Sequenznummerfeld ist 32 Bits groß, es gibt also 2 32 Sequenznummern die Bedingung für Schiebefensterprotokolle ist erfüllt: 2 32 >> Sequenznummer vs. max. Fenstergröße Zeiten für den Überlauf der Sequenznummern bei 10 Mbps: 57 Minuten bei 1 Gbps: 34 Sekunden für hohe Bitraten also etwas kurz TCP-Erweiterung verwendet Zeitstempel im Options-Feld für weitere Unterscheidung, um Verwechslungen von Segmenten zu vermeiden [RN] Sommer 2012 Transportschicht 129

131 TCP: Verbindungsauf- und -abbau Verbindungsaufbau veranlasst 3-Wege-Handshake SYN-Segment: Client sendet Segment mit SYN-Flag=1, zufälliger initialer Client-SQN (client_isn), ohne Daten SYNACK-Segment: Server sendet Segment mit SYN-Flag=ACK- Flag=1, zufälliger initialer Server-SQN (server_isn), ACK=client_isn+1, ohne Daten; er legt Puffer und Variablen an ACK-Segment: Client sendet Segment mit ACK-Flag=1; SQN=client_isn+1, ACK=server_isn+1 und ggfs. Daten; er legt Puffer und Variablen an [RN] Sommer 2012 Transportschicht 131

132 TCP: Verbindungsauf- und -abbau 3-Wege-Handshake: Anlegen von Puffern und Variablen Anlegen von Puffern und Variablen [RN] Sommer 2012 Transportschicht 132

133 TCP: Verbindungsauf- und -abbau Sequenznummern bei SYN- und FIN-Segmenten Segmente mit SYN-Flag=1 oder FIN-Flag=1 dürfen keine Daten enthalten, die nächste SQN muss aber um Eins inkrementiert werden, damit diese Segmente explizit bestätigt werden können Verbindungsabbau jede Seite kann Verbindungsabbau durch Segment mit FIN- Flag=1 veranlassen die andere Seite bestätigt mit ACK-Flag=1 beide Seiten müssen ihre Hälfte der Verbindung schließen hat eine Seite geschlossen, sendet sie keine Daten mehr, nimmt aber noch welche an Timed Wait: die Seite, die den Verbindungsabbau veranlasst, wartet zum Schluss noch 2 Segmentlebensdauern, um noch mögliche alte Segmente zu empfangen (und eine neue TCP- Verbindung davor zu schützen) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 133

134 TCP: Verbindungsauf- und abbau, Beispiel linke Seite hat nichts mehr zu senden und bricht ab: Timed Wait: 2 Segmentlebensdauern auf mögliche alte Segment warten Verbindung geschlossen letztes ACK: Verbindung geschlossen [RN] Sommer 2012 Transportschicht 134

135 TCP: Verbindungsauf- und -abbau Zustandsmaschine in RFC 793 ist Zustandsmaschine für Verbindungsauf- und -abbau verbesserte Version, enthält alle Möglichkeiten: anything / reset Syn Recvd begin Closed passive open close active open / syn syn / syn+ack Listen send / syn close / fin reset close / fin ack syn / syn+ack Established syn+ack / ack fin / ack close / fin Syn Sent Close Wait close/ timeout/ reset Fin Wait-1 ack / Fin Wait-2 fin / ack Closing fin-ack / ack ack/ fin / ack Time Wait Last Ack ack/ timeout after 2 segment lifetimes [RN] Sommer 2012 Transportschicht 135

137 TCP: Schätzung der RTT Timeout für Sendewiederholungen der Sender muss einen Timeout wählen ein ACK kann frühestens nach RTT zurückkommen ist der Timeout zu klein, gibt es unnötige Sendewiederholungen ist der Timeout zu groß, kann erst spät auf Fehler reagiert werden der passende Timeout hängt von der Konfiguration ab und ändert sich dynamisch Vorgehen von TCP Zeitstempel für Segment und ACK, Differenz = Messung der aktuellen RTT Durchschnitt und Abweichung aus mehreren Messungen bestimmen, daraus Timeout ableiten Messungen bei Sendewiederholungen nicht verwenden [RN] Sommer 2012 Transportschicht 137

