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ARQUITECTURA Y SERVICIOS DE INTERNET© Fco. Javier Yágüez García

1

I. ARQUITECTURA TCP/IP1. Protocolo IPv6 (ICMPv6)2. IP móvil en IPv4 e IPv63. Transición de IPv4 a IPv64. Encaminamiento dinámico de unidifusión y MPLS5. Multidifusión IP6. Encaminamiento dinámico de multidifusión7. TCP: Servicios opcionales (confirmación selectiva o SACK)

y control de la congestiónUDP: Servicio no orientado a conexión para transmisiones multimediaen tiempo real

8. Parámetros de calidad de servicio, modelos de calidad de servicioy multimedia en tiempo real (RTP y VoIP)

II. SERVICIOS Y TECNOLOGÍAS DE SEGURIDAD EN INTERNET1. Amenazas, servicios y mecanismos de seguridad2. Seguridad Web y correo electrónico3. Protección de las comunicaciones: Intranets y Redes privadas virtuales

ARQUITECTURA DE REDES DE COMUNICACIONESÍNDICE TEMÁTICO


2222

TRANSPARENCIAShttp://halley.ls.fi.upm.es/~jyaguez/libros.html

PROBLEMAShttp://halley.ls.fi.upm.es/~jyaguez/examenes.html

Arquitectura de Redes de Comunicaciones

Documentación: Tema I, Capítulo 7http://pegaso.ls.fi.upm.es/arquitectura_redes/index2.html

material

•TCP/IP Tutorial and Technical Overview, Lydia Parziale, David T. Britt ,… 8ª edición (Diciembre 2006).

Redbooks: http://www.redbooks.ibm.com/portals/solutionsLibro descargable desde Internet)

.Los RFCs que se indiquen

http://www.redbooks.ibm.com/portals/solutions


3

LOS RFC de TCP

RFC-793 Transmission Control Protocol, Darpa InternetProgram Protocol Specification, septiembre 1981RFC-1323 TCP Extensions for High Performance, 1992

Aumento de la ventana de recepción hasta 32 bitsRFC-2018 TCP Selective Acknowledgment Option, 1996

Confirmación selectivaRFC-5681 TCP Congestion Control, 1999

Algoritmos para control de congestión:• Comienzo lento (Slow Start)• Prevención de congestión (Congestion Avoidance)• Retransmisión rápida (Fast Retransmit)• Recuperación rápida (Fast Recovery)

RCF-3782 The New Reno Modification to TCP's Fast RecoveryAlgorithm, 1999

http://www.rfc-editor.org/rfcsearch.html


4

NIVELES SUPERIORES TCP/IP

EXTREMO A EXTREMO

EXTREMO A EXTREMO

INTERFAZ DERED

APLICACIÓN

IP

TCP/UDP

INTERFAZ DE RED

IP

INTERFAZ DE RED

ROUTER(SISTEMA INTERMEDIO)

INTERFAZ DERED

APLICACIÓN

IP

TCP/UDP

INTERFAZ DE RED

IP

INTERFAZ DE RED

NIVELESSUPERIORES

NIVELESINFERIORES

NIVELESSUPERIORES

NIVELESINFERIORES

SISTEMA FINAL SISTEMA FINAL

ROUTER(SISTEMA INTERMEDIO)


5

NIVEL DE TRANSPORTEPROTOCOLO TCP (Transmission Control

Protocol): SERVICIOS OPCIONALES (SACK) Y CONTROL DE LA CONGESTIÓN

INTERFAZ DERED

APLICACIÓN

IP

TCP

INTERFAZ DERED

APLICACIÓN

IP

TCP

INTERFAZ DE RED

IP

INTERFAZ DE RED

INTERFAZ DE RED

IP

INTERFAZ DE RED

ORIENTADO A LA CONEXIÓN(control de errores y flujo) y CONGESTIÓN

SISTEMA FINALCONTROLES

EXTREMO A EXTREMO

…

…Ethernet Ethernet

SISTEMA FINAL

ROUTER ROUTER

TCP aparte ofrece como servicios básicos: Un servicio de flujo de octetos, orientado a la conexión, multiplexado y dúplex


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TRANSFERENCIAS DE FLUJO DE OCTETOS (BYTE-STREAM): Entidad TCPemisora recoge, numera, almacena y agrupa los octetos de datos o carga útil (recibidos delproceso de aplicación) en segmentos, calculando el MSS (Maximum Segment Size) para quelos datagramas IP se correspondan con la MTU de la red de acceso

ORIENTADO A LA CONEXIÓN (conexión pareja de sockets)Control de errores (Fiabilidad):

Lógicos (octetos de datos perdidos, desordenados y duplicados): temporizadores(campo de datos de cada segmento de información tiene asociado un temporizador yal vencimiento sin confirmación se produce una retransmisión), números desecuencia (octeto de datos =número de secuencia), confirmaciones (campo de datosde cada segmento de información tiene asociado una confirmación)Físicos (detección: suma de comprobación y corrección: temporizadores yretransmisión)

Control de flujo: Mecanismo de ventana deslizante ejercido por el receptor sobreel emisor para evitar que éste desborde el buffer del receptor

MULTIPLEXADO o simultáneo a través de los números de puertoTRANSFERENCIAS SIMÚLTÁNEAS EN LOS DOS SENTIDOS (full-dúplex)CONTROL DE LA CONGESTIÓN (en Internet): Mecanismo de ventanaejercido por el emisor sobre sí mismo para evitar CONGESTIONARINTERNET o seguir desbordando el buffer de recepción IP de un router

Protocolo TCP (Transmission Control Protocol): Servicios


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Desbordamientos en el buffer del receptor TCP y buffer de recepción IP de un router

Diferenciar el control de flujo TCP del controlde la congestión TCPToda entidad TCP dispone de una WT (ventanade transmisión), WR (ventana de recepción) yde una WC (ventana de congestión)

Toda entidad TCP emisora dispone de unaWT (ventana de transmisión) y de una WC(ventana de congestión)Toda entidad TCP receptora dispone deuna WR (ventana de recepción)


8

El Control de Flujo y la Ventana de RecepciónEl control de flujo lo ejerce la entidad TCP receptora através de su WR para evitar que la entidad TCP emisoradesborde el buffer de dicha entidad TCP receptoraWR garantiza que no se inunde al receptor, ejerciendo uncontrol de flujo sobre el emisorWR controla la numeración de los octetos de datos quepuede enviar, en un momento dado, el emisor en funcióndel número de octetos libres que, en un momento dado, sepueden almacenar en el buffer de recepción de la entidadTCP receptoraWR se corresponde con una lista de números desecuencia de octetos de datos que, en un momento dado,el receptor puede aceptar y almacenarWT va variando puntualmente en fase de transferencia dedatos en función de la WR del otro extremo


9

El Control de la Congestión y la Ventana de Congestión

El control de la congestión lo ejerce la entidad TCP emisorasobre sí misma a través de su WC para evitar que dichaentidad TCP emisora siga desbordando el buffer de unaentidad intermedia IP en un routerEl control de congestión permite que la entidad TCP emisorabaje el ritmo de transmisión cuando ocurre un desbordamientoen el buffer de un routerWC garantiza que no se siga inundando a un router,ejerciendo un control de transmisión en el emisorWC indica el número de segmentos enviados en función de lacongestión en Internet y se calcula mediante un mecanismo oalgoritmo adaptativo a partir de una retransmisión (por“timeout” o pérdida de un segmento de datos y/o confirmación)WC actúa simultáneamente y en paralelo a WR


