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Trasporto affidabile (principi) Di fondamentale importanza negli strati applicativi, di trasporto e di collegamento! Le caratteristiche del canale determinano.

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Presentazione sul tema: "Trasporto affidabile (principi) Di fondamentale importanza negli strati applicativi, di trasporto e di collegamento! Le caratteristiche del canale determinano."— Transcript della presentazione:

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2 Trasporto affidabile (principi) Di fondamentale importanza negli strati applicativi, di trasporto e di collegamento! Le caratteristiche del canale determinano la complessità del protocollo di trasporto affidabile – reliable data transfer (rdt)

3 Trasferimento affidabile (generalità) Mittente (sender) Ricevente (receiver) rdt_send(): chiamata da sopra, (es. app.). Dati da inviare udt_send(): chiamata da rdt per trasferire i dati sul canale non affidabile rdt_rcv(): chiamata quando un pacchetto arriva al lato ricezione del canale deliver_data(): invocata da rdt per consegnare i dati

4 Generalità (2) Sviluppo incrementale dei lati mittente e ricevente del protocollo affidabile (rdt) Flusso unidirezionale dei dati (per semplicità) –Flusso di controllo in entrambe le direzioni! Macchina a stati finiti (FSM) per modellare mittente e ricevente Stato 1 Stato 2 Evento che causa una transizione Azioni corrispondenti Stato: se in questo stato, lo stato successivo è determinato solo da evento Evento Azioni

5 Rdt1.0: canale affidabile ASSUNZIONE: Canale affidabile –Nessun errore sui bit trasmessi –Nessuna perdita di pacchetti FSM distinte per mittente e ricevente: –Mittente invia dati nel canale –Ricevente legge dati dal canale

6 Rdt2.0: canale con errori sui bit (no perdita pacchetti) Il canale non affidabile può invertire bit –Si ricordi: checksum UDP serve a individuare errori sui bit Domanda: come reagire agli errori (scoperti): –Acknowledgement (ACK): il ricevente comunica esplicitamente che pacchetto OK –Negative acknowledgement (NAK): il ricevente comunica esplicitamente che pacchetto ha avuto errori –Il mittente ritrasmette un pacchetto se riceve NAK Nuovi meccanismi in rdt2.0 (oltre rdt1.0 ): –Individuazione di errori –Riscontro del ricevente: messaggi di controllo (ACK,NAK) ricevente->mittente (ARQ)

7 rdt2.0: specifica della FSM FSM mittenteFSM ricevente

8 rdt2.0 in azione (no errori) sender FSMreceiver FSM

9 rdt2.0 in azione (errori) sender FSMreceiver FSM

10 rdt2.0 ha un difetto (flaw) fatale! Cosa succede se ACK/NAK corrotti? Il mittente non sa cosa è successo al ricevente! Cosa fare? Mittente riscontra ACK/NAK del ricevente. Cosa succede se questi ACK/NAK persi? La ritrasmissione potrebbe causare il reinvio di un pacchetto correttamente consegnato! Gestione duplicati: Il mittente aggiunge numero di sequenza (sequence number) a ciascun pacchetto Mittente ritrasmette pacchetto se ACK/NAK con errori Il ricevente distrugge (non consegna) pacchetti duplicati Il mittente invia un pacchetto e aspetta la risposta stop and wait

11 rdt2.1:(mittente): gestione errori negli ACK/NAK

12 rdt2.1 (ricevente): gestione errori negli ACK/NAK

13 rdt2.1: osservazioni Mittente: # seq per ogni pacchetto Due # seq. (0,1 – 1 bit) sono sufficienti. Perché? Controllo: ACK/NAK ricevuto è corrotto? Numero doppio di stati –Lo stato deve memorizzare se il pacchetto corrente ha # seq. 0 o 1 Ricevente: Necessità di verificare se un pacchetto ricevuto è duplicato –Lo stato indica se il # seq. atteso sia 0 o 1 –Ritrasmissione: stesso numero di sequenza in due pacchetti successivi –Altrimenti numero di sequenza diverso –Nota: il ricevente non sa se lultimo ACK/NAK spedito sia stato ricevuto senza errori dal mittente

14 rdt2.2: protocollo privo di NAK (NAK-free) Stesse funzionalità di rdt2.1, ma solo ACK Invece di un NAK, il ricevente invia ACK per lultimo pacchetto ricevuto correttamente Il ricevente deve esplicitamente includere nellACK # seq del pacchetto confermato ACK duplicato al mittente ha lo stesso significato di un NAK: ritrasmetti il pacchetto corrente FSM mittente !

