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VorlesungMarkus Brückner
Mobilkommunikationsnetze- Transmission Control Protocol -
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Überblick TCP
● Verbindungsorientiert
– Datentransport erst nach Verbindungsaufbau möglich
– 1:1-Beziehung zwischen Endsystemen
● Zuverlässig
– Auslieferungsgarantie durch Automatic Repeat Request (ARQ)
● Stromorientiert
– Applikationen sehen durchgehenden Bytestrom statt einzelner Pakete
– Reihenfolgegarantie für Bytes im Strom
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Paketformat
Source Port (16 Bit) Destination Port (16 Bit)
Sequenznummer (32 Bit)
Acknowledgement-Sequenznummer (32 bit)Headerlänge reserviert Flags (6 Bit) Window Size (16 Bit)
Prüfsumme (16 Bit) Urgent Pointer (16 Bit)
Optionen (soweit vorhanden)
DatenURG: Urgent Field PointerACK: Acknowledgement Sequence beachtenPSH: Push Function - Daten sofort übertragenRST: Verbindung abbrechenSYN: Sequenznummern synchronisieren (Verbindungsaufbau)FIN: keine weiteren Daten (Verbindungs- abbau)
Prüfsumme: Einerkomplementsumme
12 Byte IP-Pseudo-Header+TCP-Header+Daten)
Falsche Checksumme → Paketverwerfen. Wiederholung durch
ARQ sichergestellt
Fenstergröße (Anzahl anBytes, die der Empfänger
empfangen kann, Puffergröße)
Bestätigung der Gegenseite fürempfangene Daten (nächsteerwartete Sequenznummer)
Nummer des ersten Bytesdieses Segmentes innerhalb
des Bytesstromes
BestimmtVerbindungsendpunkt
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Verbindungsaufbau
Client Server
Active open Dreiwege-Handshake
Segment 2:SYN, ACK + ISN + Optionen
(bspw. MSS)
Segment 3: ACK
Verbindung offenDatentransfer
Passive open
Active close
Segment 1:SYN + ISN + Optionen
(bspw. MSS)
Anwendung schließtVerbindung
→ Segment 1: FIN
Passive close
EOF an Applikation
Segment 2: ACKApplikation kann noch
Daten senden
Schließen auf ServerseiteSegment 2:
→ Segment 3: FINSegment 4: ACK
Half-close #1
Half-close #2
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TCP: Maximum Segment Size (MSS)
● Problem: Fragmentierung von TCP-Segmenten steigert Verlustrate → erhöhter Aufwand zur Neuübertragung
● Lösung: 1 TCP-Segment = 1 IP-Paket → MSS
● Idee:
– MSS wird von jedem Teilnehmer im Verbindungsaufbau gesendet → kann für beide Richtungen unterschiedlich sein
– Gegenüber sendet Segmente <= MSS
– normalerweise: abgeleitet von MTU des L2 (weitere Grenzen möglich)
– ggf. Anpassung auf Basis von Path MTU Discovery
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Client ServerAnwendung
TCP
IP
Link Layer
Verbindungsanforderung
SYN, MSS=536TCP Verbindungs-
aufbau
MSS = 536 minus TCP header = 20
minus IP header = 20
MTU = 576 (bspw. Modem)
MSS = 1460
minus TCP header = 20
minus IP header = 20
MTU = 1500 (bspw. Ethernet)
SYN, ACK, MSS=1460
TCP: Maximum Segment Size (MSS)
Passendes Interface finden
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TCP: Acknowledgements
● jedes ACK bestätigt alle Segmente bis zu dieser Stelle
● neues ACK für jedes Segment in der richtigen Reihenfolge
Sender Router Router Empfänger38 37 36
34 35
xx
yy
Segment xx
ACK für Segment yy
33
39
36
35
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TCP: Delayed ACKs
● ACK-Anzahl reduzieren durch Verzögerung bis
– weiteres Segment empfangen wurde
– Timer abläuft (typisch: 200 ms)
Sender Router Router Empfänger38 37 36
34
xx
yy
Segment xx
ACK für Segment yy
39
36
35
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TCP: Duplicate Acks