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La Transferencia de Datos y la Ventana de TransmisiónWT controla la numeración de los octetos de datos (enviados y noconfirmados) almacenados en el buffer de transmisiónWT se corresponde con una lista de números de secuencia deoctetos de datos que, en un momento dado, el emisor ha enviado sinhaber recibido confirmación

A medida que van llegando las confirmaciones, se DESACTIVAN lostemporizadores asociados y se va LIBERANDO espacio en el buffer detransmisión para dejar sitio a nuevas copias de otros octetos de datos que se deseantransmitir

El tamaño de WT viene determinado por la capacidad del receptor y lacapacidad de la red

Espacio disponible en el buffer de recepción de la entidad TCP receptoraEspacio disponible en los buffers de recepción IP de los routers intermedios entre elorigen y el destino

WT = min (WR , WC )En cada momento, el emisor tomará en consideración la más pequeña de las dos ventanas para asegurarse de que no desborda al receptor ni provoca, o contribuye a agravar, una situación de congestión en la red


11

Aplicación

TCP

IP

A

EnvíoBuffer

de Transmisión(Ventana de Transmisión)

RecepciónBuffer

de Recepción(Ventana de Recepción)

Aplicación

TCP

IP

B

EnvíoBuffer


RecepciónBuffer


Primer octeto Segundo octeto Tercer octeto

Nº SEC = n Nº SEC = n+1 Nº SEC = n+2

...

BUFFER DE RECEPCIÓN

Octetos de datos procedentesde la entidad TCP emisora se recogen,y almacenan en el buffer de recepción

Cuando se llena el buffer, se entregan al proceso de aplicación

Ventana deslizante de recepción:Números de secuencia de los octetos de

datos que en un momentodado el receptor puede aceptar y almacenar

Control de los números del buffer

VENTANA DE RECEPCIÓN: Control de Flujo sin Congestión en la RedControl de flujo: Mecanismo de ventana deslizante ejercido por el receptor sobre el emisor


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VENTANA DE TRANSMISIÓN: Control de Flujo Sin Congestión en la Red

Aplicación

TCP

IP

A

EnvíoBuffer


RecepciónBuffer


Aplicación

TCP

IP

B

EnvíoBuffer


RecepciónBuffer




...

BUFFER DE TRANSMISIÓN

Cuando se llena el buffer, se van tomando trozos agrupándolos por segmentos y añadiéndoles una cabecera

Ventana deslizante de transmisión:Números de secuencia de los octetos de

datos que en un momentodado el emisor ha enviado sin haber

recibido confirmación

Control de los números del buffer

Octetos de datos procedentesdel proceso de aplicación

se recogen, numeran y almacenan

en el buffer de transmisión


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PROTOCOLO TCP (Transmission Control Protocol): RFC-793 y RFC-1122

Formato de un Segmento TCP

CABECERA DATOS (Variable)

Maximum Segment Size (MSS) = Carga Útil = = SDU del Nivel de Aplicación = 1024 octetos (típico MSS)



...

BUFFER DE TRANSMISIÓN

Octetos de datos procedentesdel proceso de aplicación

se recogen, numeran,y almacenan

en el buffer de transmisión

Cuando se llena el buffer, se van tomando trozos agrupándolos por segmentos y añadiéndoles una cabecera

Se calcula un MSS de tal forma que los datagramas IP

resultantes se correspondancon la MTU de la red de acceso


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0 10 10 1232-1

0 1

INICIALMENTEDESPUÉS DE

ENVIAR 2 OCTETOS

DESPUÉS DE ENVIAR 2 OCTETOS

SIN RECIBIR ACKDESPUÉS DE RECIBIR ACK

WT =

WR =

0 1

0 1

2

0 12

3

0 12

3

INICIALMENTEDESPUÉS DE

RECIBIR 2 OCTETOSDESPUÉS DE RECIBIR 2 OCTETOS

Y PASARLOS AL NIVEL DE APLICACIÓN

Límite inferior de WT== primer octeto de datos

Nuevo límite inferior al girar WT

Se guarda copia en el buffer de recepción de los dos octetos (0 y 1)

Se gira WR para los próximos 2 nuevos octetos (2 y 3)

Se reserva espacioen el buffer de recepción

para los octetos 0 y 1

232-1 232-1 232-1

232-1 232-1 232-1 232-1

Se guarda copia en el buffer de transmisión de los dos octetos (0 y 1)

2 octetos

2 octetos

UN EJEMPLO SENCILLO DE VENTANA DESLIZANTE DE TRANSMISIÓN Y RECEPCIÓN (2 octetos) SIN CONTROL

DE LA CONGESTIÓN (WT depende sólo de WR)


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WR inicial = Tamaño máximo del propio buffer de recepciónPosteriormente, en fase de transferencia de datos, WR va variando puntualmenteen función de los octetos libres de su buffer de recepciónSe pasan datos al proceso de aplicación cuando se llena el buffer de recepción

• Salvo que el bit PSH (Push) =1

Límite inferior de WR = Primer octeto de datos que se espera recibir despuésdel último octeto pasado al proceso de aplicación

Se gira WR (límites inferior y superior) cuando se pasan datosal proceso de aplicación (al llenarse el buffer de recepción)

WT inicial = WR inicial del otro extremo (tamaño máximo del buffer derecepción del otro extremo)

WT va variando WT ≤ WR puntualmente en fase de transferencia de datos enfunción de la WR del otro extremo

Se gira WT (límites inferior y superior) cuando se recibeconfirmación de todos los octetos comprendidos entre ellímite inferior y superior de WT

Sincronización de WR y WT para un Correcto Control de Flujo


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Formato de un Segmento TCP

CABECERATCP

Mínima por Omisión

=20 octetosMáxima=60 octetos

PUERTO ORIGEN PUERTO DESTINO

NÚMERO DE SECUENCIA

NÚMERO DE CONFIRMACIÓN (ACK)

DESP RESERVADO URG ACK PSH RST SYN FIN VENTANA

SUMA DE COMPROBACIÓN PUNTERO DATOS URGENTES

OPCIONES RELLENO

DATOS (Variable)

0 15 16 31

Primer octeto del campo de datos

del segmento de informaciónque se va a enviar = Nº de secuencia = 32 bits = Módulo 232 = 0, 1, 2, …232-1, 0, 1, …, 232-1, 0, 1…

Primer octeto del campo de datos

del siguiente segmento de información

que se espera recibir(LOS OCTETOS ANTERIORES

ESTÁN CONFIRMADOS)

SYN=1 ACK=0 Solicitud conexiónSYN=1 ACK=1 Respuesta OK!

