Η παρουσίαση φορτώνεται. Παρακαλείστε να περιμένετε

Η παρουσίαση φορτώνεται. Παρακαλείστε να περιμένετε

TCP1 Μαρία Παπαδοπούλη Τμήμα Επιστήμης Υπολογιστών, Πανεπιστήμιο Κρήτης Χειμερινό εξάμηνο 2008-2009 Κεφάλαιa 3.5, 3.6, 3.7 των Kurose/Ross TCP ΗΥ335.

Παρόμοιες παρουσιάσεις


Παρουσίαση με θέμα: "TCP1 Μαρία Παπαδοπούλη Τμήμα Επιστήμης Υπολογιστών, Πανεπιστήμιο Κρήτης Χειμερινό εξάμηνο 2008-2009 Κεφάλαιa 3.5, 3.6, 3.7 των Kurose/Ross TCP ΗΥ335."— Μεταγράφημα παρουσίασης:

1 TCP1 Μαρία Παπαδοπούλη Τμήμα Επιστήμης Υπολογιστών, Πανεπιστήμιο Κρήτης Χειμερινό εξάμηνο Κεφάλαιa 3.5, 3.6, 3.7 των Kurose/Ross TCP ΗΥ335

2 TCP2 r principles behind TCP: m reliable data transfer m flow control m congestion control Στόχος μας είναι η κατανόηση των:

3 TCP3 Internet transport-layer protocols r unreliable, unordered delivery: UDP m no-frills extension of “best-effort” IP r reliable, in-order delivery: TCP m congestion control m flow control m connection setup r services not available: m delay guarantees m bandwidth guarantees application transport network data link physical application transport network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical network data link physical logical end-end transport

4 TCP4  TCP socket χαραχτηρίζεται απο 4 πεδία: m source IP address m source port number m dest IP address m dest port number  Ο παραλήπτης χρησιμοποιεί και τα 4 πεδία για να προωθήσει το segment στο κατάλληλο socket r Ενας server host μπορεί να υποστηρίξει πολλαπλά ταυτόχρονα (“παράλληλα στον χρόνο”) TCP sockets:  κάθε socket χαραχτηρίζεται από τη δική του 4-άδα r Web servers έχουν διαφορετικά sockets για κάθε client που συνδέεται m non-persistent HTTP έχουν διαφορετικά sockets για κάθε αίτημα

5 TCP5 Συμφόρηση (congestion) r Τα sources ανταγωνίζονται για τους πόρους του δικτύου, αλλά m δέν έχουν γνώση των πόρων του δικτύου state of resource m δεν ξέρουν την ύπαρξη η μία της άλλης r Με αποτέλεσμα: m Πακέτα να χάνονται (λόγω buffer overflow στους δρομολογητές) m Μεγάλες καθυστερήσεις (αναμονή στις ουρές των buffers στους δρομολογητές) m throughput μικρότερο από το bottleneck link (1.5Mbps for the above topology)  a.k.a. congestion collapse 10 Mbps 100 Mbps 1.5 Mbps bottleneck link

6 TCP6 Congestion Collapse r Definition: Increase in network load results in decrease of useful work done r Many possible causes m Spurious retransmissions of packets still in flight Classical congestion collapse How can this happen with packet conservation Solution: better timers and TCP congestion control m Undelivered packets Packets consume resources and are dropped elsewhere in network Solution: congestion control for ALL traffic

7 TCP7 TCP: Overview RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581 r full duplex data: m bi-directional data flow in same connection m MSS: maximum segment size r connection-oriented: m handshaking (exchange of control msgs) init’s sender, receiver state before data exchange r flow controlled: m sender will not overwhelm receiver r point-to-point: m one sender, one receiver (σε αντίθεση με το multicasting) r reliable, in-order byte steam: m Η εφαρμογή από επάνω θα “παραλάβει” τα πακέτα στη σωστή σειρά r pipelined: m TCP congestion &flow control set window size m Πολλά πακέτα μπορούν να έχουν σταλθεί παράλληλα και να μην έχουν γίνει ACKed r send & receive buffers

