Reti - disi.unitn.itdisi.unitn.it/locigno/teaching-duties/reti/04_Transport-Layer.pdf · Reti...

Reti(già “Reti diCalcolatori”)

Illivello Trasporto:UDPeTCP

RenatoLoCigno

http://disi.unitn.it/locigno/teaching-duties/reti

Copyright

Reti- locigno@disi.unitn.it- LivelloTrasporto 2

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CreativeCommonsAttribuzione-Noncommerciale-Nonoperederivate2.5ItaliaLicense

Peridettagli,consultarehttp://creativecommons.org/licenses/by-nc-nd/2.5/it/

Servizi e protocolli di trasporto

r Fornisconolacomunicazionelogicatraprocessiapplicatividihost differenti

r Eseguononeisistemiterminalimlatoinvio:organizzaimessaggiinsegmenti elipassaallivellodirete

mlatoricezione:riassembla isegmentiinmessaggielipassaallivellodiapplicazione

Applicazione

trasportoretecollegamentofisico

Applicazione

trasportoretecollegamentofisico

Livello trasporto in Internet

• Dueprotocolliditrasportodibasealternativi:TCPeUDP• Modellidiserviziodiversi

o TCPorientatoallaconnessione,affidabile,controllodiflussoecongestione,mantienelostatodellaconnessione

o UDPnonconnesso,non-affidabile,senzastato• Caratteristichecomuni:

o multiplazioneedemultiplazione medianteleporteo rilevazione(noncorrezione)errorisuheader

• Altriprotocollisonoinfasedidefinizione/deployment:o SCTP(Stream ControlTransmission Protocol)o DCCP(Datagram Congestion ControlProtocol)o ...

Posizionamento e visione

• Illivellotrasporto,comequellodiapplicazione,nonhavisibilità dei dettagli della rete

• Lasemantica delprotocollo è end-to-endelaretevienetrattata comeuna scatola nera

• Loscopo “generale”delprotocollo è fornire unaastrazione dicomunicazione ai protocolli dilivelloapplicativo– attraversoserviziastrattidedicati(SAP– ServiceAccessPoint)– chiamatisocket ingergoInternet(trattatiaretiavanzate)

Reti - locigno@disi.unitn.it - Livello Trasporto 6

Visioned’insieme

Applicaz.

TCP/UDP

Applicaz.

TCP/UDP

datiapplicaz. datiapplicaz.gestioneend-to-enddellaconnessione

datiapplicaz.TCP

dati.TCPIP

L2 datiTCPIPL2 datiTCPIPL2 datiTCPIP

datiapplicaz.TCP

datiTCPIP datiTCPIP

datiTCPIP

Livelloditrasporto

• Fornisceuncanaleditrasportoend-to-end“astratto”tradueutenti,indipendentementedallarete

• Percompierequestoobiettivo,cometuttiilivelli,illivelloditrasportooffre,attraversodelleprimitive,deiserviziallivellosuperioreesvolgeunaseriedifunzioni

• Servizioffertiallivelloapplicativo:– connection-oriented affidabile

• periltrasferimentodeidativieneattivataunaconnessione• ognipacchetto(à segmento) inviatoviene“riscontrato”inmodoindividuale

– connectionless nonaffidabile• nonvieneattivatanessunaconnessione• inviodelletramesenzaattenderealcunfeedbackdalladestinazionesullacorrettaricezione

– seunatramavienepersanoncisonotentativiperrecuperarla

Funzioni svolte dal livello di trasporto

• Indirizzamentoalivelloapplicativo/multiplazione/demultiplazione– multiplazioneeindirizamento alivelloapplicativo– scartoPDUmalformateoconerrorinell’header

• Instaurazione,gestioneerilasciodelleconnessioni– sipreoccupadigestirelaconnessione,ovveroloscambiodi

informazioninecessarieperconcordarel’attivazionediuncanaledicomunicazione

• Recuperodeglierrori(suidati)– politicheimplementateeazionidasvolgereincasodierroreo

perditadisegmenti• Consegnaordinatadeisegmenti• Controllodiflusso

– azionepreventivafinalizzataalimitarel’immissionedidatiinreteasecondadellacapacitàend-to-enddiquesta

• Controllodellacongestione– azionidaintraprenderecomereazioneallacongestionedirete

Generalità

• GliindirizzidilivelloIPvengonoutilizzatiperl’instradamentodeipacchettiall’internodellareteeidentificanounivocamenteglihost sorgenteedestinazione

• Quandoilpacchettogiungealladestinazioneevienepassatoallivelloditrasportonasceunulterioreproblema:– poichésullivelloditrasportosi

appoggianopiùapplicazioni,com’èpossibiledistinguerel’unadall’altra?

• Siintroduceilconcettodiporta,chenonèaltrocheuncodicecheidentifical’applicazione

Livello 1

Livello 2

Trasporto: TCP - UDP

Appl.1 Appl.2 Appl.3

Indirizzamento: mux/demux

• Ildestinatariofinaledeidatinonèunhost maunprocessoinesecuzionesull’host

• L’interfacciatraprocessiapplicativiestratotrasportoèrappresentatadauna“porta”o numerointerosu16bito associazionetraporteeprocessio processiserverstandarde“pubblici”sonoassociatiaporta“bennota”,inferiorea1024(es:80perWWW,25peremail)

o processiclienteservernonstandardo“nascosti”usanounaportasuperiorea1024,nelcasodeiclient assegnatadinamicamentedalsistemaoperativo

• Ilnumerodiportapuòessere– statico(well known port)

• identificativiassociatiadapplicazionistandard(postaelettronica,web,ftp,dns,...)

– dinamico(emphemeral)• identificativiassegnatidirettamentedalsistemaoperativoalmomentodell’aperturadellaconnessione

• Laportasorgenteelaportadestinazionenonsonouguali• L’utilizzodelleporte,insiemeagliindirizziIPsorgentee

destinazione servonoperilmux/demx deidati• Flussooconnessione

– datidiunasingolacomunicazionelogica– unaapplicazionepuò usare più flussi

Indirizzamento: mux/demux

Indentificareunflusso

TCP/UDPIP

Destination portSource port

dati applicaz.