138 TCP: Schätzung der RTT Bestimmung der RTT jede Messung ergibt ein SampleRTT gleitender Durchschnitt (Exponentially Weighted Moving Average): EstimatedRTT = (1-α) x EstimatedRTT + α x SampleRTT bei großem α reagiert Durchschnitt stark auf aktuelle Schwankungen, bei kleinem α gibt es größere Stabilität, aber langsamere Reaktion auf Änderungen, typischer Wert: α = 0,125 mittlere Abweichung wieder als gleitender Durchschnitt, ähnlich zu Standardabweichung DevRTT = (1-β) x DevRTT + β x SampleRTT-EstimatedRTT typisch: β = 0.25 Timeout geschätzte RTT + aus Abweichung abgeleitete Sicherheit: TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4 x DevRTT Timeout Backoff: wenn der Timeout ausgelöst wird, wird er jeweils verdoppelt und wird benutzt, bis neues SampleRTT da ist [RN] Sommer 2012 Transportschicht 138

139 Beispiel für RTT-Schätzung: TCP: Schätzung der RTT [RN] Sommer 2012 Transportschicht 139

141 TCP: Fluss- und Überlastkontrolle Flußkontrolle (Flow Control) Mechanismus, mit dem der Empfänger den Sender steuern kann, damit er ihn nicht überlastet aber auch so schnell sendet wie möglich üblicherweise durch Benachrichtigung über Fenstergröße Überlastkontrolle (Congestion Control) Mechanismus, mit dem der Sender davon abgehalten wird, das Netz (Bandbreiten und Puffer) zu überlasten kann durch explizite Signale des Netzes an den Sender erfolgen (z.b. bei ATM) in TCP gibt es klassischerweise keinen solchen expliziten Mechanismus, der Sender leitet sich aus den zurückkommenden ACKs Informationen über den Netzzustand ab und reagiert entsprechend inzwischen gibt es auch Vorschläge für die Erweiterung von TCP und IP zur expliziten Überlastbenachrichtigung: Explicit Congestion Notification (ECN) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 141

142 TCP: Flusskontrolle Prinzip der Flußkontrolle die Empfängerseite besitzt einen Puffer, IP fügt neue empfangene Daten ein, die Anwendung liest Daten aus RecWindow Daten von IP frei TCP- Daten im Buffer Anwendungsprozess RecBuffer der jeweils freie Pufferplatz wird der Senderseite mitgeteilt die Senderseite besitzt einen Puffer, in den die Anwendung neue Daten schreibt und mit IP soviel Daten entfernt werden, wie es der Puffer der Empfangsseite zuläßt die Anwendung auf Sendeseite blockiert, wenn der Puffer voll ist dadurch reguliert die Empfängeranwendung die Senderanwendung [RN] Sommer 2012 Transportschicht 142

143 Puffer auf Empfängerseite TCP: Flusskontrolle MaxRcvBuffer AdvertizedWindow LastByteRead NextByteExpected = base LastByteRcvd LastByteRead: das letzte an die Anwendung ausgelieferte Byte NextByteExpected: das nächste erwartete Byte LastByteRcvd: das letzte empfangene Byte MaxRcvBuffer: insgesamt zur Verfügung stehender Pufferplatz AdvertizedWindow = MaxRcvBuffer ((NextByteExpected -1) LastByteRead): freier Pufferplatz, wird dem Sender mitgeteilt [RN] Sommer 2012 Transportschicht 143

144 TCP: Flusskontrolle Puffer auf Senderseite MaxSendBuffer LastByteAcked = base LastByteSent = nextsqn-1 LastByteWritten LastByteAcked: das letzte bestätigte Byte LastByteSent: das letzte gesendete Byte LastByteWritten: das letzte von der Anwendung geschriebene Byte MaxSendBuffer: insgesamt zur Verfügung stehender Pufferplatz EffectiveWindow = AdvertizedWindow - (LastByteSent-LastByteAcked) Sender sendet nur, falls EffectiveWindow > 0 Anwendung schreibt nur, falls LastByteWritten - LastByteAcked MaxSendBuffer [RN] Sommer 2012 Transportschicht 144

145 TCP: Flusskontrolle Bemerkungen zum Ablauf der Flußkontrolle initial wird AdvertizedWindow möglichst groß eingestellt nach AdvertizedWindow = 0 werden periodisch Sondensegmente mit 1 Byte gesendet, sonst kommen evtl. nie ACKs mit wieder größerem AdvertizedWindow zurück Vermeidung des Silly Window Syndroms Segmente mit wenig Daten sind ineffizient wenn die Puffer voll sind und kleine Segmente gesendet werden, zirkulieren sie zwischen Sender und Empfänger und bleiben im System MSS (Maximum Segment Size), Default sind 536 Bytes wenn der Empfänger ein AdvertizedWindow = 0 bekannt gibt, wartet er danach bis er ein AdvertizedWindow MSS bekannt geben kann [RN] Sommer 2012 Transportschicht 145