8 TCP8 TCP segment structure source port # dest port # 32 bits application data (variable length) sequence number acknowledgement number Receive window Urg data pnter checksum F SR PAU head len not used Options (variable length) URG: urgent data (generally not used) ACK: ACK # valid PSH: push data now (generally not used) RST, SYN, FIN: connection estab (setup, teardown commands) # bytes rcvr willing to accept counting by bytes of data (not segments!) Internet checksum (as in UDP)

9 TCP9 Sequence Number Space  Each byte in byte stream is numbered m 32 bit value m Wraps around m Initial values selected at start up time r TCP breaks up the byte stream in packets. m Packet size is limited to the Maximum Segment Size r Each packet has a sequence number m Indicates where it fits in the byte stream packet 8packet 9packet Το TCP βλέπει τα δεδομένα σαν μια ροή δεδομένων, σειρά από bytes Ο αποστολέας στέλνει τα πακέτα σύμφωνα με τη σειρά αυτή Ο παραλήπτης θα προσπαθήσει να την “ξαναδημιουργήσει”

10 TCP10 TCP Connection: 3-way handshake Step 1: client host sends TCP SYN segment to server m specifies initial seq # m no data Step 2: server host receives SYN, replies with SYNACK segment m server allocates buffers m specifies server initial seq. # Step 3: client receives SYNACK, replies with ACK segment, which may contain data

11 TCP11 Establishing Connection: 3-Way handshake r Each side notifies other of starting sequence number it will use for sending m Why not simply chose 0? Must avoid overlap with earlier incarnation Security issues r Each side acknowledges other’s sequence number m SYN-ACK: Acknowledge sequence number + 1 r Can combine second SYN with first ACK SYN: SeqC ACK: SeqC+1 SYN: SeqS ACK: SeqS+1 ClientServer

12 TCP12 TCP Connection Management Recall: TCP sender, receiver establish “connection” before exchanging data segments r initialize TCP variables: m seq. #s  buffers, flow control info (e.g. RcvWindow ) r client: connection initiator Socket clientSocket = new Socket("hostname","port number"); r server: contacted by client Socket connectionSocket = welcomeSocket.accept(); Three way handshake: Step 1: client host sends TCP SYN segment to server m specifies initial seq # m no data Step 2: server host receives SYN, replies with SYNACK segment m server allocates buffers m specifies server initial seq. # Step 3: client receives SYNACK, replies with ACK segment, which may contain data

13 TCP13 TCP Connection Management (cont.) Closing a connection: client closes socket: clientSocket.close(); Step 1: client end system sends TCP FIN control segment to server Step 2: server receives FIN, replies with ACK. Closes connection, sends FIN client FIN server ACK FIN close closed timed wait

14 TCP14 TCP Connection Management (cont.) Step 3: client receives FIN, replies with ACK m Enters “timed wait” - will respond with ACK to received FINs Step 4: server, receives ACK. Connection closed. Note: with small modification, can handle simultaneous FINs. client FIN server ACK FIN closing closed timed wait closed

15 TCP15 Tearing Down Connection r Either side can initiate tear down m Send FIN signal m “I’m not going to send any more data” r Other side can continue sending data m Half open connection m Must continue to acknowledge r Acknowledging FIN m Acknowledge last sequence number + 1 AB FIN, SeqA ACK, SeqA+1 ACK Data ACK, SeqB+1 FIN, SeqB

16 TCP16 Round-trip time estimation & timeout r Μηχανισμός που καθορίζει πόσο να περιμένει ο αποστολέας μέχρι να ξαναστείλει το πακέτο r Ο timer (εάν ήδη δεν “τρέχει” για κάποιο άλλο segment) ξεκινά όταν το segment “παραδίδεται” στο IP επίπεδο r Όταν ο timer κάνει expire το segment ξαναστέλνεται και το TCP ξεκινά ξανά τον timer  Το TCP του sender διατηρεί πληροφορία για το παλιότερο unacknowledged byte