Vers IHL Total lengthFrag. Identification Flags Frag. Offset

Source address

TTL Protocol Header Checksum

Destination address

Options & Padding:

5-uplacheidentificala

connessione(eilconseguenteflusso)tradue

applicazioni

La5-upla{S-IP,D-IP,PROT,S-Port,D-Port}identificainmodo univocounflussoinqualsiasipuntodellarete...equindiancheall’interfacciatraprotocolloapplicativoeprotocollodi

trasportoinunhost

Formato dei segmenti UDP

• SourcePorteDestination Port[16bit]:identificanoiprocessisorgenteedestinazionedeidati

• Length [16bit]:lunghezzatotale(espressainbyte)deldatagramma,compresol’headerUDP

• Checksum [16bit]:campodicontrollocheservepersapereseildatagrammacorrentecontieneerrori

0 8 15 16 24 31

ChecksumLength

UserDatagramProtocol

• Protocolloditrasportoconnectionless nonaffidabile• Svolgesolofunzionediindirizzamentodelleapplicazioni(porte)• NONgestisce:

– connessioni;controllodiflusso– recuperodeglierrori(solorilevamento)– controllodellacongestione;riordinodeipacchetti

• Supportoditransazionisemplicitraapplicativieapplicazionireal-timechetolleranoperdite

• Un’applicazione che usa UDPdeve risolvere problemi diaffidabilità,perdita dipacchetti,duplicazione,controllo disequenza,controllodiflusso,controllo dicongestione

• StandardizzatoinRFC768

Tecniche ARQ e protocolli a finestra

• Perottenereaffidabilitàsiusanotecnichediritrasmissioneautomaticadelleinformazionicorrotteoperse– ARQ– Automatic Retransmission reQuest

• Ladecisione(automatica)seritrasmetterel’informazionevienepresainbaseaprotocollichesfruttanofinestreditrasmissioneericezione– stopandwait (finestrapariaunaunitàdati– PDU)– finestredidimensionefissa– finestrecondimensionevariabile

• Servonotecnicheper– rilevarelePDUerrate– rilevarelePDUmancanti

Checksum

Mittente:r Trattailcontenutodel

segmentocomeunasequenzadiinteridan bit

r checksum:somma(complementoa1)icontenutidelsegmento

r Ilmittenteponeilvaloredellachecksum nelcampochecksumdelsegmento

Ricevente:r calcolalachecksumdelsegmento

ricevutor controllaselachecksumcalcolata

èugualealvaloredelcampochecksum:mNo- errorerilevatom Sì- nessunerrorerilevatom Particolaripatterndierrori

possonosfuggire

Obiettivo: rilevaregli“errori”(bitalterati)nelsegmentotrasmesso

Protezione dagli errori

• bitdiparità(riconosceerroriinnumerodispari)

• codicearipetizione(decisioneamaggioranza:permettedicorreggereerrori)

0 1 1 0 1 0 1 0 00 1 0 0 1 0 1 0 1

0 1 1 0 1 0 1 00 1 1 0 1 0 1 00 1 1 0 1 0 1 0

• paritàdirigaecolonna(consentelacorrezionedierrorisingoli)

0 1 1 0 1 0 1 00 1 0 0 1 0 0 00 0 0 1 0 1 0 11 1 0 0 0 0 0 11 1 1 0 1 1 0 10 0 0 0 1 1 0 00 1 1 0 0 1 0 10 1 0 0 0 0 0 00 0 1 1 0 1 1 0

Protezione dagli errori

Stop and wait

• Iltrasmettitore:– inviaunaPDUdopoavernefattaunacopia– attivaunorologio(tempoditimeout)– siponeinattesadellaconfermadiricezione(acknowledgment- ACK)

– sescadeiltimeout primadell’arrivodellaconferma,ripetelatrasmissione

– quandoriceveunACK:• controllalacorrettezzadell’ACK• controllailnumerodisequenza• sel’ACKèrelativoall’ultimaPDUtrasmessaabilitalatrasmissionedellaprossimaPDU

Stop and wait

• Ilricevitore,quandoriceveunaPDU:– controllalacorrettezzadellaPDU– controllailnumerodisequenza– selaPDUècorrettaeinordineinvialaconfermadiricezione(ACK)elaconsegnaailivellisuperiori

– selaPDUèerrataofuorisequenzascartalaPDUenonfanulla(oinviaNACKsepossibile)

Stop and wait

Primobitdelpacchettotrasmesso,t=0Mittente Ricevitore

Ultimobitdelpacchettotrasmesso,t=L/R

ArrivailprimobitArrival’ultimobit,inviaACK

ArrivaACK,invia il prossimopacchetto,t=RTT+L/R

efficienza=L/R

RTT+L/RL=lunghezza delpacchetto (bit)R=capacità della rete(bit/s)

Finestre multi-PDU

• IlprotocolloStopandWait èpocoefficienteperchédopolatrasmissionediognisingolopacchettobisognaattenderelasuaconferma

• PermetterelatrasmissionedipiùdiunaPDUprimadifermarsiinattesadelleconfermemiglioraleprestazioni– TrasmissioneericezioneACKavvengonoin“pipeline”

• DevopoterriconoscerelePDUtrasmesse

Finestra di trasmissione

• LafinestraditrasmissioneWT è“laquantitàmassimadiPDUinsequenzacheiltrasmettitoreèautorizzatoadinviareinretesenzaavernericevutoriscontro(ACK)”

• Ladimensionedellafinestraèlimitatadallaquantitàdimemoriaallocataintrasmissione

• WT rappresentaancheilmassimonumerodiPDUcontemporaneamentepresentisulcanaleoinrete

Finestra di ricezione

• LafinestradiricezioneWR è“laquantitàdiPDUcheilricevitoreèdispostoadaccettareememorizzare”

• Ladimensionedellafinestraèlimitatadallaquantitàdimemoriaallocatainricezione

Finestra di trasmissione

pacchetticonfermati

pacchettitx einattesadiconferma

pacchettichepossono

esseretrasmessi

pacchettichenonpossonoancoraesseretrasmessi

Finestradiricezioneunitaria

pacchetticonfermati

pacchettoatteso I pacchettifuorisequenza

nonpossonoessereaccettatiSesiperdeunpacchettosideveritrasmetterel’interasequenzadiN=WT pacchetti

inviati(GoBackN)

pacchettichenonpossonoessereaccettatianchesecorretti

Finestradiricezionemaggiorediuno

pacchetticonfermati

pacchettoatteso

I pacchettifuorisequenzapossonoessereaccettatiinattesadiriceverequelloatteso.