Cantidad de octetos libresque se pueden almacenaren el buffer de recepción

Ventana deslizante de recepción:Nº de octetos de datosque el emisor de esta

información puede manejar en función del tamaño puntual de su buffer de recepción =

= 0 octetos, 1 octeto, 2 octetos hasta 216-1 octetos (65535 octetos o 16 unos)


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Formato de las Opciones TCPCampos de Información de Control de Longitud Variable para

Servicios AdicionalesRFC-793 y RFC-1323

8 bits 8 bits (variable)

TIPO LONGITUD DATOS OPCIÓN

Formato TLV: Tipo-Longitud-Valor (o Datos)

…

Longitud completa de la opción en octetos

(TIPO + LONGITUD + DATOS)


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Opciones TCP más RelevantesDescripción

TIPO LONGITUD(octetos)

DATOS Descripción

0 - - Fin de la Lista de Opciones

1 - - Sin operación

2 4 Valor MSS MSS

3 3 Tamaño de la Ventana

Escala de la Ventana

4 2 - SACK PERMITTED

(Fase de establecimiento)

5 Variable - SACK(Fase de transferencia

de datos)

8 10 Valor actual reloj emisor (4 octetos) +

Respuesta Eco (4 octetos)

Marca de Tiempo

… … … …


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CAMPO DE OPCIONES DE INFORMACIÓN DE CONTROL (LONGITUD VARIABLE DE HASTA 40 OCTETOS)

Se van incorporando poco a poco en las diferentes implementaciones de TCPSe especifican en la fase de establecimiento de la conexión (sólo en aquellos segmentos de control con el bitSYN = 1)Tamaño Máximo de Segmento (MSS): Nº de octetos de la carga útil (campo de datos) que el receptor(emisor de esta información) desea recibir para un procesado más óptimo de dicha carga. No confundirMSS con el tamaño del buffer de recepciónFactor de Escala de la Ventana:

Permite ampliar el campo VENTANA desde 16 bits a un máximo de 32 bitsPor omisión, el tamaño máximo de la ventana de recepción es de 216-1 octetos (65.535 octetos). Sepuede escalar hasta llegar a 232-1 octetos (4.294.967.295 octetos o un poco más de 4,2GB)

Confirmación selectiva (SACK: Selective Acknowledgment): Permite informar alemisor de los octetos de datos de segmentos (bloques) de información no contiguos que han sido recibidoscorrectamente y EVITAR RETRANSMISIONES INNECESARIAS, Implícitamente, indica los octetos dedatos de segmentos de información que se han perdido o no han llegado todavía (“agujeros en los datos”)Marca o sello de tiempo (Timestamp):

Permite al emisor calcular el valor RTT (Round Trip Time: Tiempo de ida y vuelta de un segmento)para configurar sus temporizadores

• Establecimiento de la conexión: El emisor puede enviar esta opción con SYN = 1, ACK = 0 ypuede hacer uso de dicha opción en fase de transferencia de datos siempre y cuando hayarecibido respuesta en el establecimiento de la conexión con SYN = 1, ACK = 1 y el segmento derespuesta lleve el bit ACK =1 en la cabecera

Valor actual del reloj del emisor = Nº en milisegundos desde la medianoche usando Tiempo Universal(UT)El eco es válido si el bit ACK = 1 en la cabecera del segmentoEl receptor devuelve el mismo valor (eco) en el ACK del segmentoAsimismo, protege de errores de duplicación del NÚMERO DE SECUENCIA en conexiones de altavelocidad y, por tanto, permite reconocer octetos distintos con el mismo número de secuencia en lamisma conexión cuando los números de secuencia dan la vuelta (0, 1, 2, …, 232-1, 0, 1…) durante eltiempo de vida de dicha conexión

Tipo =8 Longitud = 10 Valor actual del reloj emisor Eco del valor actual del reloj emisor


20

Gestión de temporizadores en TCPNo es lo mismo que el destino esté ubicado localmente en la misma Etherneto WiFi que disperso geográficamente por InternetLa elección de valores adecuados es mucho más compleja en el nivel de transporte queen el nivel de enlace

Diferencias en capacidad y retardo de unas conexiones TCP a otrasOscilaciones debidas a la presencia de routers y situaciones de congestión queestán fuera de su controlAún en situaciones de control, los routers pueden tener largas colas de datagramasIP que atender, los enlaces pueden ser de diferentes velocidades y retardos y la rutapuede variar durante la conexión

La elección de un valor adecuado tiene una consecuencia directa en elfuncionamiento eficiente de TCP

Si el temporizador es demasiado alto, el emisor esperará innecesariamente en ciertos casos por ACKs quenunca llegaránSi el temporizador es demasiado bajo se producirán retransmisiones innecesarias de segmentos quehabían sido correctamente recibidos

Manejar los temporizadores (timers o timeouts) es siempre complejo porque hay quedeterminar “aproximadamente” el periodo de tiempo existente desde que seenvía un segmento de información o datos hasta que se recibe su ACK, esdecir, el tiempo de ida y vuelta (RTT: Round Trip Time)Por todo lo anterior, los valores del temporizador se establecen mediante algoritmosautoadaptativos que dinámicamente ajustan los valores al estado de la red, según espercibido éste por la entidad de transporte emisora


21

Temporizadores: Valores de TimeoutEstándar de Facto en las Implementaciones TCP

Algoritmo autoadaptativo de Karnpara el cálculo del RTT (Round TripTime)

Se toma una muestra RTT de cada segmento deinformación transmitido (opción Marca de Tiempo)Se obtiene un promedio de dichas muestrasSe le añade un margen de seguridad


22

Fase de Establecimiento de una Conexión TCPIntercambio de 3 segmentos (con opción MSS)

RECORDATORIO

TCP “B”TCP “A”Se confirman los números de

secuencia, las WR y las opciones deseadas (p.ej., MSS)


23

Fase de Establecimiento de una Conexión TCPIntercambio de 3 segmentos sin opciones

Con VENTANA en “A” de 300 octetos y en “B” de 900 octetosRECORDATORIO

TCP “A” TCP “B”

Ventana inicial:• Control de flujo

impuesto por el receptor

• La determina el receptor al establecer la conexión

Nº de secuencia

que desea usar la entidad “A”

Tamaño máximo De VENTANA DE RECEPCIÓN

que permite “A”

Tamaño máximo De VENTANA DE RECEPCIÓN

que permite “B”


24

Ejemplo de Transferencia de Datos sin Errores


Transmisión unidireccional de datos (de “A” a “B”) sin erroresy con VENTANA en “A” de 300 octetos y en “B” de 900 octetos

RECORDATORIO

…


25

Ejemplo de Transferencia de Datos con ErroresTransmisión unidireccional de datos (de “A” a “B”) con errores

(pérdidas de paquetes) y con VENTANA en “A” de 300 octetos y en “B” de 900 octetosRECORDATORIO

time-out

time-out

TCP “A” TCP “B””A” transmite 900 octetos agrupados

en 3 segmentos pendientes de confirmación

”B” ante la llegada de los300 primeros octetos

procede a confirmarlosNo produce una retransmisión

(retransmisión por timeout) sino una desactivación del timer y una

eliminación en el buffer de transmisión de la copia de

los 300 primeros octetos

“B” vuelve a confirmarlos 300 primeros octetos

(no CONF=903 porquese confirmarían los octetos

del 2º segmento)