146 TCP: Flusskontrolle, Beispiel MaxSendBuffer=MaxRcvBuffer=1400 Bytes MSS = 500 Bytes (EffectiveWindow = 1400) (AdvertizedWindow = 1400) (EffectiveWindow = 900) (EffectiveWindow = 400 < MSS) Sender blockiert Anwendung liest 500 Bytes (EffectiveWindow = 900) (EffectiveWindow = 400) [RN] Sommer 2012 Transportschicht 146

147 Ist das Fenster groß genug? TCP: Flusskontrolle kann es Verwechselungen von Segmenten geben? das AdvertizedWindow-Feld ist 16 Bits groß, also kann das Fenster 2 16 Bytes groß sein die Bedingung für Schiebefensterprotokolle ist erfüllt: 2 32 >> kann der Sender den Kanal gefüllt halten? auf der nächsten Folie ist zu sehen, daß für manche Konstellationen das Bitraten-Verzögerungs-Produkt so groß ist, daß das maximale Fenster dafür nicht ausreicht als Abhilfe kann im Options-Feld des ersten Segments ein Window- Scale-Faktor F 14 gesetzt werden, die Fenstergröße ergibt sich dann immer aus AdvertizedWindow 2 F es gilt immer noch 2 32 > [RN] Sommer 2012 Transportschicht 147

148 TCP: Flusskontrolle Default Window Size Window Scale = 4 bei Werten unter 1 ist das Fenster nicht groß genug, um den Kanal zu füllen [RN] Sommer 2012 Transportschicht 148

149 TCP: Überlastkontrolle Überblick über die Überlastkontrolle der TCP-Sender versucht aus den zurückkommenden ACKs Informationen über die mögliche Senderate zu erhalten hierzu gibt es das CongestionWindow, das zusammen mit der Flußkontrolle zur Ermittlung des tatsächlichen Sendefensters verwendet wird: MaxWindow = Min(CongestionWindow, AdvertizedWindow) EffectiveWindow = MaxWindow - (LastByteSent-LastByteAcked) die Bitrate ergibt sich ungefähr aus CongestionWindow/RTT durch Vergrößerung des CongestionWindows vergrößert der Sender die Bitrate und versucht sich an die mögliche Bitrate anzunähern bei einem Verlust (durch 3 doppelte ACKs oder einen Timeout zu erkennen) wird das CongestionWindows und damit die Bitrate wieder verkleinert [RN] Sommer 2012 Transportschicht 149

150 3 Mechanismen TCP: Überlastkontrolle Slow Start: am Anfang erhöht der Sender das CongestionWindow beginnend mit einer MSS exponentiell bis er durch 3 doppelte ACKs erfährt, dass ein Segment verlorengegangen ist danach erfolgt AIMD (Additive Increase, Multiplicative Decrease): das CongestionWindow wird halbiert und dann linear bis zum nächsten Erhalt von 3 doppelten ACKs erhöht danach wieder AIMD... konservative Reaktion nach Timeout: dann wird Slow Start bis zur Hälfte des aktuellen CongestionWindows und danach AIMD durchgeführt [RN] Sommer 2012 Transportschicht 150

151 TCP: Überlastkontrolle Mehr Details: Slow Start setze CongestionWindow = MSS nach Erhalt eines ACKs: CongestionWindow += MSS (hierdurch wird ein exponentielles Ansteigen realisiert) bis Threshold erreicht ist, dann Additive Increase (am Anfang ist Threshold unendlich) nach 3 doppelten ACKs: Multiplicative Decrease: Threshold = CongestionWindow/2; CongestionWindow /= 2 Additive Increase: bei Erhalt eines ACKs CongestionWindow += MSS x (MSS/CongestionWindow) nach Timeout hierdurch wird ein Wachstum um ca. ein MSS pro RTT realisiert z.b.: MSS = Bytes, CongestionWindow = Bytes, jedes ACK vergrößert um ca. 1/10 MSS, 10 ACKs um ca. 1 MSS Threshold = CongestionWindow/2; CongestionWindow = MSS [RN] Sommer 2012 Transportschicht 151