Sesiperdeunpacchettosipuòritrasmetteresoloquellopersopurché

WR >=WT(Selective Repeat)

pacchettichepossonoesserememorizzatialricevitore

Semanticadeipacchettidiriscontro

• Lasemanticaassociataalpacchettodiriscontropuòessere:

– ACKindividuale(oselettivo):sinotificalacorrettaricezionediunpacchettoparticolare.ACK(n)significa“horicevutoilpacchetton”

– ACKcumulativo:sinotificalacorrettaricezionedituttiipacchetticonnumerodisequenzainferioreaquellospecificatonell’ACK.ACK(n)significa“horicevutotuttofinoadn escluso”

– ACKnegativo(NAK):sinotificalarichiestadiritrasmissionediunsingolopacchetto.NAK(n)significa“ritrasmettiilpacchetton”

• TrasmettitoreeRicevitoresidevonoaccordarepreventivamentesullasemanticadegliACK

Piggybacking

• Nelcasodiflussidiinformazionebidirezionali,èsoventepossibilescriverel’informazionediriscontro(ACK)nellaintestazionediPDUdiinformazionecheviaggianonelladirezioneopposta

• Sirisparmialatrasmissionediunpacchettoalivellorete

Finestra di ricezione > di 1

confermateeconsegnate

allivellosuperiore PDUattese

PDUfuorisequenzachenonpossonoessereaccettate

PDUdaconsegnare

allivellosuperiore

NumerazionePDU

• LanumerazionedellePDUèciclica:– kbitdinumerazione– numerazionemodulo2k

– WT +WR <2k

3bitdinumerazione

3Reti- locigno@disi.unitn.it- LivelloTrasporto 31

Selective Repeat

• Iltrasmettitore:– trasmettefinoadN =WT PDUsenzaricevereACK– perciascunainizializzauntimeout– quandoriceveunACKrelativoadunaPDUlatogliedallafinestraditrasmissioneetrasmetteunanuovaPDU

– sescadeuntimeout ritrasmetteselettivamentelaPDUrelativaall’ACK(ere-inizializzailtimeout)

– quandoritrasmetteunaPDUpuò• fermarsifinoaquandoharicevutol’ACKdiquestaPDU• continuareatrasmetterePDUnuoveseladinamicadellafinestraedegliACKrelativiallealtrePDUloconsente

Selective Repeat

• Ilricevitore:– riceveunaPDU– controllalacorrettezzadellaPDU– controllailnumerodisequenza– selaPDUècorrettaedinsequenzalaconsegnaallivellosuperiore

– selaPDUècorrettamanoninsequenza:• seèentrolafinestradiricezionelamemorizza• seèfuoridallafinestradiricezionelascarta

– inviaunACK• relativoallaPDUricevuta(ACKselettivi)• relativoall’ultimaPDUricevutainsequenza(ACKcumulativi)

Prestazioni protocolli a finestra

esempio:collegamentoda1Gbps,ritardodipropagazione15ms,pacchettida1kbyte:

Ttrasm= 8 kb/pacc109 b/sec = 8 microsec

Ø Umitt :utilizzo èlafrazioneditempoincuiilmittenteèoccupatonell’inviodibit

Ø Unpacchettoda1KBogni~30msecàthroughput di~33kB/secinuncollegamentoda1Gbps

Ø Ilprotocolloditrasportolimital’usodellerisorsefisiche!

Umitt =

30,008= 0,00027

L / RRTT + L / R

L (lunghezza del pacchetto in bit)R (tasso trasmissivo, bps) =

stop-and-wait

Primo bit del pacchetto trasmesso, t = 0

Mittente Ricevente

Ultimo bit delpacchetto trasmesso, t = L / R

Arriva il primo bitArriva l’ultimo bit, invia ACK

Arriva ACK, invia il prossimo pacchetto, t = RTT + L / R

Umitt =

30,008= 0,00027

L / RRTT + L / R

Finestra > 1 à Pipelining

Pipelining: ilmittenteammettepiùpacchettiintransito,ancoradanotificarem buffering deipacchettipressoilmittenteericeventeper

ritrasmissioni

Pipelining: aumento dell’utilizzo

Mittente Ricevente

Ultimo bit del primopacchetto trasmesso, t = L / R

Arriva il primo bit del primo pacchetto

Arriva l’ultimo bit del primo pacchetto,invia ACK

Arriva ACK, invia il prossimo pacchetto, t = RTT + L / R

Arriva l’ultimo bit del secondo pacchetto,invia ACKArriva l’ultimo bit del terzo pacchetto,invia ACK

Umitt =0,024

30,008= 0,0008

3 * L / RRTT + L / R

Aumento l’utilizzodiunfattore WT

Primo bit del primopacchetto trasmesso, t = 0

WT =3;

WT >3trasmetto3pacchetti primadifermarmi

TCP...finalmente

• Il“Transmission ControlProtocol”èunprotocolloafinestraconACKcumulativieritrasmissioniselettive

• Lafinestradiricezioneetrasmissionepossonoesserevariatedinamicamentedurantelacomunicazione– versioniepatchsuccessivelohannoresounodeiprotocollipiùcomplessidellasuitediInternet

• TCPèorientatoallaconnessione• Affidabile• Implementacontrollodiflusso• Cercadicontrollareiltrafficoiniettatoinfunzionedella

congestionenellarete

TCP: riferimenti bibliografici

• RichardStevens:TCPIllustrated,vol.1-2-3• RFC793(1981) :Transmission ControlProtocol• RFC1122/1123 (1989) :Requirements forInternetHosts• RFC1323(1992) :TCPExtensionsforHighPerformance• RFC2018(1996) TCPSelective Acknowledgment Options • RFC2581:TCPCongestion Control• RFC2582:TheNewReno Modification toTCP's FastRecovery

Algorithm• RFC2883:AnExtensiontotheSelectiveAcknowledgement(SACK)

OptionforTCP• RFC2988: ComputingTCP's Retransmission Timer• ...• ...