17 TCP17 TCP Flow Control  TCP is a sliding window protocol m For window size n, can send up to n bytes without receiving an acknowledgement m When the data is acknowledged then the window slides forward r Each packet advertises a window size m Indicates number of bytes the receiver has space for r Original TCP always sent entire window m Congestion control now limits this

18 TCP18 Window Flow Control: Sender Side Sent but not ackedNot yet sent window Next to be sent Sent and acked

19 TCP19 acknowledgedsentto be sentoutside window Source Port Dest. Port Sequence Number Acknowledgment HL/Flags Window D. Checksum Urgent Pointer Options… Source Port Dest. Port Sequence Number Acknowledgment HL/Flags Window D. Checksum Urgent Pointer Options... Packet Sent Packet Received App write Window Flow Control: Send Side

20 TCP20 Acked but not delivered to user Not yet acked Receive buffer window Window Flow Control: Receive Side New What should receiver do?

21 TCP21 Ερωτήσεις για τον έλεγχο ροής r What happens if window is 0?  Receiver updates window when application reads data m What if this update is lost? r TCP Persist state m Sender periodically sends 1 byte packets m Receiver responds with ACK even if it can’t store the packet m Σε κάποια στιγμή το Receive Window του Receiver θα είναι ≠0, θα φανεί στο ACK και ο Sender θα ξέρει ότι μπορεί να στείλει δεδομένα

22 TCP22 Performance Considerations r The window size can be controlled by receiving application m Can change the socket buffer size from a default (e.g. 8Kbytes) to a maximum value (e.g. 64 Kbytes) r The window size field in the TCP header limits the window that the receiver can advertise

23 TCP23 TCP seq. #’s and ACKs Seq. #’s:  byte stream “number” of first byte in segment’s data ACKs: m seq # of next byte expected from other side m cumulative ACK Q: how receiver handles out-of-order segments A: TCP spec doesn’t say - up to implementor Ο παραλήπτης έχει τις παρακάτω δύο γενικές επιλογές m αμέσως “πετά” τα segments που έφτασαν με λάθος σειρά, ή m “κρατά” τα segments που ήρθα με λάθος σειρά και περιμένει τα λάβει πακέτα με τα bytes που “χάθηκαν/δεν έφτασαν” να καλύψουν τα κενά

24 TCP24 TCP seq. #’s and ACKs Seq. #’s: m byte stream “number” of first byte in segment’s data ACKs: m seq # of next byte expected from other side m cumulative ACK Q: how receiver handles out-of- order segments A: TCP spec doesn’t say - up to implementor Ο παραλήπτης: m αμέσως “πετά” τα segments που έφτασαν με λάθος σειρά, ή m “κρατά” τα segments που ήρθα με λάθος σειρά και περιμένει τα λάβει πακέτα με τα bytes που “χάθηκαν/δεν έφτασαν” να καλύψουν τα κενά Host A Host B Seq=42, ACK=79, data = ‘C’ Seq=79, ACK=43, data = ‘C’ Seq=43, ACK=80 User types ‘C’ host ACKs receipt of echoed ‘C’ host ACKs receipt of ‘C’, echoes back ‘C’ time simple telnet scenario

25 TCP25 TCP Round Trip Time and Timeout Q: how to set TCP timeout value? r longer than RTT  but RTT varies r too short  premature timeout  unnecessary retransmissions r too long: slow reaction to segment loss Q: how to estimate RTT?  SampleRTT : measured time from segment transmission until ACK receipt  Αγνοεί segments που έχουν φτάσει με retransmissions  SampleRTT will vary, want estimated RTT “smoother”  average several recent measurements, not just current SampleRTT

26 TCP26 TCP Round Trip Time and Timeout EstimatedRTT = (1-  )*EstimatedRTT +  *SampleRTT r Exponential weighted moving average r influence of past sample decreases exponentially fast  typical value:  = 0.125