No produce una retransmisión(retransmisión=timeout) sino una

desactivación de los timers y unaeliminación en el buffer de

de transmisión de la copia delos 300 octetos del segundo

y tercer segmento

Mientras no se recibael segmento perdido,se sigue indicando,

repetidamente, que se esperan sus octetos de datos, a la llegada

correcta de cualquier otro segmento de datos

CONFIRMACIÓN DUPLICADAAnte la llegada correcta de bloques

no contiguos de octetos == no produce ningún efecto en el emisorde desactivación de timer y eliminación

de la copia de octetos porque se ha hecho antes

No producen ningún efecto


26

Problemática TCP con Segmentos de Información Perdidos o con Errores de Transmisión

Segmentos con errores físicos de transmisión: Redes inalámbricas o radio enlacesmóviles que pueden provocar pérdidas de paquetes a ráfagas

Altas tasas de pérdidas de bits causadas por las pobres condiciones de propagaciónSegmentos perdidos (DATOS y/o ACKs): En redes fijas (o de cable: Ethernet, líneasserie o anillos en fibra óptica) la mayoría de las pérdidas es por congestión IP en losrouters (y en menor medida por errores de transmisión detectados en cabeceras IPv4y cabeceras TCP/UDP eliminándose los paquetes en el nivel de red y transporte)

En los sistemas finales se aplica un control de flujo para evitar pérdidas de datosextremo a extremo

Mientras no se reciba correctamente el segmento de información perdido (o que hayallegado con errores de transmisión), se sigue indicando, repetidamente, que se continúaa la espera de sus octetos de datos ante la posterior llegada correcta de cualquier otrosegmento de información no contiguoSi no se confirman los octetos de datos de los posteriores segmentos de información nocontiguos que han llegado correctamente, se provoca el vencimiento de sustemporizadores en el lado emisor y su retransmisiónPara evitar retransmisiones innecesarias se introduce la opción deconfirmación selectiva (SACK: Selective Acknowledgment) que confirma losoctetos de datos de segmentos de información no contiguos que han sidorecibidos correctamente especialmente en situaciones previas de congestión opérdidas de paquetes IPv4 o segmentos TCP por errores de transmisión


27

Tipos de Confirmaciones (ACKs)CONFIRMACIÓN (NO DUPLICADA O REPETIDA):

Desactivación del temporizador del segmento de información que ha provocado dichaconfirmaciónEliminación en el buffer de transmisión de la copia de los octetos de datos confirmados

CONFIRMACIÓN DUPLICADA O REPETIDA:No produce ningún efecto si se ha hecho antes, es decir, no se ha perdido el anteriorACK duplicadoPeligro de que venza el temporizador del segmento de información no contiguo que haprovocado dicha confirmación repetida Y SE REALICE UNA RETRANSMISIÓNINNECESARIACuando al destino llegan segmentos TCP fuera de orden, el receptor transmite ACKsduplicados o repetidos reconociendo que se han recibido segmentos no contiguos o fuerade orden

CONFIRMACIÓN DUPLICADA O REPETIDA CON SACK(Selective Acknowledgment):

Desactivación del temporizador del segmento de información nocontiguoNo hay retransmisión innecesariaEliminación en el buffer de transmisión de la copia de los octetos de datosno contiguos confirmados


28

TCP SACK: TCP de Reconocimiento Selectivo o Selective Acknowledgment

(SACK)Definido en el RFC-2018 y, posteriormente,extendido en el RFC-2883Se recomienda la opción SACK cuando haymúltiples pérdidas de segmentos TCP

Por congestiones en los routers IPPor errores físicos en el nivel de red (IPv4) y transporte(TCP/UDP)

Para evitar innecesarias retransmisiones delos octetos de datos de segmentos deinformación no contiguos que ya fueronentregados al receptor


29

Confirmación selectiva (SACK: Selective Acknowledgment): RFC-2018 y RFC-2883

Dos OpcionesPara poder hacer uso de la opción Tipo 5 SACK en fase detransferencia de datos hay que indicarlo previamente con laopción Tipo 4 en fase de establecimiento de la conexión TCPSe indica mediante la opción Tipo 4 TCP Sack-Permitted en la fasede establecimiento de la conexión TCP en un segmento SYN = 1Mediante la opción Tipo 5 TCP Sack-Permitted se informa alemisor de bloques no contiguos de octetos de datos que han sidorecibidos correctamente y, por tanto, en dónde puede haber“agujeros en los datos”. Esta opción provoca la cancelación en elemisor de los temporizadores de los segmentos que sabe que hanllegado correctamente al receptor y la eliminación de la copia delos correspondientes octetos de datos en el buffer de transmisiónSi el receptor no ha recibido la opción Tipo 4 TCP Sack-Permitted en el establecimiento de la conexión, no debe usar laopción Tipo 5 TCP Sack-Permitted en la fase de transferencia dedatos


30

Un Ejemplo de un Paquete SACK


Transmisión unidireccional de datos (de “A” a “B”) con errores,con VENTANA en “B” de 900 octetos,y haciendo uso de la opción SACK

“A” transmite 900 octetos agrupadosen 3 segmentos pendientes de confirmación

“B” ante la llegada de los300 primeros octetos

procede a confirmarlos

“B” emplea SACK

TCP “A” sabe que los octetos del 303 al 602 no han llegado todavía pero sí los octetos del 603 al 902.Por tanto cancela el temporizador

de dichos octetos (tercer segmento)

…

PRIMER OCTETO DE DATOS RECIBIDO DELPRIMER SEGMENTO DE INFORMACIÓN NO

CONTIGUO QUE HA HECHO ENVIAR EL PRIMER PAQUETE SACK

PRIMER OCTETO DE DATOS QUE SE ESPERARECIBIR DEL SIGUIENTE SEGMENTO

DE INFORMACIÓN NO CONTIGUOY CONSECUTIVO

No produce una retransmisión(retransmisión=timeout) sino una desactivación del timer y unaeliminación en el buffer de

de transmisión de la copia delos 300 primeros octetos

SEGMENTO CONTIGUO (al último recibido correctamente)

SEGMENTO NO CONTIGUO

Evita retransmisiones innecesarias, confirmando los

octetos de datos de segmentos de información no contiguos

recibidos correctamente (tercer segmento)


31

“X1” (32 bits) = BORDE IZQUIERDO DEL BLOQUE “1” = PRIMER NÚMERO DESECUENCIA DEL BLOQUE “1” = “PRIMER” OCTETO DE DATOS RECIBIDO DEL“PRIMER” SEGMENTO DE INFORMACIÓN NO CONTIGUO QUE HA HECHO ENVIAR EL“PRIMER” PAQUETE SACK

• X1 es el mismo valor para todos los paquetes SACK siempre que los siguientes segmentos deinformación no contiguos recibidos sean consecutivos

“Y1” (32 bits) = BORDE DERECHO DEL BLOQUE “1” = NÚMERO DE SECUENCIASIGUIENTE AL ÚLTIMO NÚMERO DE SECUENCIA DEL BLOQUE “1” = PRIMEROCTETO DE DATOS QUE SE ESPERA RECIBIR DEL SIGUIENTE SEGMENTO DEINFORMACIÓN NO CONTIGUO Y CONSECUTIVO

• Si los octetos de datos recibidos, de los siguientes segmentos de información nocontiguos, son consecutivos, entonces, se agrupan éstos en el mismo bloque X1-Y1

TIPO=5 LONGITUD(variable) DATOS OPCIÓN

X1 – Y1

Paquete SACK con “1 Bloque” para Segmentos No Contiguos y Consecutivos (Sin Pérdidas)

USO DE LA OPCIÓN SACK CON CAMPO DATOS OPCIÓN DE UN ÚNICO BLOQUE


32


Un Ejemplo de un Paquete SACK con “1 Bloque”Transmisión unidireccional de datos (de “A” a “B”) con errores

haciendo uso de SACK

¿Respuestas de “B”?