TCP: compiti

• Fornisceporteper(de)multiplazione• UnaentitàTCPdiunhost,quandodevecomunicareconun’entità

TCPdiunaltrohost,creaunaconnessionefornendounserviziosimileaduncircuitovirtualeo bidirezionale(fullduplex) o concontrollodierroreedisequenza

• Mantieneinformazionidistatoneglihost perogniconnessione• TCPsegmentaeriassembla idatisecondolesuenecessità:

• trattastream didati(byte)nonstrutturatidailivellisuperiori• nongarantiscenessunarelazionetrailnumerodiread equellodiwrite (buffertraTCPelivelloapplicazione)

Identificazione di connessioni

• UnaconnessioneTCPtradueprocessièdefinitadaisuoiendpoints(puntiterminali),univocamenteidentificatidaunsocket:o IndirizziIPhost sorgenteehostdestinazione

o NumeridiportaTCPhostsorgenteehost destinazione

• Nota:TCPoUDPusanoporteindipendenti

• Esempio:connessioneTCPtraporta15320host 130.192.24.5eporta80host 193.45.3.10

Vers IHL Total length

Frag. Identification Flags Frag. Offset

Source address

TTL Protocol Header Checksum

Destination address

Options & Padding:

Trasmettitore TCP

• Suddivideidatidell’applicazioneinsegmenti• UsaprotocolloafinestradinamicaconWT ≥ 1• Attivatimerquandoinviaisegmenti:

o segmentinonconfermatialloscaderedeltimer(Retransmission TimeOut - RTO)provocanoritrasmissioni

• StimaRTTperimpostareRTO• Calcolaetrasmettechecksum obbligatoriosuheader edati• Regolavelocitàcondimensionefinestra

o controllodiflussoecongestione

Ricevitore TCP

• Riordinasegmentifuorisequenzaescartasegmentierratio consegnastream ordinatoecorrettoalprocessoapplicativo

• InviaACKcumulativi• AnnuncianegliACKlospazioliberonelbufferdiricezioneper

controllarevelocitàtrasmettitore(controllodiflusso)

Ricevitore TCP

• Segmentocorrettoedinsequenza• Memorizza(edeventualmenteconsegnaallivellosuperiore)edinviaACKcumulativo

• Segmentoduplicato• ScartaedinviaACKrelativoall’ultimosegmentoricevutoinsequenza

• Segmentoconchecksum errato• ScartasenzainviareACK

• Segmentofuorisequenza• MemorizzaedinviaACKrelativoall’ultimosegmentoricevutoinsequenza(ACKduplicato)

TCP: generazione ACK

Eventi

arrivo segmento in ordine, inviato ACK correttamente per tutti segmenti precedenti

arrivo segmento fuori sequenzacon numero maggiore di quello atteso: vuoto rilevato

arrivo di segmento che riempie vuoti parzialmente o completamente

Azioni ricevitore TCP

invia ACK

invia ACK duplicato, indicando come numero di sequenza il prossimo byte che si attende di ricevere

ACK immediato, indicando come numero di sequenza il prossimo byte che si attende di ricevere

Throughput ottenibile

• Generico protocollo afinestra:lavelocità ditrasmissione inassenza dierrori è

o Connessioni “corte”ottengono banda maggiore aparità difinestra

• Perregolare velocità ditrasmissione posso agire suo roundtriptimeo dimensione finestra

time tripRoundione trasmissdi Finestra

Controllo di flusso

• TCPimpiegauncontrolloend-to-endbasatosucontrollodelladimensionedellafinestradeltrasmettitore:o evita che unhostveloce saturi unricevitore lentoo ilricevitoreimponeladimensionemassimadellafinestradeltrasmettitore,indicandonegliACKlafinestradiricezionedisponibile

o valoredinamicochedipendedall’allocazionedelsistemaoperativoedallaquantità didati ricevuti enonancora lettidall’applicazione

Controllo di congestione

• Deveevitarecheglihost nelloroinsiemesianotroppoaggressivisaturandolarete

• Nonpossotrasmetteresempreallavelocitàmassimaconsentitadalricevitore

• Selafinestraditrasmissioneè maggiore del valorepercuiilbitrateintrasmissionesuperacapacitàdelcollodibottigliao simemorizzanodatineibufferlungoilpercorso,ecresceroundtriptime

o siperdonodatineibufferdeinodiintermedi

LaPDUTCP

• LaPDUdiTCPèdettasegmento• Ladimensionedeisegmentipuòvariaredalsoloheader

(ACK,20byte)finoadunvaloremassimoMSS dipendentedallaMTUIP

• Ladimensionedelsingolosegmentodipendedallostreamdeilivellisuperiori

HEADER 20 B

VARIABLEDATA

LENGTH (0 - MSS)

0 4 8 16 19 24 32

Source Port Destination Port

Sequence Number

Acknowledgment Number

Checksum

Options

Window

Urgent Pointer

HLEN Resv Control flag

Padding

TCP header

Sequence Number

0 15 31

HLEN Resv. Receiver window

checksum Urgent Pointer

Source Port Number Dest Port Number

Identificanol’applicazionechestainviandoericevendodati.CombinaticonirispettiviindirizziIP,identificanoinmodounivocounaconnessione

TCP header

• Identifica,nellostream didati,laposizionedelprimobytedelpayload delsegmento

• Numerazioneciclicasu32bit• Ognidirezionedella

connessioneprocedeconnumeridisequenzadiversieindipendenti

0 15 31

Sequence Number

0 15 31

Sequence Number

Numero di sequenza più 1 dell’ultimo byte di dati ricevuto correttamente e in sequenza

Ovvero il prossimo byte che il ricevitore si aspetta di ricevere

Valido solo con ACK flagsettato

TCP header

Numeri di sequenza e di ack

Host A Host B

Utente preme tasto

‘C’

host confermaricezionedell’eco

‘C’

hostconferma ricezionedi ‘C’, ed invia echo

tempoEsempio di sessione telnet

0 15 31

Sequence Number Lunghezza dell’header in parole di 32 bit

TCP header

0 15 31

Sequence Number

RiservatI per usi futuri(es. ECN – ExplicitCongestion Notification)

TCP header

Gestioneconnessione • Seibitdiflag,unoopiùpossonoesseresettatiinsieme:o URG:urgentpointervalidoo ACK:numerodiackvalidoo PSH:forzapassaggiodatiapplicazione

o RST:resetconnessioneo SYN:synchronizeseq.No.Aperturaconnessione

o FIN:chiusuraconnessione

0 15 31

Sequence Number

HLEN Resv. Receiver windowflags

TCP header

0 15 31

Sequence Number

Numero di byte, a partire da quello nel campo di ACK, che il ricevitore è disposto ad accettare per controllo di flussoValore massimo rwnd65535 byte se non si usa l’opzione “window scale”