● Bei Empfang eines außerplanmäßigen Segments: letztes planmäßiges Segment erneut bestätigen→ Fehlerindikator
● Beispiel Paketverlust
Sender Router Router Empfänger36 35
xx
yy
Segment xx
ACK für Segment yy
37
34
3334
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TCP: Duplicate Acks
● Beispiel Paketvertauschung
● unterschiedliche Dup-ACK-Muster
– Einzeln: Paketvertauschung
– Serie: wahrscheinlich einzelner Paketverlust
Sender Router Router Empfänger36 34
xx
yy
Segment xx
ACK für Segment yy
37
34
3335
36
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TCP: ARQ
● Detektion von Paketverlusten durch Timeout
– Stellen eines Timers für gesendetes Segment x
– Senden von n-1 weiteren Paketen (Fenstergröße n)
– bei Ablauf des Timers: Neuübertragung ab x→ go-back-N ARQ
● Berechnung des Retransmission Timeouts (RTO)(RFC 6298)
– SRTT=gewichteter Mittelwert von RTT, RTTVAR = mittlere Abweichung von SRTT, G = Auflösung d. Systemtimers, K = Gewichtung RTTVAR (oft: K = 4)
RTTVAR ← (1−β)⋅RTTVAR+β⋅∣SRTT−RTT∣SRTT ← (1−α)⋅SRTT +α⋅RTTRTO ← SRTT +max (G ,K⋅RTTVAR)
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TCP: ARQ - Exponential Backoff
● Problem: zu viele Neuübertragungen verstopfen bereits überlastete Router im Netz
● Lösung: Verdoppelung RTO bei aufeinander folgenden Timeouts
– Einschränkung des Maximums möglich, min. 60 s, in der Realität meist deutlich mehr
● Vorteil: löst Probleme mit Überlast
● Nachteil: ggf. lange Timeouts bis Erholung bei kurzzeitigen Linkunterbrechungen (bspw. Satellitenübertragung)
T 1=RTO ,T 2=2⋅T 1 ,T 3=2⋅T 2 ,…
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TCP: ARQ – Fast Retransmit
● Problem: Timeout bei einzelnen verlorenen Pakete zu lang → ineffizient
● Idee: mehrere DUP-ACK mit gleicher Nummer deuten auf Einzelverlust hin→ sofortige Neuübertragung des betreffenden Segments (selective repeat ARQ)
● Beispiel: Segmente 33, 35, 36 ausgeliefert → 3 DUP-ACK für 34 → sofortige Neuübertragung, statt Timeout
● Nachteil: unnötige Neuübertragung, wenn Pakete stark umsortiert → zuverlässig nur mit „nahezu reihenfolgetreuen“ unteren Schichten
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TCP: ARQ - Selective ACK
● Problem: Cumulative ACKs können nur durchgehende Datenbereiche bestätigen → bei einzelnem Paketverlust ggf. unnötige Übertragung mehrerer Segmente
● Idee: Selective ACKs (RFC 2018) erlauben Bestätigung unzusammenhängender Bereiche
– Bestätigung durch SACK-Blöcke (von x bis y) in TCP Option Header
– Neuübertragung nur fehlender Segmente
– nur möglich, wenn beidseitig unterstützt → Aushandlung während Verbindungsaufbau
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TCP: Flow Control – Sliding Window Protocol
● Übertragungsfenster: mögliche Größe ohne ACK zu übertragender Daten
– Beispiel: Window Size = 10 kB → 10 kB Daten können „auf Verdacht“ vom Sender losgeschickt werden (auch in mehreren Segmenten)
● Fenstergröße ist Minimum aus
– Receive Window Size: vom Empfänger in jedem ACK bekannt gegeben, bestimmt von der Größe des Empfangspuffers
– Congestion Window: laut Slow-Start-Algorithmus aktuell zulässige Anzahl unbestätigt übertragener Segmente
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TCP: Flow Control – Sliding Window Protocol
● Optimale Fenstergröße: W = Datenrate · RTT(Bandbreitenverzögerungsprodukt)
● Bestätigung frühestens nach RTT möglich→ Leitung ist „voll“, wenn während RTT ständig Daten nachfließen
● Datenmenge in RTT = Datenrate · RTT→ optimale Fenstergröße
Sender Empfänger