¿Cuándo se retransmite el segmento SEC=22550, Datos=431?

CONFIRMACIONES A SEGMENTOS NO CONTIGUOS Y CONSECUTIVOS

…


33

(SOLUCIÓN)TCP “A” TCP “B”

VENCIMIENTODEL

TEMPORIZADOR

Se intenta agrupar el máximo de octetos

de datos consecutivos en cada paquete SACK

CONFIRMACIONES A BLOQUESNO CONTIGUOS CONSECUTIVOS

Ante la llegada de cualquier segmento,

de información no contiguo y consecutivo, se indican

siempre los octetos de datos ya recibidos y se agrupan

los octetos del último segmento en el mismo bloque

…


34

Extensión con “N” Bloques del Paquete SACK para Segmentos No Contiguos y No Consecutivos (Con Pérdidas)


X1 – Y1 Xn – Yn…Se pueden enviar hasta 4 bloques NO CONSECUTIVOS SACK (34 octetos) sise emplea casi todo el espacio del campo de opciones TCP (máximo de 40octetos) para la opción SACK

• Se recuerda que si los nuevos octetos de datos son consecutivos con los anterioresya recibidos, entonces, se agrupan en un mismo primer bloque X1-Y1

El bloque 1 (X1 – Y1) debe informar del segmento recibido más recientemente.Asegura que el ACK con la opción SACK refleje el cambio más reciente en elbuffer de recepción. Así el emisor tiene información actualizada del estado de lared y del estado de la cola de recepción

• Si llega un nuevo segmento (p. ej., datos = 6500-7000) y se pueden agrupar susoctetos con otro u otros bloques ya recibidos, entonces, se agrupan todos los octetosque se puedan en un primer bloque. P. ej.:(6500-7000) (8000-8500) (7000-7500) (6000-6500) = (6000-7500) (8000-8500)

Después del primer bloque SACK, los siguientes pueden estar listados en ordenarbitrario


35

Extensión del Paquete SACK para Segmentos No Contiguos y No Consecutivos (Con Pérdidas)


X1 – Y1 Xn – Yn…

“X1” (32 bits) = BORDE IZQUIERDO DEL BLOQUE “1” = PRIMER NÚMERO DESECUENCIA DEL BLOQUE “1” = PRIMER OCTETO DE DATOS RECIBIDO DEL SEGMENTODE INFORMACIÓN NO CONTIGUO QUE HA HECHO ENVIAR EL PAQUETE SACK“Y1” (32 bits) = BORDE DERECHO DEL BLOQUE “1” = NÚMERO DE SECUENCIA

SIGUIENTE AL ÚLTIMO NÚMERO DE SECUENCIA DEL BLOQUE “1” = PRIMER OCTETODE DATOS QUE SE ESPERA RECIBIR DEL SIGUIENTE SEGMENTO DE INFORMACIÓN NOCONTIGUO Y CONSECUTIVO

• El bloque 1 (X1-Y1) debe informar del segmento recibido más recientemente.• Después del primer bloque SACK, los siguientes pueden estar listados en orden arbitrario

“Xn” (32 bits) = BORDE IZQUIERDO DEL BLOQUE “n” NO CONSECUTIVO = PRIMERNÚMERO DE SECUENCIA DEL BLOQUE “n” = RECORDATORIO DEL PRIMER OCTETO DEDATOS YA RECIBIDO DE UN SEGMENTO DE INFORMACIÓN NO CONTIGUO Y NOCONSECUTIVO“Yn” (32 bits) = BORDE DERECHO DEL BLOQUE “n” NO CONSECUTIVO = NÚMERO DE

SECUENCIA SIGUIENTE AL ÚLTIMO NÚMERO DE SECUENCIA DEL BLOQUE “n” =RECORDATORIO DEL PRIMER OCTETO DE DATOS QUE SE ESPERA RECIBIR DELSIGUIENTE SEGMENTO DE INFORMACIÓN NO CONTIGUO Y NO CONSECUTIVO

Informa del segmento recibido más recientemente


36


Un Ejemplo de un Paquete SACK AmpliadoTransmisión unidireccional de datos (de “A” a “B”) con errores

haciendo uso de SACK

¿Respuestas de “B”?

¿Cuándo se retransmite el segmento SEC=22550, Datos=431?

CONFIRMACIONES A SEGMENTOS NO CONTIGUOS Y NO CONSECUTIVOS

…


37


VENCIMIENTODEL

TEMPORIZADOR

Si hay espacio en el campo de opciones TCP, se pueden

enviar hasta 4 bloques

SACK ampliadocon más bloquesde información

CONFIRMACIONES A BLOQUESNO CONTIGUOS

NO CONSECUTIVOS

(SOLUCIÓN)…


38

Asumiendo que la entidad emisora TCP “A” de C1 transmite una ráfaga de8 segmentos de información conteniendo cada uno 500 octetos de datos;indicar la fase de transferencia de datos desde su inicio, por ejemplo,mediante una tabla asociando los octetos de datos de los segmentosde información y sus confirmaciones (Nº de Secuencia del primer octeto enviado,ACK de respuesta, Datos SACK de respuesta)Para ello, se debe tener en cuenta que:

La entidad receptora TCP “B” de C2 hace uso de la opción SACK y, además,dispone en todo momento de suficiente capacidad en su buffer de recepciónEl primer octeto de datos que espera recibir la entidad receptora TCP “B”de C2 es el 5000El primer segmento de información se pierde pero los 7 restantes se recibenLas confirmaciones llegan a C1 en el momento adecuado


39

SEGMENTO ENVIADO(SEC)

Nº DE CONFIRMACIÓN(ACK)

DATOS OPCIÓN SACK(BLOQUE SACK)

5000(datos=500)

5500(datos=500)

5000 5500-6000

6000(datos=500)

5000 5500-6500

6500(datos=500)

5000 5500-7000

7000(datos=500)

5000 5500-7500

7500(datos=500)

5000 5500-8000

8000(datos=500)

5000 5500-8500

8500(datos=500)

5000 5500-9000

1

2

3

4

5

6

7

8


40

Asumiendo que la entidad emisora TCP “A” de C1 transmite una ráfaga de8 segmentos de información conteniendo cada uno 500 octetos de datos(y sin tener en cuenta el envío del ejemplo anterior); indicar la fase de transferencia de datosdesde su inicio, por ejemplo, mediante una tablaasociando los octetos de datos de los segmentos de información y sus confirmaciones (Nº de Secuencia del primer octeto enviado, ACK de respuesta, Datos SACK de respuesta)Para ello, se admite que:La entidad receptora TCP “B” de C2 hace uso de la opción SACK y, además, dispone en todo momento de suficiente capacidad en su buffer de recepciónEl primer octeto de datos que espera recibir la entidad receptora TCP “B” de C2es el 5000Se pierden los segmentos segundo, cuarto, sexto y octavo pero los restantes se recibenDespués de transmitirse el octavo segmento, se retransmiten por vencimiento de temporizadores y, por tanto, se reciben fuera de orden el cuarto y, a continuación, el segundo segmento de informaciónLas confirmaciones llegan a C1 en el momento adecuado