152 TCP: Überlastkontrolle Beispiel für Slow Start Sender Empfänger CongestionWindow = 1 MSS CongestionWindow = 2 MSS RTT (delayed ACK wird hier vernachlässigt) CongestionWindow = 4 MSS (ab hier kann ununterbrochen gesendet werden) CongestionWindow = 8 MSS [RN] Sommer 2012 Transportschicht 152

153 TCP: Überlastkontrolle Beispiel für zeitlichen Ablauf: CongestionWindow in MSS dupacks Threshold = 8 CongestionWindow = 8 3 dupacks Threshold = 9 CongestionWindow = 9 Timeout Threshold = 10 CongestionWindow = 1 Zeit in RTTs [RN] Sommer 2012 Transportschicht 153

154 Ungefährer Durchsatz TCP: Überlastkontrolle Annahme: nur AIMD, Vernachlässigung von Slow-Start am Anfang und nach Timeouts CongestionWindow pendelt ungefähr zwischen dem maximalen Wert W und der Hälfte W/2 die Bitrate also zwischen W/RTT und ½ W/RTT im Mittel ergibt sich ¾ W/RTT [RN] Sommer 2012 Transportschicht 154

155 Szenario TCP: Fairness der Überlastkontrolle 2 TCP-Verbindungen teilen sich die Bitrate R eines Kanals Fairness: jede Verbindung sollte R/2 erhalten Vernachlässigung des Slow Starts R gleiche Aufteilung der Bitrate 3 dupacks: Halbierung lineares Wachstum 3 dupacks: Halbierung lineares Wachstum Bitrate von Verbindung 1 R [RN] Sommer 2012 Transportschicht 155

157 TCP: Leistungsanalyse Zeit zum Kopieren eines Objektes mit TCP hängt ab von Objektgröße, Bitrate, Ausbreitungsverzögerung und Verzögerungen durch Protokollmechanismen insbesondere Slow-Start kann sich spürbar auswirken Annahmen keine Bitfehler und Verluste, keine schwankenden Bitraten und Verzögerungen, ACKs benötigen keine Sendezeit, keine Bearbeitungszeiten, Fenster der Flußkontrolle immer groß genug Notation S: MSS in Bits O: Objektgröße in Bits R: Bitrate RTT: round trip time W: Fenstergröße in MSSs Analyse zunächst für feste Fenstergröße, dann für wachsendes Fenster wie bei Slow Start [RN] Sommer 2012 Transportschicht 157

158 Festes Fenster Festes Fenster, 1. Fall Fenster füllt den Kanal: WS/R > RTT + S/R Verzögerung = 2RTT + O/R initiate TCP connection request object RTT S/R RTT WS/R O/R 1 st ack returns time at client time at server [RN] Sommer 2012 Transportschicht 158

159 Festes Fenster Festes Fenster, 2. Fall Fenster ist nicht groß genug um den Kanal zu füllen: WS/R < RTT + S/R Verzögerung = 2RTT + O/R + (K-1)[S/R + RTT - WS/R] K gibt die Anzahl von Fenstern an, die das Objekt benötigt: O K = WS initiate TCP connection request object time at client RTT S/R RTT 1 st ack returns time at server WS/R [RN] Sommer 2012 Transportschicht 159

160 Fenster wächst wie bei Slow Start Wachsendes Fenster wie bei Slow Start: 2RTT für den Verbindungsaufbau O/R für das Senden O/S Segmente K Fenster P Slow-Start- Wartezeiten hier: O/S = 15 K = 4 P = 2 initiate TCP connection request object object delivered RTT time at client time at server first window = S/R second window = 2S/R third window = 4S/R fourth window = 8S/R complete transmission [RN] Sommer 2012 Transportschicht 160

161 Fenster wächst wie bei Slow Start Verzögerungszeit Verzögerung = 2 RTT + O/R + Slow-Start-Wartezeiten Slow-Start-Wartezeit im k-ten Fenster 2 k-1 S/R = Sendezeit im k-ten Fenster S/R + RTT = Zeit vom Sendebeginn bis zum Erhalt des ACKs max[s/r + RTT - 2 k-1 S/R, 0] = Wartezeit im k-ten Fenster mit P = Anzahl von Slow-Start-Wartezeiten: Verzögerung = = = O R O R O R + 2RTT + + 2RTT + P k= 1 P k= 1 Wartezeit S R + 2RTT + P[RTT + [ + RTT 2 S ] R k ( 2 k 1 P S ] R S 1) R [RN] Sommer 2012 Transportschicht 161