15 rdt3.0: canale con errori e perdita Nuova assunzione: il canale può perdere pacchetti (dati o ACK) –checksum, # seq., ACK, ritrasmissioni non bastano D: come trattare la perdita? –Il mittente aspetta fino ad essere certo che il pacchetto sia andato perso, poi ritrasmette –Svantaggi? Approccio: il mittente attende per un intervallo ragionevole larrivo di un ACK Ritrasmette se un ACK non è ricevuto entro lintervallo Se il pacchetto (o ACK) solo ritardato (non perso): –La ritrasmissione sarà un duplicato, ma luso di # seq gestisce ciò –Il ricevente deve indicare il # seq del pacchetto riscontrato È necessario un timer

16 rdt3.0 mittente Nota: le ritrasmissioni avvengono alla frequenza del timer

17 rdt3.0 in azione

18 rdt3.0 in azione (cont.)

19 Prestazioni di rdt3.0 rdt3.0 funziona, ma le prestazioni non sono buone Esempio: link da 1 Gbps, ritardo prop. end-to-end 15 ms, pacchetto da 1KB: T trasm = 8Kb/pkt 10^9 b/sec = 8 microsec Fatt. Uso = U = = 8 microsec msec % di tempo mitt. occupato (busy) = –Pacchetto da 1KB ogni 30 msec -> throughput 33kB/sec su link da 1 Gbps!!!! –Il protocollo limita l uso delle risorse fisiche!

20 Protocolli con pipeline (pipelined) Pipelining: il mittente invia più pacchetti, senza attendere lacknowledgement dei pacchetti precedenti Lintervallo dei numeri di sequenza va aumentato –Buffering dei pacchetti al mittente e/o ricevente Sliding window: Go-Back-N, Selective Repeat

21 Go-Back-N Mittente: Numero di sequenza a k-bit nell header del pacchetto Finestra (window) di (max.) N, pacchetti consecutivi non confermati ACK(n): conferma tutti i pacchetti, fino a (e incluso) quello con numero di sequenza n - ACK cumulativo Timer unico per il blocco di pacchetti non confermati (in-flight) timeout(n): ritrasmetti il pacchetto n e tutti quelli con numero di sequenza più alto nella finestra

22 GBN: FSM estesa (mittente) Nota: timer associato alla variabile base

23 GBN: FSM estesa (ricevente) Ricevente semplice: Solo ACK: si invia sempre lACK per il pacchetto con numero di sequenza più alto (mod N) tra quelli correttamente ricevuti Si possono avere ACK duplicati –È sufficiente memorizzare expectedseqnum al lato ricevente Pacchetti non in ordine (out-of-order): –Getta (discard), nessun buffering al lato ricezione! –ACK per il pacchetto con numero di sequenza più alto tra quelli ricevuti in ordine

24 GBN in azione

25 Selective Repeat Il ricevente conferma singolarmente tutti i pacchetti correttamente ricevuti –Memorizza i pacchetti ricevuti per linvio in ordine verso gli strati superiori Il mittente ritrasmette solamente i pacchetti per cui non ha ricevuto acknowledgement –Il mittente ha un timer per ogni pacchetto non confermato Finestra del mittente –N numeri di sequenza consecutivi –Come con Go-Back-N si limita il numero di pacchetti trasmessi e non confermati

26 Selective repeat: finestre sender, receiver

27 Selective repeat (cont.) Dati dallalto : Se prossimo # seq. disponibile cade nella finestra invia pacchetto timeout(n): Rimanda pacchetto n, riavvia timer pacchetto n ACK(n) in [sendbase,sendbase+N]: Marca (mark) pacchetto n come ricevuto Se n = sendbase, avanza (slide) la base della finestra fino al più piccolo pacchetto non confermato Mittente n in [rcvbase, rcvbase+N-1] invia ACK(n) out-of-order: memorizza (buffer) in-order: consegna tutti I pacchetti in ordine, avanza rcvbase fino al prossimo pacchetto previsto n in [rcvbase-N,rcvbase-1]: ACK(n) Altrimenti: Ignora Ricevente

28 Selective repeat in azione

29 Selective repeat: dilemma Esempio: # seq.: 0, 1, 2, 3 Dim. Finestra (window size)=3 Il ricevente non nota differenze tra i due casi! Erroneamente considera il pacchettoduplicato come nuovo (a) Q: che relazione tra intervallo # seq. e dimensione finestra?