TCP header

Finestra e Throughput

• MassimaquantitàdidatiintransitoperRTT:o 16-bitrwnd = 64KBmax

• RTT=100msProdotto banda xritardo dato

BandaT1 (1.5Mbps) Ethernet (10Mbps) T3 (45Mbps) FastEthernet (100Mbps) STS-3 (155Mbps) STS-12 (622Mbps) STS-48 (2.5Gbps)

banda x ritardo18KB

122KB549KB1.2MB1.8MB7.4MB

29.6MB

0 15 31

Sequence Number

Checksum obbligatorio su header e dati, più pseudo-header che include indirizzi IP e tipo di protocollo (violazione del principio di stratificazione OSI)

TCP header

• Algoritmodichecksumo allineamentodiheader,datie

pseudo-header su16bito sommaincomplementoa1di

ognirigao siottienenumeroa32bit,che

sidivideinduepartidi16bito sommaincomplementoa1

delledueparti,inclusoilriporto

o inserisconell’header i16bitrisultanti

0 15 31

Sequence Number

TCP header

0 15 31

Sequence Number

Puntatore a “dati urgenti” nelcampo dati (es. ctrl-C in unasessione telnet).Offset rispetto al num. di seq.

Valido solo se flag URG èsettato

TCP header

Instraurazione della connessione

• L’instaurazionedellaconnessioneavvienesecondolaproceduradettadi“three-wayhandshake”

• lastazionecherichiedelaconnessione(A)inviaunsegmentodiSYN

• parametrispecificati:numerodiportadell’applicazionecuisiintendeaccedereeInitial Sequence Number (ISN-A)

• lastazionechericevelarichiesta(B)rispondeconunsegmentoSYN

• parametrispecificati:ISN-Beriscontro(ACK)ISN-A

• lastazioneAriscontrailsegmentoSYNdellastazioneB(ISN-B)

SYN(PortA,PortB,ISN-A)=x

SYNACK(PortB,PortA,ISN-B=Y,ACK=x+1)

ACK(PortA,PortB,ACK=y+1

Come si calcola MSS

• MSSdipendedallaMTU(MaximumTransferUnit)dellivelloIP,cheasuavoltadipendedallivelloData-LinkdelcollegamentoconMTUpiùpiccolalungoilpercorso

• PurtroppononesistonomeccanismidisegnalazionepercomunicareMSS

• TCPpuòcercaredistimarelaMTUminimaconunmeccanismodi“trialanderror”

• Provasegmentisemprepiùgrossifinoaquandounovienescartatoperdimensioneeccessivaeildispositivochel’hascartatomandaunmessaggioICMP(v.livellorete)almittente

• ...purtropponontuttiidispositivirispondono...• Default:MSS=1460(1500tramaethernet– 40bytes diheaders)• Default“minimo”:MSS=536

TerminazionedellaConnessione

• Poichélaconnessioneèbidirezionale,laterminazionedeveavvenireinentrambeledirezioni

• Proceduraditerminazione“gentle”– lastazionechenonhapiùdatidatrasmettereedecidedichiuderelaconnessioneinviaunsegmentoFIN(segmentoconilcampoFINpostoa1eilcampodativuoto)

– lastazionechericeveilsegmentoFINinviaunACKeindicaall’applicazionechelacomunicazioneèstatachiusanelladirezioneentrante

• Sequestaproceduraavvienesoloinunadirezione(half close),nell’altrailtrasferimentodatipuòcontinuare(gliACKnonsonoconsideraticometrafficooriginato,macomerispostaaltraffico)

– perchiuderecompletamentelaconnessione,laproceduradihalf close deveavvenireanchenell’altradirezione

TerminazionedellaConnessione

FIN(PortA,PortB)

FINACK(PortB,PortA)

DATA()

ACK()DATA()

FIN(PortB,PortA)

FINACK(PortA,PortB)

TerminazioneconRST

• Laterminazione“gentle”è moltolenta ecomplessa,esi presta aattacchi DoS

• Lamaggior partedelle applicazioni moderne (soprattutto i grandiwebserver)terminano laconnessione conunsingolo RST

• RSTnasce come“disasterrecovery”perliberare lerisorse logicheincaso diimpossibilità dicomunicazione

• Sel’altroend-point dellaconnessionericeveRSTliberaancheluilerisorselogiche

RST(PortA,PortB)

Gestione del timeout

• Iltimeout (RTOà Retransimission TimeOut)indicailtempoentroilqualelasorgentesiaspettadiricevereilriscontro(ack)– nelcasoincuiilriscontrononarrivi,lasorgenteprocedeallaritrasmissione

• RTOnonpuòessereunvalorestaticopredefinito– iltempodipercorrenzasperimentatodaisegmentièvariabileedipende

• dalladistanzatrasorgenteedestinazione• dallecondizionidellarete• dalladisponibilitàdelladestinazione

– esempio:fattorinochedeveconsegnareunpaccoincittà• RTOdevedunqueesserecalcolatodinamicamentedivoltainvolta

– durantelafasediinstaurazionedellaconnessione– durantelatrasmissionedeidati

• IlcalcolodiRTOsibasasullamisuradelRTT(RoundTripTime)– RTT:intervalloditempotral’inviodiunsegmentoelaricezionedel

riscontrodiquelsegmento

Stima del Round Trip Time

• PoichéRTTpuòvariareanchemoltoinbaseallecondizionidellarete,ilvalorediRTT(SRTT,Smoothed RTT)utilizzatoperilcalcolodiRTOrisultaunastimadelvalormediodiRTTsperimentatodaidiversisegmenti

• Ilparametroαèregolabilee,asecondadeivaloriassunti,rendeilpesodellamisuradiRTTistantaneopiùomenoincisivo– seαà 0ilSRTTstimatorisultaabbastanzastabileenonviene

influenzatodasingolisegmentichesperimentanoRTTmoltodiversi– seαà 1ilSRTTstimatodipendefortementedallamisurapuntualedei

singoliRTTistantanei– tipicamenteα=0.125=(1/8)

SRTT = (1- α) SRTT + α RTT

RTT = valore del campione attuale di RTT SRTT = stima smoothed di RTT

Stima del Round Trip Time

• Tipicamenteb=0.25=(1/4)• LaRTTVARpuòancheesseremoltomaggiorediSRTT• Lasuastimausaunfiltromenostretto,percuilastimaèpiù

“reattiva”• ConosceremediaevarianzadiRTTserveaimpostare

correttamenteiltimeout diritrasmissione

RTTVAR = (1- b) RTTVAR + b |SRTT – RTT|

RTTVAR = stima smoothed della varianza di RTT

Stima di RTO

• RTO=SRTT+4RTTVAR

• LasorgenteattendeilRTTmedio(SRTT)piùquattro voltelasua varianza (RTTVAR)primadiconsiderareilsegmentopersoeritrasmetterlo