41

SEGMENTO ENVIADO

(SEC)

Nº DE CONFIRMACIÓN(ACK)

DATOS OPCIÓN SACK

(PRIMER BLOQUE SACK)

DATOS OPCIÓN SACK

(SEGUNDO BLOQUE SACK)

DATOS OPCIÓN SACK

(TERCER BLOQUE SACK)

5000(datos=500)

5500

5500(datos=500)

6000(datos=500)

5500 6000-6500

6500(datos=500)

7000(datos=500)

5500 7000-7500 6000-6500

7500(datos=500)

8000(datos=500)

5500 8000-8500 7000-7500 6000-6500

8500(datos=500)

6500(datos=500)

5500 6000-7500 8000-8500

5500(datos=500)

7500 8000-8500

1

2

3

4

5

6

7

8

4

2(agrupa)

(agrupa)


42

Congestión en InternetRFC-5681: TCP Congestión Control

Congestión = Pérdida de 1 o más paquetes o datagramas IPCausa posible: Desborde del buffer de la cola del interfaz de salidade un ROUTER

Exceso de tráfico de entrada en alguna o algunas redes de Internet: Tasas depaquetes de entrada superan las capacidades de los enlaces salida

• La situación se complica si los enlaces de salida son de menorcapacidad que los enlaces de entrada

En principio, no se puede conocer el estado de todos los sistemas intermediosCuando los paquetes llegan a la parte congestionada de la red, como elrouter de acceso no puede aceptar todo el tráfico entrante,empezará a acumularlos en su buffer de la cola del interfaz desalida y cuando éste se llene, empezará a descartarBasta que uno de los enlaces del trayecto se vea afectado por la congestión paralimitar el tráfico en todo el camino y, por tanto, el rendimiento de lacomunicación entre los sistemas finalesLas aplicaciones se bloquean o dejan de funcionarLa congestión se detecta en TCP por vencimiento de temporizadores o“timeouts” (alta probabilidad de congestión)

La entidad TCP receptora recibirá sólo una parte de los segmentos por lo que la entidadTCP emisora retransmitirá por timeout aquéllos que no hayan sido confirmados

ARQUITECTURA Y SERVICIOS DE INTERNET© Fco. Javier Yágüez García 43

IP IPIPIP

Proceso Caudal

IP

Descarte del último

Pérdidas de Paquetes en los Routers

CONGESTIONES O PERDIDAS DE PAQUETES IP EN UN ROUTER DE ACCESO,ESPECIALMENTE CRÍTICO EN ENLACES DE ENTRADA DE ALTA CAPACIDAD

Y ENLACES DE SALIDA DE MENOR CAPACIDAD

buffer de la cola del interfaz de salida

enlacesde entrada

enlacesde entrada enlace

de salida

…

…

La congestión en Internet es la pérdida de 1 o más paquetes IPdebido al desborde del buffer de la cola del interfaz de salida

de un router cuando las tasas de entrada superan las capacidades de salida


44

Flujo y Congestión: Conceptos DiferentesRECORDATORIO

La VENTANA DE RECEPCIÓN WR garantiza que no se inundeal receptor ejerciendo un CONTROL DE FLUJO sobre el emisorSin embargo, los problemas podrían estar en Internet: Muchasveces el “cuello de botella” está en la red y no en el receptor

Los buffers de las colas de salida de los routers pueden desbordarseAdemás, del CONTROL DE FLUJO necesitamos un CONTROLDE CONGESTIÓN¿Cómo notificar a la entidad TCP emisora de que hay una saturación en algúnpunto del trayecto y de que debe bajar el ritmo de transmisión?

Respuesta: Mediante una VENTANA DE CONGESTIÓN WCque indica el número de segmentos que el emisor puedeenviar en un momento dado sin congestionar a ningúnrouter en Internet

La WC actúa simultáneamente y en paralelo con WREn cada momento, el emisor tomará en consideración la más pequeña delas dos ventanas para asegurarse de que no satura al receptor ni provoca,o contribuye a agravar, una situación de congestión en la red

WT = min (WR , WC )


45

La WR se notifica al emisor por el receptor: ELCONTROL DE FLUJO LO EJERCE LA ENTIDADTCP RECEPTORALa WC la calcula el emisor a partir de la cantidad deretransmisiones (pérdidas de segmentos TCP o“timeouts”) que tiene que realizar: EL CONTROL DELA CONGESTIÓN LO EJERCE LA ENTIDAD TCPEMISORA

El emisor va tanteando la red, transmitiendo tan rápidocomo sea posible hasta que se produzca un “timeout”, apartir de ahí reduce, drásticamente, el ritmo de sus envíos(WC y, por tanto WT) y va aumentando dicho ritmo,paulatinamente, hasta un nuevo “timeout” (nueva pérdida yretransmisión), repitiendo de nuevo el proceso

Flujo y Congestión: Conceptos Diferentes


46

Mecanismos de Control de la Congestión RFC-5681

1. Comienzo Lento (Slow Start) 2. Prevención de la Congestion (Congestion

Avoidance) 3. Retransmisión Rápida (Fast Retransmit)4. Recuperación Rápida (Fast Recovery)

Implemetados en cualquier distribución actual TCP/IPy utilizados por el protocolo TCP cuando los routers en Internet

descartan o pierden paquetes IP al desbordarse la capacidad de almacenamiento de los buffers asociados a las colas de los interfaces de salida


47

Con SS se transmiten segmentos de información de formaexponencial (1, 2, 4, 8, ...) al ritmo al que se reciben los ACK desdeel otro extremo

WC , que SE MIDE EN SEGMENTOS (1 segmento = 1 MSS, por omisión,de 1Kbyte o 1024 octetos), crece exponencialmente sólo si todos lossegmentos de información enviados han sido confirmados

• Si hay un ACK retrasado, el incremento, en el tamaño de WC, no esexponencial

Se denomina comienzo lento porque se empieza a transmitir lentamente,primero 1 segmento, luego 2 segmentos y, así, sucesivamente; pero enrealidad se transmite muy rápido (exponencialmente): 1, 2, 4, 8, 16, 32, 64) yen sólo 7 interacciones (envío de un grupo de 64 segmentos de información)se llega a 65.535 octetos (asumiendo un MSS típico de 1024 octetos) que es elvalor máximo por omisión de TCP para WR y que coincide con el VALORINICIAL DEL UMBRAL DE CONGESTIÓN o UMBRAL DE PELIGRO oLÍMITE DE CRECIMIENTO DE WC impuesto por TCP, el cual vavariando posteriormente en función de la congestión en Internet

Mecanismo de Control de la CongestiónComienzo Lento o SS (Slow Start)


48

Inicio de la Fase de Transferencia de Datos con Comienzo Lento o SS (Slow Start): Sin Congestión en la Red

ACK

ACKs

ACKs


Con SS se envían segmentos de informacióna la red de forma exponencial (1, 2, 4, 8, etc.)

al ritmo al que se reciben los ACK desde el otro extremo

…

WC = 1

WC = 2

WC = 4

Si hay un ACK retrasadoel incremento en el

tamaño de la ventana es menor que la potencia de 2

Cada ráfaga confirmadaduplica WC


49

Comienzo Lento o SS (Slow Start) Sin Congestión en la Red

WC se inicializa a 1 segmento o 1 MSS de 1 Kbyte (1024 octetos)

A su vez, p.ej., WR = 65.535 octetosTodos los segmentos tienen

un MSS por omisión = 1024 octetos = 1Kbytey se activa el primer timer.