30 TCP: generalità RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581 Full duplex: –Flusso dati bi-direzionale sulla stessa connessione –MSS: Maximum Segment Size Connection-oriented: –handshaking (scambio di msg di controllo) inizializza gli stati di mitt. e ricev. prima dello scambio dei dati Controllo di flusso (flow control): –Il mittente non inonda (flood) il ricevente Punto-punto: –Un sender, un receiver Affidabile, stream di byte in ordine (in order): –no message boundaries Pipelining: –Dim. finestra dipende dal controllo di flusso e congestione di TCP Buffer invio & ricezione

31 Struttura dei segmenti TCP source port # dest port # 32 bit Dati (lunghezza variabile) sequence number acknowledgement number rcvr window size ptr urgent data checksum F SR PAU head len not used Opzioni (lunghezza variabile) URG: dati urgnti (di solito non usato) ACK: # ACK valido PSH: push data now (di solito non usato) RST, SYN, FIN: Controllo conness. (comandi di inst., abbattimento) # byte rcvr disposto ad accettare Si contano i byte di dati (non i segmenti!) Internet checksum (come in UDP)

32 # seq. e ACK in TCP Numeri di sequenza: –Numero del primo byte presente nel segmento ACK: –# seq del prossimo byte atteso dal lato remoto –ACK cumulativi –D.: come il ricevente tratta segmenti fuori ordine –R.: TCP non specifica, dipende dallimplementazione Host A Host B Seq=42, ACK=79, data = C Seq=79, ACK=43, data = C Seq=43, ACK=80 Lutente digita C host dà ACK di ricezione host dà ACK di ricezione, trasmette C Tempo Semplice scenario telnet

33 TCP: trasferimento affidabile Versione semplificata del sender, assumendo: wait for event Attesa evento evento: dati da applicazione evento: timeout per il segmento con # seq y evento: ricevuto ACK, con # ACK y Crea, invia segmento Ritrasmetti il segmento Processamento ACK Trasferimento uni- direzionale Nessun controllo di flusso e congestione

34 TCP – generazione degli ACK [RFC 1122, RFC 2581] Evento Arrivo segmento in ordine, nessun buco, tutti i segmenti precedeni confermati Arrivo segmento in ordine, nessun buco, un ACK ritardato in attesa Arrivo segmento fuori ordine, # seq maggiore di quello atteso, individuato buco Arrivo segmento che riempie un buco parzialmente o totalmente Azione del ricevente ACK ritardato. Attendi il prossimo segmento per al più 500ms. Se non arriva invia ACK Manda subito un ACK cumulativo Manda ACK duplicato, con numero sequenza del prossimo byte atteso ACK immediato se il segmento inizia allestremità inferiore del buco

35 TCP: possibili casi di ritrasmissione Host A Seq=92, 8 bytes data ACK=100 loss timeout Tempo Scenario 1: ACK perso Host B X Seq=92, 8 bytes data ACK=100 Host A Seq=100, 20 bytes data ACK=100 Seq=92 timeout Tempo Scenario2: timeout prematuro, ACK cumulativi Host B Seq=92, 8 bytes data ACK=120 Seq=92, 8 bytes data Seq=100 timeout ACK=120

36 TCP: Controllo del flusso Ricevente: informa esplicitamente il mitt. circa lo spazio ancora disponibile nei buffer –Campo RcvWindow nel segmento TCP Mittente: mantiene la quantità di dati trasmessi e non ancora confermati (unACKed), al di sotto del valore RcvWindow più recente Mitt. non riempie i buffer del ricevente inviando troppi dati troppo velocemente Controllo di flusso Buffering in ricezione RcvBuffer = dim. del buffer di ricezione TCP RcvWindow = spazio disponibile (spare) nel Buffer