27 TCP27 Example RTT estimation:

28 TCP28 TCP Round Trip Time and Timeout Setting the timeout  EstimtedRTT plus “safety margin”  large variation in EstimatedRTT -> larger safety margin r first estimate of how much SampleRTT deviates from EstimatedRTT: TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4*DevRTT DevRTT = (1-  )*DevRTT +  *|SampleRTT-EstimatedRTT| (typically,  = 0.25) Then set timeout interval:

29 TCP29 TCP reliable data transfer r TCP creates rdt service on top of IP’s unreliable service r Pipelined segments r Cumulative acks r TCP uses single retransmission timer r Retransmissions are triggered by: m timeout events m duplicate acks r Initially consider simplified TCP sender: m ignore duplicate acks m ignore flow control, congestion control

30 TCP30 TCP sender events: Data received from application: r Δημιουργεί segment με seq # seq # is byte-stream αριθμός του πρώτου data byte στο segment r Αρχίζει τον timer, εάν δεν “τρέχει” ήδη Ο timer κάθε φορά αντιστοιχεί στο παλιότερο unacked segment  Υπάρχει μονάχα ένας timer για το κάθε TCP flow στο host  expiration interval: TimeOutInterval Timeout: r Ξαναστέλνει το segment που προκάλεσε το timeout r Ξανα αρχινά το timer Ack received: r Εάν acknowledges παλιότερα unacked segments m Ενημέρωσε τους buffers/παραμέτρους για το τι ειναι γνωστό να έχει γίνει acked m Αρχισε το timer εάν υπάρχουν outstanding segments

31 TCP31 TCP sender (simplified) NextSeqNum = InitialSeqNum SendBase = InitialSeqNum loop (forever) { switch(event) event: data received from application above create TCP segment with sequence number NextSeqNum if (timer currently not running) start timer pass segment to IP NextSeqNum = NextSeqNum + length(data) event: timer timeout retransmit not-yet-acknowledged segment with smallest sequence number start timer event: ACK received, with ACK field value of y if (y > SendBase) { SendBase = y if (there are currently not-yet-acknowledged segments) start timer } } /* end of loop forever */ Comment: SendBase-1: last cumulatively ack’ed byte Example: SendBase-1 = 71; y= 73, so the rcvr wants 73+ ; y > SendBase, so that new data is acked

32 TCP32 TCP: retransmission scenarios Host A Seq=100, 20 bytes data ACK=100 time premature timeout Host B Seq=92, 8 bytes data ACK=120 Seq=92, 8 bytes data Seq=92 timeout ACK=120 Host A Seq=92, 8 bytes data ACK=100 loss timeout lost ACK scenario Host B X Seq=92, 8 bytes data ACK=100 time Seq=92 timeout SendBase = 100 SendBase = 120 SendBase = 120 Sendbase = 100

33 TCP33 TCP retransmission scenarios (more) Host A Seq=92, 8 bytes data ACK=100 loss timeout Cumulative ACK scenario Host B X Seq=100, 20 bytes data ACK=120 time SendBase = 120

34 TCP34 TCP ACK generation [RFC 1122, RFC 2581] Event at Receiver Arrival of in-order segment with expected seq #. All data up to expected seq # already ACKed Arrival of in-order segment with expected seq #. One other segment has ACK pending Arrival of out-of-order segment higher-than-expect seq. #. Gap detected Arrival of segment that partially or completely fills gap TCP Receiver action Delayed ACK. Wait up to 500ms for next segment. If no next segment, send ACK Immediately send single cumulative ACK, ACKing both in-order segments Immediately send duplicate ACK, indicating seq. # of next expected byte Immediate send ACK, provided that segment startsat lower end of gap