• Incasodiritrasmissione,ilRTOperquelsegmentovienericalcolatoinbaseadunprocessodiexponential backoff– seèscadutoilRTO,probabilmentec’è

congestione,quindimeglioaumentareilRTOperquelsegmento

– RTO-retransmission =2*RTO• RTOvieneriportatoalsuovalore“calcolato”senza

backoff dopolatrasmissionecorrettadiunsegmentonuovo

A Bsegm. X

ACKRTT

RTO’

segm. X+1

segm. X+3

segm. X+3ACK

segm. X+2

segm. X+4

segm. X+3

Esempio di stima di RTT:

RTT: gaia.cs.umass.edu e fantasia.eurecom.fr

1 8 15 22 29 36 43 50 57 64 71 78 85 92 99 106

tempo (secondi)

(milli

Campione RTT Stime di RTT

Stima di RTT e RTO

• RTOhaunvaloreminimo(normalmenteintornoa200ms)eunomassimo(normalmente60seoltre)

• Implementazionimoderneusanol’opzione“timestamp”perilcalcolodiRTT,maiprincipibasediadattamentoallecondizionidellareterimanelostesso:– vienestimatounvaloremedioeunadeviazionemediadiRTT– RTOvienecalcolatoinbaseaquestivalorimedi

• Nelleimplementazioni,inoltre,sitienecontodialtrifattorichepossonoinfluenzareilcalcolodiRTTediRTO:– esempio:ilRTTdeisegmentiritrasmessidovrebbeinfluenzareilSRTTequindiilRTO?

Congestione: generalità

• Incasodicongestionedellarete,acausadeibufferlimitatidegliapparatidirete,alcunisegmentipotrebberovenirepersi

• Laperditadeisegmentieilrelativoscaderedeltimeout diritrasmissioneèconsideratounsintomodicongestione– TCPnonhaaltrimezziperconoscerelostatodellarete

• Lasorgentedovrebbeessereingradodireagirediminuendoiltassodiimmissionedeinuovisegmenti

• Questareazionevienedetta“controllodellacongestione”– sidifferenziadalcontrollodiflussocheserveaevitareilsovraccaricodelricevitore

Congestione:cause

• Leritrasmissioni rischiano diessere inutili nel caso incuiipacchetti vengono buttati viapermancanza dirisorse

• Cos’è lacongestione ecomesi genera?• Congestione:lostato diuna reteincuiil traffico offerto η è

maggiore della capacità delal reteC– normalizzando ρ =η/Callora ρ >=1significa congestione

• Esempio disingolo collo dibottiglia

100 Mbit/sS2

...ricevitori

Cause/costi della congestione:1

r duemittenti,duedestinatari

r unrouterconbufferillimitati

r nessunaritrasmissione

• throughputmassimo

• ritardo“infinito”

Cause/costi della congestione: 2

r unrouter,bufferfinitir ilmittenteritrasmetteilpacchettoperduto

Buffer finiti e condivisi per i collegamenti in uscita

Host A lin : dati originari

Host B

l'in : dati originaripiù dati ritrasmessi

r Quattromittentir Percorsimultihopr timeout/ritrasmissione

D: Che cosa accade quando e aumentano?l

Host Alin : dati originari

Host B

l'in : dati originaripiù dati ritrasmessi

Buffer finiti e condivisi per i collegamenti in uscita

Unaltro“costo”dellacongestione:r Quandoilpacchettovienescartato,lacapacitàtrasmissiva

utilizzatasuicollegamentiperinstradareilpacchettorisultasprecata!

Host A

Host B

Approcci al controllo della congestione

Controllodicongestioneend-to-end:r nessunsupportoesplicito

dallareter lacongestioneèdedotta

osservandoleperditeeiritardineisistemiterminali

r metodoadottatodaTCP

Controllodicongestioneassistitodallarete:r irouterfornisconoun

feedbackaisistemiterminalim unsingolobitperindicarela

congestione(SNA,DECbit,TCP/IPECN,ATM)

m comunicareinmodoesplicitoalmittentelafrequenzatrasmissiva

Congestion Window

• Incasodicongestioneilcontrollodiflussorallentalasorgente– selareteècongestionata,arriverannomenoriscontriequindiiltassodiimmissionediminuisceautomaticamente

• Ladimensionedellafinestraè ottimale?No!

• Soluzioneperilcontrollodellacongestioneà variaredinamicamenteladimensionedellafinestraditrasmissione– ladimensionedellafinestranonèdecisaaprioriestatica,masiadattaallesituazioni(stimate)dicarico

– talefinestrascorrevoleevariabilevienedenominata“congestion window”(CWND)

Esempio

111213141516

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18

Algoritmi di controllo della congestione

• Esistonodiversialgoritmicheregolanolacrescitadellafinestra(CWND)inassenzadiperdite

• Iduealgoritmibasesono:– SlowStart– Congestion Avoidance

• Esistonoduealgoritmi(eunaopzione)peraumentarel’efficienzadiTCPincasodiperdita(alpostodelRTO)– FastRetransmit– FastRecovery– SACK(opzione)

Slow Start e Congestion Avoidance

• SlowStart– perciascunriscontroricevutolaCWNDaumentadiMSSàquandosiriceveunriscontro,sitrasmettonoduenuovisegmenti(seCWNDrimanefissasenetrasmette1solo)

– l’evoluzionedellaCWNDhaunandamentoesponenzialeconbaseRTT

• alprimoRTTlaCWND=1,ricevutoilriscontroCWND=2,ricevutiidueriscontriCWND=4,...