37 TCP: Round Trip Time e Timeout D: come stabilire il valore di timeout? Almeno RTT –nota: RTT può variare Troppo breve: timeout prematuro –Ritrasmissioni superflue Troppo lungo: reazione lenta a perdita di segmenti D: come stimare il RTT? SampleRTT : tempo misurato tra invio di un segmento e arrivo dellACK corrispondente –Si ignorano le ritrasmissioni e i segmenti confermati da ACK cumulativi –SampleRTT varia rapidamente, si vuole una stima più costante –Si usa l insieme delle stime più recenti e non solo lultimo valore di SampleRTT (EstimatedRTT)

38 Generalità sul Controllo della Congestione Congestione: Informalmente: troppe sorgenti mandano dati troppo velocemente perché la rete possa smaltirle Controllo di congestione diverso dal controllo di flusso! Sintomi: –Pacchetti persi (overflow nei buffer dei router) –Lunghi ritardi (accodamento nei buffer dei router) Un problema di primaria importanza!

39 Cause/costi della congestione: scenario 1 Due mittenti, due riceventi Un router, buffer infiniti Nessuna ritrasmissione Grandi ritardi se congestione Throughput (ritmo di trasm.) massimo ottenibile

40 Cause/costi della congestione: scenario 2 Un router, buffer finiti Il mittente ritrasmette i pacchetti persi

41 Cause/costi della congestione: scenario 2 Senza perdita: (goodput) Ritrasmissione perfetta solo in caso di perdita: La ritrasmissione dei pacchetti ritardati (non persi) rende più grande di nel caso perfetto in out = in out > in out Costi della congestione: Più lavoro (ritrasmissioni) per un determinato rate effettivo Ritrasmissioni superflue: il link trasporta copie multiple del pacchetto

42 Cause/costi congestione: scenario 3 Quattro mittenti Cammini con più hop (salti) Timeout/ritrasmissione D: che succede se il traffico offerto da B cresce a dismisura?

43 Cause/costi congestione: scenario 3 (cont.) Un altro costo della congestione: Quando un pacchetto è scartato, tutta la banda usata per consegnarlo è stata sprecata

44 Controllo della congestione in TCP Controllo end-to-end Ritmo di trasmissione limitato da una finestra di congestione, Congwin, sul numero di segmenti: w segmenti, ciascuno con MSS byte inviati in un RTT: throughput = w * MSS RTT Byte/sec Congwin

45 Controllo della congestione in TCP (2) Due fasi –Slow start (avvio lento) –congestion avoidance (evitare la congestione) Variabili importanti: –Congwin –threshold: definisce la soglia di passaggio da una fase di slow start a quella di controllo di congestione successiva Stima della banda disponibile: –Idealmente: trasmissione al massimo ritmo possibile ( Congwin max. possibile) senza perdita –Aumenta Congwin fino alla perdita (congestione) –Perdita: decrementa Congwin, poi inizia nuovamente la stima (aumento)

46 TCP: Slow start Aumento esponenziale della dim. finestra (per RTT) Perdita: timeout (Tahoe TCP) e/o tre ACK duplicati (Reno TCP) Iniz.: Congwin = 1 for (each segment ACKed) Congwin=Congwin++ until (loss event OR CongWin > threshold) Algoritmo Slowstart Host A Un segmento RTT Host B Tempo Due segmenti Quattro segmenti

47 TCP: controllo della congestione /* slowstart is over */ /* Congwin > threshold */ Until (loss event) { every w segments ACKed: Congwin++ } threshold = Congwin/2 Congwin = 1 perform slowstart Controllo congestione 1 1: TCP Reno non fa slowstart dopo Ricezione di tre ACK duplicati

48 perché TCP è equo? Due sessioni contemporanee: Aumento additivo dà pendenza 1, quando il throughput cresce Decremento moltiplicativo diminuisce il throughput in modo proporzionale R R Suddivisione equa della banda Throughput connessione 1 Throughput connessione 2 Controllo congestione: incremento additivo Perdita: decr. Finestra di un fattore 2 Controllo congestione: incremento additivo Perdita: decr. Finestra di un fattore 2


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