35 TCP35 Να θυμάστε r TCP acks είναι cummulative  Ενα segment που έχει ληφθεί σωστά αλλά σε λάθος σειρά δεν γίνεται ACKed από τον παραλήπτη r TCP sender διατηρεί μονάχα την πληροφορία των: m segment με τον μικρότερο αριθμό που έχει στείλει αλλά δεν έχει γίνει ACKed ακόμη (sendBase), καθώς και m sequence αριθμό του επόμενου byte που θα πρέπει να σταλεί (NextSeqNum)

36 TCP36 Παράδειγμα r Εστω οτι ο sender στέλνει 1,2,..., Ν segments και όλα λαμβάνονται στη σωστή σειρά δίχως λάθος από τον receiver r Εστω οτι το ACK για το πακέτο n<Ν χάνεται, αλλά τα υπόλοιπα Ν-1 φτάνουν σωστά στον sender πριν το δικό τους timeout  Πόσα segments θα κάνει retransmit ο sender ?  Στην χειρότερη περίπτωση μόνο το segment n. Μάλιστα άν το ΑCK για το segment n+1 έρθει πριν το timeout του segment n, δεν θα χρειαστεί να ξανασταλθεί το segment n

37 TCP37 Παρατήρηση σχετικά με τα Timeout Διάστηματα m Τα timer expiration συμβαίνουν συνήθως εξαιτίας της συμφόρησης του δικτύου m Πολλά πακέτα που φτάνουν σε ζεύξεις στο μονοπάτι μεταξύ του sender & receiver χάνονται ή έχουν μεγάλες καθυστερήσεις στις ουρές των δρομολογητών λόγω συμφόρησης  Εάν οι senders συνεχίσουν να ξαναστέλνουν τα πακέτα “σταθερά”, η συμφόρηση μπορεί να χειροτερεύσει m Με την εκθετική αύξηση με κάθε retransmission του sender, ο TCP sender προσπαθεί “ευγενικά” να περιμένει όλο και μεγαλύτερο διάστημα Οι περισσότερες TCP υλοποιήσεις το υποστηρίζουν

38 TCP38 Διπλασιάζοντας το Timeout Διάστημα  Κάθε φορά που το TCP retransmits διπλασιάζει το επόμενο timeout διάστημα αντί να θέτει την τιμή απο τον υπολογισμό των lastEstimatedRTT & DevRTT m έχομε δηλαδή εκθετική αύξηση του timer μετά από κάθε retransmission  Οταν ένα από τα παρακάτω γεγονόταν συμβούν: m Νεα δεδομένα προωθούνται απο την εφαρμογή για τον σχηματισμό segment m Παραλαβή ενός ACK Ο timer παίρνει τιμή βάσει των lastEstimatedRTT και DevRTT Οι περισσότερες TCP υλοποιήσεις το υποστηρίζουν

39 TCP39 Fast Retransmit  Time-out period often relatively long: m long delay before resending lost packet r Detect lost segments via duplicate ACKs Sender often sends many segments back-to-back m If segment is lost, there will likely be many duplicate ACKs r If sender receives 3 ACKs for the same data, it supposes that segment after ACKed data was lost: m fast retransmit: resend segment before timer expires

40 TCP40 event: ACK received, with ACK field value of y if (y > SendBase) { SendBase = y if (there are currently not-yet-acknowledged segments) start timer } else { increment count of dup ACKs received for y if (count of dup ACKs received for y = 3) { resend segment with sequence number y } Fast retransmit algorithm: a duplicate ACK for already ACKed segment fast retransmit

41 TCP41 Chapter 3 outline r 3.1 Transport-layer services r 3.2 Multiplexing and demultiplexing r 3.3 Connectionless transport: UDP r 3.4 Principles of reliable data transfer r 3.5 Connection-oriented transport: TCP m segment structure m reliable data transfer m flow control m connection management r 3.6 Principles of congestion control r 3.7 TCP congestion control

42 TCP42 TCP Flow Control r Receiver TCP has a receive buffer: r speed-matching service: matching the send rate to the receiving application’s drain rate r application process may be slow at reading from buffer sender won’t overflow receiver’s buffer by transmitting too much, too fast flow control