WT = min (WR =65.535 octetos, WC = 1)Si ACK llega antes del timeout

WT = WC = 2 Kbytes y se envían2 segmentos y se activan 2 timers.

Si llegan los ACK a tiempoWT = WC = 4 Kbytes y se envían

4 segmentos y se activan 4 timers.WC va creciendo

EXPONENCIALMENTEduplicándose en cada envío.Sin congestión, WC crece

rápidamente y en sólo 7 interacciones(1, 2, 4, 8, 16, 32, 64) se llegaría a 65.535 octetos

(valor máximo de TCP para WR)

…

1ª interacción

2ª interacción

3ª interacción

4ª interacción

WC SE MIDE EN SEGMENTOS con 1 MSS, por omisión, de 1Kbyte o 1024 octetos. Por

tanto, 1 segmento = 1024 octetos


50

1. WC = 1 (inicialmente 1 segmento o 1 MSS del tamaño máximo para la conexión)2. Valor inicial del umbral de congestión = 64 segmentos o 65.535 octetos (valor

máximo de WR )3. WC = 1, 2, 4, 8, …, (WT = WC) va creciendo exponencialmente

(mientras se reciben todos los ACK) hasta superar:La WR actual y puntual en el otro extremo TCP (se establece un control de flujo)El valor inicial del umbral de congestión o umbral de peligro (límite de crecimiento)máximo impuesto por TCP inicialmente para WR de 65.535 octetosEl buffer de algún router y se produzca la primera pérdida de paquete o “timeout”

4. Cada vez que se detecta un “timeout” o pérdida se obtiene un nuevoumbral de congestión, que toma como valor la mitad del tamaño actual deWC . A su vez, WC se reduce de una manera drástica al valor inicial de 1segmento. Ahora, WC empieza a crecer exponencialmente como antes (WC= 1, 2, 4, 8, …, ) pero sólo hasta el nuevo umbral de congestión dondepermanece aunque no haya pérdidas

Nuevo umbral de congestión o límite de crecimiento = WC (actual)/2WC = 1 (y, luego, 2, 4, 8, …)

Reducción rápida y significativa del tráfico para que el router se recupereMientras el tamaño máximo de WC permanezca en el umbral de congestión, nose enviará una ráfaga de mayor longitud, sin importar la cantidad de espaciode WR ofrecida por el receptor en el supuesto de ser superior

Mecanismo de Control de la CongestiónComienzo Lento o SS (Slow Start)


51

Mecanismo de Control de la CongestiónPrevención de la Congestion o CA (Congestion Avoidance)

Para aumentar el rendimiento en latransferencia se combina SS y CA con elobjetivo de seguir transmitiendo a partir dedonde SS finaliza, es decir, desde el nuevoumbral de congestión calculado en SSIncrementando WC LINEALMENTE (de “1 en 1”)desde el nuevo umbral hasta que se supere el tamañoactual de WR en el otro extremo TCP (control de flujo) oel buffer de algún router (vencimiento de temporizador),repitiéndose el proceso

El objetivo es no quedarse bloqueado en el nuevoumbral (SS) sino seguir transmitiendo lentamentedesde dicho nuevo umbral dando tiempo a que elrouter se recupere


52

Funcionamiento Conjunto de SS y CA para Aumentar el Rendimiento de la Transferencia

1. WC = 1 (inicialmente 1 MSS o 1 segmento del tamaño máximo para la conexión)2. Valor inicial del umbral de congestión = 64 segmentos o 65.535 octetos (valor máximo de WR )3. WC = 1, 2, 4, 8, …, va creciendo exponencialmente hasta superar:

La WR actual en el otro extremo TCP (WT = WR y se establece control de flujo)El valor inicial del umbral de congestión o umbral de peligro (límite de crecimiento) máximoimpuesto por TCP para WR de 65.535 octetosEl buffer de algún router y se produzca la primera pérdida

4. Cada vez que se detecta una pérdida se obtiene un nuevo umbral de congestión opeligro, en un valor igual a la mitad del tamaño actual de WC. A su vez, WC sereduce de una manera drástica al valor inicial de 1 segmento. Ahora, WC empieza acrecer como antes pero sólo hasta el nuevo umbral de congestión

5. A partir del nuevo umbral, se aplica CA y se incrementa WClinealmente de “1 en 1” hasta:» Superar el tamaño de WR, momento a partir del cual se aplica

un control de flujo. En este punto WC dejará de crecer y permaneceráconstante mientras no ocurran más pérdidas y WR no cambie detamaño

» Una nueva pérdida (congestión), momento a partir del cual seaplica de nuevo SS, obteniéndose un nuevo umbral de congestión, en unvalor igual a la mitad del tamaño actual de WC. A su vez, WC se reduce deuna manera drástica al valor inicial de 1 segmento. Ahora, WC de nuevoempieza a crecer exponencialmente, pero sólo hasta el nuevo umbral decongestión a partir del cual se vuelve a aplicar CA


53

Prevención de la Congestión (Congestion Avoidance) y Comienzo Lento (Slow Start)

Objetivo de cada algoritmo:Comienzo Lento o SS (Slow Start): Tantear la red,transmitiendo, tan rápido como sea posible, hasta que seproduce una congestión, momento a partir del cual se calculael nuevo umbral, se reduce WC = 1 y se transmiteexponencialmente hasta el nuevo umbral

Prevención de la Congestión o CA (CongestionAvoidance) = Una vez que se ha producido la congestión, yen combinación con SS, sigue transmitiendo linealmente apartir de donde SS finaliza (nuevo umbral de congestión),dando tiempo a que el router se recupere

Funcionamiento conjunto


54

Ejemplo de Funcionamiento Conjunto de SS y CA: Se producen perdidas de segmentos de información cuando WC es mayor de

20 segmentos o 20 Kbytes (1 segmento = 1 MSS de 1 Kbyte)

FASEUMBRAL DE

CONGESTIÓN en KBytes

WC en KBytes

(VENTANA DE CONGESTIÓN)

Primera 64 segmentos (valor inicial)

Segunda

Tercera


55

FASEUMBRAL DE

CONGESTIÓN en KBytes

WC en KBytes

(VENTANA DE CONGESTIÓN)

Primera 64 (valor inicial) 1,2,4,8,16,32

Segunda 16 1,2,4,8,16,17,18,19,20,21

Tercera 10,5 1,2,4,8,10,11,12,13,14,15,16,17,18,19,20,21

A partir del umbral =16, WC se incrementa de 1 en 1

A partir del umbral =10,5, WC se incrementa de 1 en 1

Ejemplo de Funcionamiento Conjunto de SS y CA: Se producen perdidas de segmentos de información cuando WC es mayor de