• Congestion avoidance– perciascunriscontroricevuto,lafinestraaumentadiMSS/CWND– questoimplicacheadogniRTT,incuisiricevonounnumerodiriscontripariallaCWND,laCWNDaumentadiunsegmento

– l’evoluzionedellaCWNDhaunandamentolineareneltempo

Slow Start e Congestion Avoidance

• Durantelafase SSalla ricezione diogni ACKvalido enonduplicato

CWND=CWND+MSS

• Durantelafase CAalla ricezione diogni ACKvalido enonduplicato

CWND=CWND+MSS/CWND

Esempio: Slow Start

tempoRTT

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

7...10

11......18

NOTA: per semplificare la rappresentazione grafica, si assume che i segmenti vengano generati e trasmessi tutti nello stesso istante e i corrispettivi riscontri vengano ricevuti di conseguenza tutti insieme dopo un tempo pari a RTT (supposto costante)

Esempio: Congestion Avoidance

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

A B567

1213141516

5 6 7 8 9 10 11 12 13 144 15 16 17 18 18

tempoRTT

Evoluzione della CWND

• Congestion Window (CWND)– dimensionedellafinestra(espressainbyteoinnumerodisegmenti)di

trasmissione• Receiver Window (RECWND)

– dimensionedellafinestradiricezione(espressainbyteoinnumerodisegmenti)annunciatadalladestinazione;èillimitemassimochelaCWNDpuòassumere

• SlowStartThreshold (SSTHRESH)– dimensionedellafinestra(espressainbyteoinnumerodisegmenti)

raggiuntalaquale,invecediseguirel’algoritmodiSlowStart,siseguel’algoritmodiCongestion Avoidance

• RTT:tempotrascorsotral’inviodiunsegmentoelaricezionedelriscontro;incondizionidistabilitàdellareteedelcarico,RTTrimanepressochécostante

• RTO:tempochelasorgenteaspettaprimadiritrasmettereunsegmentononriscontrato

Evoluzione della CWND

• L’algoritmocheregolaladimensionedellaCWNDèilseguente:– all’iniziodellatrasmissionesipone

• CWND=1segmento(ovverounnumerodibytepariaMSS)• SSTHRESH=RCVWNDoppureSSTHRESH=RCVWND/2(dipendedalleimplementazioni)

– laCWNDevolvesecondol’algoritmodiSlowStartfinoalraggiungimentodellaSSTHRESH

– raggiuntalasogliaSSTHRESH,ladimensionediCWNDèregolatadall’algoritmodiCongestion Avoidance

– lafinestracrescefinoalraggiungimentodiRCVWND

Evoluzione CWND senza perdite

• SlowStart+CongestionAvoidance+RCWND

t[RTT]

CWND[#se

RCWND=12

SSHRT=RCWND/2=6

Throughput

• Abbiamovistocheilthroughput diunprotocolloafinestra(fissa)èdatodallaformula

Thr [bit/s]=DF[byte]*8/T[s]• doveTèladuratadellatrasmissioneeDFladimensionedellafinestra

• Eperunprotocolloafinestravariabile?• Dipenderàdallafinestraistanteperistanteequindinellungoperiodo

dall’integraledellafinestraneltempo

Thr [bit/s]= ⎰DF(t)dt

Throughput

• PeraverebuoneprestazionièfondamentalecheTCPmantengalagiustadimensionedellafinestra

• SeRCVWNDètroppograndeipacchettisiaccumulanoneibufferdellareteaumentandoRTT...equindiladuratadellaconnessionepertrasferireunadataquantitàdidati

• Questaèunaformadicongestion control• Funzionamoltobenequandoilcollodibottigliaèillinkal

trasmettitore:ipacchettisiaccumulanonelSOdell’host cherappresentaunbuffermoltogrande

• Cosaaccadeincasodicongestioneeperdite?

Recupero delle perdite

• TCPrecuperaleperditeconduemeccanismi• ScadenzaRTO• Ricezionedi3ACKduplicati(4ACKuguali)-->FastRetransmit• InognicasoTCPritrasmetteilpacchettoperso(ilprimodellafinestra

percostruzione)egliACKcumulativigarantisconocheilmeccanismosiaditiposelective-repeat.

• SescadeRTOTCP“ricominciadacapo”(manonsicomportamaicomeGoBackN,perchéRCWND>=TXWND

• SesiusaFastRetransmit TCPloabbinaaunmeccanismochesichiamaFastRecovery ilcuiscopoè dimezzare lafinestra almomentodella perdita eentrare incongestionavoidance

• Vediamo i diversi casi indettaglio ...

Recupero con RTO

AllascadenzadiRTOTCP:1. RTO=RTO*2;SSHTHR=CNGWND/22. CNGWND=MSS(1segmento)3. Ritrasmetteilprimosegmentodellafinestra4. Attendediriceverel’ACK5. Quando(ese)riceveACK:WLow =(ACKNumber)6. Se(ACKNumber)>WUp

ricominciafunzionamentonormaleAltrimenti

ritrasmetteunsegmentoricominciandodalpunto37. SescadeRTOricominciadalpunto1.per10volte;eperulteriori

6voltesenzaincrementareRTO...poisiarrende

RecuperoconRTO

A B1011121314

ignoreIgnoreignore

RagioniamoasegmentiWLow =10;CNGWND=5;WUp =14FaseCongestion AvoidanceSegmentopersoNo.11

A11 DupACKA11 DupACKA11 DupACK

A11 DupACK

ignore

LafinestraNONcresceperchénonsono stati ricevuti CNGWNDACK

~~ ~~RTO Expires Ret 11

RTO = RTO*2A16

Fine recupero 16

WLow =16;CNGWND=1;WUp =16SSTHR=5*MSS/2Riparteinslowstart

RecuperoconRTO

Dinamicadellafinestra:RTT=20ms;RTO=200ms;RCWND=40segmenti(~64K)

LafinestrainquestasliderappresentailnumeroeffettivodisegmentiinviatinelRTT

t[RTT]

CWND[#se

SSHRT=2.5

121218

RTO=10RTT

Civogliono18RTTperché CNGWNDritorni alvalore di5segmentiSelafinestra è più grande eil rapporto RTO/RTTmaggiore ...lecose vanno ancora peggio

segmentoritrasmesso

RecuperoconRTOperditemultiple

Dinamicadellafinestra:RTT=20ms;RTO=200ms;RCWND=40segmenti(~64K)SecondaperditaquantoCNGWNDharaggiunto8segmentiLafinestrainquestasliderappresentailnumeroeffettivodisegmentiinviatinelRTT

t[RTT]

CWND[#se

SSHRT=2.5

121218

RTO=10RTT

SSHRT=4

RTO=10RTT

Inpresenzadiperditeilfunzionamentoè una sequenzaditrasmissioni “burst”seguite dailunghi silenzi dell’RTO

Recupero con Fast Retransmit

Quandovengonoricevuti3ACKduplicati:1. SSHTHR=CNGWND/22. CNGWND=MSS(1segmento)3. Ritrasmetteilprimosegmentodellafinestra4. Attendeescarta(ignora)tuttiiDupACK successivi5. Quando(ese)riceveACKnonduplicato:WLow =(ACKNumber);