43 TCP43 TCP Flow control: how it works (Suppose TCP receiver discards out-of- order segments)  spare room in buffer = RcvWindow = RcvBuffer-[LastByteRcvd - LastByteRead]  Receiver advertises spare room by including value of Receive Window in segments  Sender limits unACKed data to Receive Window m guarantees receive buffer doesn’t overflow

44 TCP44 Βασικά για τον Ελεγχο Συμφόρησης Συμφόρηση: r informally: “too many sources sending too much data too fast for network to handle”  Διαφορετικό απο τον έλεγχο ροής (flow control) ! r manifestations: m lost packets (buffer overflow at routers) m long delays (queueing in router buffers)  a top-10 problem!

45 TCP45 Causes/costs of congestion: scenario 1 r 2 senders, 2 receivers r 1 router, infinite buffers r no retransmission r large queuing delays when congested r maximum achievable throughput unlimited shared output link buffers Host A in : original data Host B out Per-connection throughput: Number of receiver Connection sending rate Πολύ ωραία! μέγιστο throughput  Αλλά αυτό είναι πρόβλημα!

46 TCP46 Causes/costs of congestion: scenario 2 r 1 router, finite buffers r sender retransmission of lost packet finite shared output link buffers Host A in : original data Host B out ' in : original data, plus retransmitted data

47 TCP47 Causes/costs of congestion: scenario 2 r always: (goodput) r “perfect” retransmission only when loss: r retransmission of delayed (not lost) packet makes larger (than perfect case) for same in out = in out > in out  “costs” of congestion:  more work (retransmissions) for given “goodput”  unneeded retransmissions: link carries multiple copies of packet R/2 in out b. R/2 in out a. R/2 in out c. R/4 R/3 Original data + retransmissions Μαντεύει αν ο buffer ειναι γεμάτος ή οχι Retrx οταν ξέρει ότι το πακέτο θα χαθεί Κάθε πακέτο στέλνεται (κατά μέσο όρο) 2 φορές Πρώιμα timeouts

48 TCP48 Causes/costs of congestion: scenario 3 r 4 senders r multihop paths r timeout/retransmit in Q: what happens as and increase ? in finite shared output link buffers Host A in : original data Host B out ' in : original data, plus retransmitted data

49 TCP49 Causes/costs of congestion: scenario 3 Another “cost” of congestion:  when packet dropped, any “upstream transmission capacity used for that packet was wasted! HostAHostA HostBHostB o u t

50 TCP50 Γενικοί τρόποι αντιμετώπισης συμφόρησης  End-to-end congestion control: r no explicit feedback from network r congestion inferred from end-system observed loss, delay r approach taken by TCP  Network-assisted congestion control: r routers provide feedback to end systems m single bit indicating congestion (SNA, DECbit, TCP/IP ECN, ATM) m explicit rate sender should send at Two broad approaches towards congestion control: IP does not provide explicit feedback to the end systems end-to-end: τα 2 hosts που συμμετέχουν παρακολουθούν και ρυθμίζουν το ρυθμό κίνησης τους

51 TCP51 Chapter 3 outline r 3.1 Transport-layer services r 3.2 Multiplexing and demultiplexing r 3.3 Connectionless transport: UDP r 3.4 Principles of reliable data transfer r 3.5 Connection-oriented transport: TCP m segment structure m reliable data transfer m flow control m connection management r 3.6 Principles of congestion control r 3.7 TCP congestion control

52 TCP52 TCP congestion control: κεντρική ιδέα  Ο αποστολέας : r Μειώνει το sending rate με το να ελαττώνει το congestion window όταν ένα loss event εμφανίζεται r Και αυξάνει το sending rate, όταν η συμφόρηση μειώνεται  But how much should a sender reduce its congestion window ? LastByteSent- LastByteAcked ≤ min {Congestion Window, Receive Window} flow control timeout ή 3 όμοια ACKs συμφόρηση