162 [RN] Sommer 2012 Transportschicht 162 Fenster wächst wie bei Slow Start Berechnung der Anzahl von Slow-Start-Wartezeiten K = Anzahl der Fenster, die für das Objekt benötigt werden Q = Anzahl von Slow-Start-Wartezeiten bei unendlich großem Objekt dann P = min(q, K-1) Wartezeiten + = + = = = = 1) S O ( log 1)} S O ( log min{k : k } S O 1 2 min{k : O / S} min{k : O} S 2 S 2 S 2 min{k : 2 2 k 1 k k S /R RTT 1 log S /R RTT 1 2 max 0 R S 2 RTT R S max 2 1 k k 1 k k + + = + = + =

163 Endergebnis: Fenster wächst wie bei Slow Start Verzögerung = 2RTT + O R + P RTT + S R ( 2 P S 1) R enthält Produkt von P und RTT, also: wenn RTT groß und/oder viele Slow-Start-Wartezeiten auftreten, kann die Verzögerung spürbar werden [RN] Sommer 2012 Transportschicht 163

164 TCP: Leistungsanalyse, Beispiele Szenario I: S=536 Bytes, RTT=100 ms (intern.), O=100 KB (lang) R O/R Verzögerung 28 Kbps 28.6 s 28.9 s 100 Kbps 8 s 8.4 s 1 Mbps 800 ms 1.5 s 10 Mbps 80 ms 0.98 s Szenario II: S=536 Bytes, RTT=100 ms, O=5 KB (kurz) R O/R Verzögerung 28 Kbps 1.43 s 1.73 s 100 Kbps 0.48 s s 1 Mbps 40 ms 0.52 s 10 Mbps 4 ms 0.50 s Szenario III: S=536 Bytes, RTT=1 s (Überlast), O=5 KB R O/R Verzögerung 28 Kbps 1.43 s 5.8 s 100 Kbps 0.48 s 5.2 s 1 Mbps 40 ms 5.0 s 10 Mbps 4 ms 5.0 s [RN] Sommer 2012 Transportschicht 164

165 TCP: Leistungsanalyse, Beispiele S=536 Bytes, O=5 KB, R=1 Mbps, RTT wird verändert: Verzögerung [s] S=536 Bytes, O=5 KB, RTT=100 ms, R wird verändert: von 10 Kbps bis 10 Mbps (logarithmische Skalierung): Verzögerung[s] Kbps 1 Mbps 10 Mbps R RTT [s] [RN] Sommer 2012 Transportschicht 165

166 Antwortzeiten bei Web-Seiten Web-Seite mit: 1 Basis-HTML-Seite (O Bits) M Bilder (auch jeweils O Bits) nicht-persistentes HTTP: M+1 sequentielle TCP-Verbindungen Antwortzeit = (M+1)O/R + (M+1)2RTT + Slow-Start-Wartezeiten persistentes HTTP: 2 RTT für Basis-Seite 1 RTT für M Bilder Antwortzeit = (M+1)O/R + 3RTT + Slow-Start-Wartezeiten nicht-persistentes HTTP mit X parallelen Verbindungen Annahme: M/X ist ganze Zahl 1 TCP-Verbindung für Basis-Seite M/X Mengen von parallelen Verbindungen für Bilder Antwortzeit = (M+1)O/R + (M/X+1)2RTT + Slow-Start-Wartezeiten [RN] Sommer 2012 Transportschicht 166

167 TCP: Leistungsanalyse S Kbps 100 Kbps RTT = 100 ms, O = 5 Kbytes, M=10, X=5 1 Mbps 10 Mbps non-persistent persistent parallel nonpersistent Für geringe Bitraten wird die Antwortzeit durch die Übertragungszeit dominiert; persistente Verbindungen ergeben nur geringen Vorteil gegenüber parallelen Verbindungen. [RN] Sommer 2012 Transportschicht 167

168 S Kbps 100 Kbps TCP: Leistungsanalyse RTT =1 s, O = 5 Kbytes, M=10, X=5 1 Mbps 10 Mbps non-persistent persistent parallel nonpersistent Für große RTTs wird die Antwortzeit durch Slow-Start-Wartezeiten dominiert, persistente Verbindungen ergeben insbesondere für große Bitraten-Verzögerungs-Produkte Vorteile. [RN] Sommer 2012 Transportschicht 168