WUp =WLow +CNGWND6. Se(ACKNumber)>WUp

ricominciafunzionamentonormaleAltrimenti

ritrasmetteunsegmentoricominciandodalpunto37. SescadeRTO(es.perditasegmentoritrasmesso)sicomporta

comeconrecuperoconRTOReti - locigno@disi.unitn.it - Livello Trasporto 98

RecuperoconFastRetransmit

A B1011121314

Dup ACK 1Dup ACK 2Dup ACK 3

A11 DupACK

ignore

Ret 11

Fine recupero16

WLow =16;CNGWND=1;WUp =16SSTHR=5*MSS/2Riparteinslowstart

RecuperoconFastRetransmit

t[RTT]

CWND[#se

SSHRT=2.5

CNGWNDritorna alvalore di5segmenti in“soli”8RTT.Seleperdite sono casuali,comunque TCPnonriesce amantenere una finestra eunthroughputelevati

segmentoritrasmesso.I 3dupACKimpieganomeno diunRTT(perdefinizione)

Dinamicadellafinestra:RTT=20ms;RTO=200ms;RCWND=40segmenti(~64K)SecondaperditaquantoCNGWNDharaggiunto8segmentiLafinestrainquestasliderappresentailnumeroeffettivodisegmentiinviatinelRTT

t[RTT]

CWND[#se

SSHRT=2.5

121015

SSHRT=4

Inpresenzadiperditeilfunzionamentoè una sequenzadifasi dicrescita della finestraseguite dauna caduta a“zero”

Recupero con Fast Retransmit / RTO

• UsandoisemplicimeccanismidiRTOeFastRetransmit TCPimplementaritrasmissioneselettiva

• PuòrecuperareunsegmentopersociascunRTT• RTOèmoltoinefficiente• FastRetransmit miglioraefficienza,mailfunzionamentocontinuaad

essere“asinghiozzo”• Idea:anziché“ricominciaredacapo”sipuòentraredirettamentein

congestion avoidance mettendoCNGWND=SSTHR• Peròsenzaaltriaccorgimentisirischiadiritrasmetteresegmentigià

ricevuti

Fast Recovery

• L’ideadibaseèquelladiottenereuna“oscillazione”diCNGWND“adentedisega”dimezzandolafinestraincasodiperditeeincrementandolalinearmentequandononcisonoperdite

• Bisognaevitareritrasmissioni• Bisognaevitaretimeout• Sarebbemeglioevitarel’attesadiunRTTsesicontinuanoaricevere

ACKduplicati

t[RTT]

CWND[#se

perdite

Recupero con Fast Recovery

Quandovengonoricevuti3ACKduplicati:1. SSHTHR=CNGWND/22. Ritrasmetteilprimosegmentodellafinestra3. CNGWND=SSHTHR+3MSS(3Dup ACKricevuti);selafinestralo

consenteinvianuovisegmenti4. PerogninuovoDup ACKCNGWND=CNGWND+MSSeinviaun

nuovosegmentoselafinestraloconsente5. Quando(ese)riceveACKnonduplicato:WLow =(ACKNumber)

Recupero con Fast Reovery

1. Se(ACKNumber)>WUpCNGWND=SSHTHRricominciafunzionamentonormaleincongestion avoidance

AltrimentiritrasmetteunsegmentorimaneinFastRecoveryriprendendodalpunto4,aquestopuntogliACKduplicatisiriferisconoalsecondosegmentoritrasmesso

2. SescadeRTO(es.perditasegmentoritrasmesso)sicomportacomeconrecuperoconRTO

RecuperoconFastRecovery

A B1011121314

Dup ACK 1Dup ACK 2Dup ACK 3

A11 DupACK

Ret 11

CNGWND=CNGWND+1trasmettenuovosegmento

WLow =10;WUp =16SSTHR=5*MSS/2CNGWND=SSHTR+3Nonpuò trasmetterenuovi segmenti Fine recupero

CNGWND=SSTHRtrasmettenuovosegmentoCNGWND=CNGWND+MSS/2=3trasmette2nuovisegmenti

A19A20

A21A22

RecuperoconFastRecovery

t[RTT]

CWND[#se

SSHRT=2.5

CNGWNDritorna alvalore di5segmentisempre in8RTT,maconFastRecoveryhatrasmesso 3segmenti inpiù nello stesso tempo

segmentoritrasmesso

CNGWND=SSTHR+3=5nonconsente diinviarenuovi segmenti

Nuovo DupACKricevutoCNGWND=CNGWND+1invia unnuovo segmento (17)

Recupero perdite: riassunto

• RTOimplementaritrasmissioniselettive,funzionasempre,masprecamoltissimerisorse(tempo)

• FastRetransmit abbatteiltempodirecupero,consentedirecuperareunsegmentoperRTT(anzichéRTO),maèancorapiuttostoinefficiente

• FastRecovery èmoltocomplessoecisonocasiincui...siinceppaàRTO

• QuandofunzionacorrettamenteFastRecovery sostienelatrasmissionedinuovipacchettimentrerecuperaquellipersi.

Crescita finestra

• LostandardprevedechelafinestrainCAcrescalinearmenteconRTT• Diverseimplementazioninonrispettanoquestaindicazione• Linuxà TCPCubic• Windowsà TCPCompound• Ilrisultatoè...unpo’dicaosinrete(ancora?!?!)

• TCPdovrebbecontrollarelacongestioneedessereancheequo• Abbiamogià visto che inrealtà dipende daRTT• Condiverse“logiche dicrescita della finestra è ancora peggio

Implementazioni nonstandard

• TCPCUBIC(Linux)

• TCPCompound(MSWindows)

Equità: seKsessioniTCPcondividonolostessocollegamentoconampiezzadibandaR,cheèuncollodibottigliaperilsistema,ognisessionedovràavereunafrequenzatrasmissivamediapariaR/K.

ConnessioneTCP 1

Capacità delrouter R,il collo di bottigliaConnessione

Equità diTCP

TCPè equo?Dueconnessioniinconcorrenzatraloro:r L’incrementoadditivodeterminaunapendenzaparia1,all’aumentaredel

throughoutr Ildecrementomoltiplicativoriduceilthroughput inmodoproporzionale

Condivisione della stessaampiezza di banda

Throughput della connessione 1

congestion avoidance: incremento additivoperdita: riduce la finestra di un fattore 2

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