53 TCP53 TCP congestion control: κεντρικά σημεία 1. Increase transmission rate (window size), probing for usable bandwidth, until loss occurs m additive increase: increase Congestion Window by 1 MSS every RTT until loss detected m multiplicative decrease: cut Congestion Window in half after loss 2. Slow start 3. Reaction to timeout events time

54 TCP54 TCP congestion control: additive increase, multiplicative decrease r Approach: increase transmission rate (window size), probing for usable bandwidth until loss occurs  additive increase: increase Congestion Window by 1 MSS every RTT until loss detected m multiplicative decrease: cut Congestion Window in half after loss time congestion window size Saw tooth behavior: probing for bandwidth Με την γραμμική αύξηση “διστακτικά” ελέγχει κατα πόσο η συμφόρηση έχει ελαττωθεί Λέγεται και congestion avoidance

55 TCP55 TCP Congestion Control: details r sender limits transmission: LastByteSent-LastByteAcked  CongWin (ignoring flow control here) r Roughly,  Congestion Window is dynamic, function of perceived network congestion How does sender perceive congestion? r loss event = timeout or 3 duplicate acks  TCP sender reduces rate ( Congestion Window ) after loss event three mechanisms: m AIMD m slow start m conservative after timeout events rate = CongWin RTT Bytes/sec

56 TCP56 TCP Slow Start  When connection begins, Congestion Window = 1 MSS m Example: MSS = 500 bytes & RTT = 200 msec m initial rate = 20 kbps  Διαθέσιμο bandwidth μπορεί να είναι >> MSS/RTT m Οπότε γρήγορα θέλομε να το αυξήσομε ώστε να φτάσομε το bandwidth που μπορούμε να πετύχομε r When connection begins, increase rate exponentially fast until first loss event Η αύξηση γίνεται κάθε φορά που λαμβάνεται ένα ACK σε πακέτα που έχει στείλει

57 TCP57 TCP Slow Start (more) r When connection begins, increase rate exponentially until first loss event:  double CongWin every RTT  done by incrementing CongWin for every ACK received r Summary: initial rate is slow but ramps up exponentially fast Host A one segment RTT Host B time two segments four segments

58 TCP58 Refinement: inferring loss  Διαφοροποιείται η αντίδραση εάν είναι timeout ή 3 όμοια ACKs  3 dup ACKs indicates network capable of delivering some segments  timeout indicates a “more alarming” congestion scenario Philosophy:

59 TCP59 Αντίδραση στα timeout γεγονότα  Διαφοροποιείται η αντίδραση εάν είναι timeout ή 3 όμοια ACKs r Εάν είναι 3-όμοια-ACKs: m Congestion window διαιρείται δια 2 και μετά αυξάνεται γραμμικά r Εάν όμως συμβεί timeout  Ο sender μπαίνει σε slow-start φάση m Congestion window = 1MSS m μετά αυξάνεται εκθετικά μέχρι να φτάσει το μισό της τιμής που είχει πριν το timeout, και μετά από αυτό το σημείο m αυξάνεται γραμμικά, όπως θα γινόταν μετά από ένα 3-όμοια-ACKs γεγονός

60 TCP60 Summary: TCP Congestion Control  When CongWin is below Threshold, sender in slow-start phase, window grows exponentially.  When CongWin is above Threshold, sender is in congestion-avoidance phase, window grows linearly.  When a triple duplicate ACK occurs, Threshold set to CongWin/2 and CongWin set to Threshold.  When timeout occurs, Threshold set to CongWin/2 and CongWin is set to 1 MSS.


Κατέβασμα ppt "TCP1 Μαρία Παπαδοπούλη Τμήμα Επιστήμης Υπολογιστών, Πανεπιστήμιο Κρήτης Χειμερινό εξάμηνο 2008-2009 Κεφάλαιa 3.5, 3.6, 3.7 των Kurose/Ross TCP ΗΥ335."

Παρόμοιες παρουσιάσεις


Διαφημίσεις Google