Daten
ACK
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TCP: Flow Control – Sliding Window Protocol
● Zu großes Übertragungsfenster
– Daten verbleiben im lokalen Puffer oder
– steigender Pufferfüllstand auf Routern (bei unterschiedlich schnellen Teilstrecken, bspw. WLAN – DSL - …)→ steigendes Delay→ mögliche Paketverluste
● Zu kleines Übertragungsfenster
– keine weiteren Daten zur Übertragung frei→ ungenutzte Übertragungskapazität
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TCP: Flow Control – Receive Window
● Freie Pufferkapazität im Empfänger
● bestimmt durch Entnahme von Daten seitens der Applikation
● Silly Window Syndrome
– voller Empfängerpuffer (→ RWIN = 0, Sender stoppt)
– Entnahme in kleinen Häppchen ( → RWIN sehr klein, Sender schickt angeforderte, kleine Datenmenge als ein Segment)
– → ineffiziente Übertragung durch großen Overhead (TCP-Header)
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TCP: Flow Control – Congestion Window
● Maximale Anzahl ohne ACK zu sendender Segmente
– Vermeidung von Überlast im Netzwerk
– faire Ressourcenverteilung ohne zentrale Steuerung
● 2 Phasen:
– Slow Start: Verdoppelung des Congestion Window (cwnd) mit jedem ACK bis Erreichen eines Schwellwerts (slow-start threshold, ssthresh)
– Congestion Avoidance: lineare Vergrößerung des cwnd um 1 MSS mit jedem ACK
● Theoretisch: Vergrößerung bis RWIN
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TCP: Flow Control – Congestion Window
0
2
4
6
8
10
12
14
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9
Time / RTT
cwn
d (
seg
me
nts
)
Slow Start
CongestionAvoidance
ssthresh
RWIN = 12
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TCP: Flow Control – Reaktion auf Paketverlust
● 2 Fälle:
– Timeout (ernsthaftes Problem im Netz)● Zurück auf Slow Start● Congestion Window = 1 MSS● Threshold auf halbe Fenstergröße vor Verlust (min. 2 MSS)
– DUP-ACK (Link i.O., einzelner Paketverlust)● Fast Retransmit (des fehlenden Segmentes, ab TCP Reno)● Fast Recovery
– ssthresh & cwnd auf halbe Fenstergröße vor dem Verlust– weiter mit Congestion Avoidance
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TCP: Flow Control – Slow Start nach Timeout
0
5
10
15
20
25
Time / RTT
cwnd (se
gm
ents
)
ssthresh = 8ssthresh = 10
cwnd = 20Timeout
cwnd = 1
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TCP: Flow Control – Fast Recovery
0
2
4
6
8
10
Time / RTT
cwn
d (
seg
me
nts
)
nach Fast Recovery
ssthresh = 4
≥3 Dupacks
cwnd = 8
cwnd = 4
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TCP: Flow Control - Heute
● TCP Vegas, New Reno, Hybla, QUBIC etc.
– Anpassung verschiedener Parameter an unterschiedliche Einsatzzwecke (mobil, hohe Latenz, ...)
– Beispiel CUBIC ( http://research.csc.ncsu.edu/netsrv/?q=content/bic-and-cubic):
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TCP: Probleme im mobilen Einsatz
● Annahme: Paketverlust = Stau im Netzwerk
– Staukontrolle mit Slow Start etc.
● Realität: Paketverlust viel häufiger aufgrund Fehler im Medium→ unnötiges Abregeln der Senderate
● Annahme: Jitter verhältnismäßig klein
– je nach Implementierung schwache Gewichtung neuer RTT-Werte
● Realität: je nach Medium (WLAN!) massiv schwankende Übertragungsverzögerung (bspw. durch ARQ auf Link Layer)
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Literatur
● W. Richard Stevens: „TCP/IP Illustrated Vol. 1: The Protocols“
● Standards: http://www.ietf.org oder http://www.rfc-editor.org
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