20 segmentos o 20 Kbytes (1 segmento = 1 MSS de 1 Kbyte)

Se produce un timeout cuando WC = 32

SS

SS CA

Umbral de congestión = 10 porque si se envían 11 segmentos > 10,5


56

2 Tipos de Retransmisiones TCPEn las implementaciones actuales TCP, hay unaRETRANSMISIÓN si:

Expira un temporizador de retransmisión= PÉRDIDA SEGURA DE SEGMENTO =Alta seguridad de que haya congestión enInternetLlegan 3 CONFIRMACIONES (ACKs)duplicadas = PÉRDIDA PROBABLE DESEGMENTO = No hay seguridad de que hayacongestión en Internet “PERO, POR SIACASO”, no se espera al vencimiento deltemporizador y se aplica el mecanismo deRetransmisión Rápida


57

2 Tipos de Control de la CongestiónSi la detección se debe a un vencimiento de temporizador =ALTA SEGURIDAD DE CONGESTIÓN y se aplica SS y CA

CONTROL DE LA CONGESTIÓN (Comienzo Lento yPrevención de la Congestión) A PARTIR DE UN“TIMEOUT”

Si la detección de debe a 3 ACKs duplicados = BAJASEGURIDAD DE CONGESTIÓN y, en principio, se aplicaRETRANSMISIÓN RÁPIDA

CONTROL DE LA CONGESTIÓN (Prevención de laCongestión) A PARTIR DE 3 ACKs DUPLICADOS queimplica como ventaja adicional una recuperación másrápida del potencial segmento de información perdido sinesperar a que expire su temporizadorPuede ser que a lo mejor no se ha perdido el segmento, esdecir, no hay congestión y no es necesario que WC = 1


58

RETRANSMISIÓN

3 ACKs duplicados = 4 ACKs idénticos en secuencia

Mecanismo de Control de la Congestión:Retransmisión Rápida (Fast Retransmit)

Retransmisión de un segmento después de la recepción de 3 ACKs duplicados, sin esperar al “timeout”

3 ACKs duplicadossignifica que se ha perdido 1 segmento

No se espera a que se “dispare “el temporizador de retransmisión de “b”.

Si se reciben 3 ACKs duplicados seguidos, retransmitir de inmediato

Si se han recibido 3 ACKshay una probabilidad baja de congestión, se puede

haber perdido un segmentopero 3 segmentos ya han llegado

ya que se han recibido 3 ACKs


59

Retransmisión RápidaNo es un mecanismo estricto de control de lacongestión en InternetEs un mecanismo de retransmisión de laforma más rápida posible (sin esperar elvencimiento del temporizador) de unsegmento de información y que, posiblemente(no es seguro), se ha perdido debido a unapresumible congestión en un router por lallegada de 3 confirmaciones duplicadasPero en combinación, a su vez, con elmecanismo de Prevención de la Congestión(CA) da origen a un nuevo mecanismo decontrol de la congestión denominadoRecuperación Rápida (Fast Recovery)


60

Mecanismo de Control de la Congestión:Recuperación Rápida (Fast Recovery)

Si la congestión se debe a 3 ACKs DUPLICADOS= Se hace una Recuperación Rápida =Retransmisión rápida y CA (a partir delnuevo umbral)• Se retransmite inmediatamente el segmento afectado

(RETRANSMISIÓN RÁPIDA), se calcula el nuevo umbral yse comienza directamente en una nueva fase CA a partir delnuevo umbral (sin comenzar a crecer exponencialmente hasta elumbral por SS y, luego, linealmente por CA)

• P. ej., si se han recibido 3 ACKs, se calcula el nuevo umbral =6, se retransmite inmediatamente el segmento afectado y secomienza linealmente a partir de 7, 8, 9, … (y no a partir de 1,2, 4, 6, 7, 8, 9, …, etc., porque tal vez no hay congestión y no esnecesario que WC = 1)


61

Ejemplo de Recuperación Rápida: Se produce “timeout” cuandoWC = 20 segmentos y el umbral de congestión = 16 segmentos.

Posteriormente, se reciben 3 ACKs cuando se envían 12 segmentos

FASE UMBRAL DE CONGESTIÓN

WC máxima en segmentos

(VENTANA DE CONGESTIÓN) =32

Primera 16 1, 2, 4, 8, 16, 17, 18, 19, 20 (timeout)

Segunda 10 1, 2, 4, 8, 10, 11, 12 (3 ACKs)

Tercera 6 7, 8, 9, …

SS CA…

SS CA…

CA …

En un momento anterior, WC =32, se produjo timeout y el nuevo umbral de

congestión pasó a valer 16


62

Implementaciones TCPRFC-793, STD 0007 (1981):

TCP Sin control de congestiónRFC-5681 (1999):

TCP con control de la congestiónImplementación TCP Tahoe (1988)

Algoritmo básico de control de congestión (Comienzo lento)

Implementación TCP Reno (1990) Tahoe + Prevención de la congestión + Retransmisión rápida + Recuperación rápida

Implementación TCP New Reno (1996)Reno optimizado TCP New Reno es el protocolo por omisión que se encuentra implementado en la mayoría de las distribuciones TCP/IP e incluye los cuatro mecanismos de control de la congestión


63

2 Notificaciones de Congestion en TCPNotificación o señalización implícita por:

– Vencimiento de temporizador (“timeout”)» Mecanismos: SS y CA

– Recepción de 3 ACKs duplicados» Mecanismos: Recuperación rápida = Retransmisión rápida y

CA (a partir del nuevo umbral)Notificación o señalización explícita por indicación del router

• ECN (Explicit Congestion Notification): RFC-3168 y RFC-2884• La transmisión se ajusta en la entidad TCP emisora sólo cuando una

entidad IP intermedia, que empieza a acercarse a su umbral decongestión, se lo notifica explícitamente a la entidad TCP receptora yésta se lo comunica, finalmente, a la entidad TCP emisora

– VENTAJA: En vez de descartar, y que se produzcan timeouts, elrouter señaliza al receptor antes de que los buffers se llenen

– Despúes, el receptor avisa al emisor y éste disminuye el ritmo deenvío

• Ya hay algunas implementaciones de ECN (Linux)• Alternativa de señalización explícita: Mensaje ICMPv4 de frenado en el

origen (Tipo=4 Código=0): No se usa por seguridad (prevención deataque a un router). Además, no existe el mensaje ICMPv6 de frenadoen el origen


64

DATAGRAMA IPv4

VERSIÓN

RELLENO

0

(TTL)

000 R C F 00

4 4 8 16

CABECERA

TIPO DE SERVICIO

LONGITUD TOTAL

IDENTIFICADOR DF

MF DESPLAZAMIENTO

TIEMPO DE VIDAPROTOCOLO

DIRECCIÓN ORIGEN

DIRECCIÓN DESTINO

OPCIONES

DATOS

LongitudCabecera

SUMA DE COMPROBACIÓN(CABECERA)

Los 2 bits de menor orden del campo ToS de la cabecera IPv4 se usan para la notificación explícita de congestión


65

VERSIÓN

RELLENO

0

(TTL)

4 4 816

CABECERA

TIPO DE SERVICIO

LONGITUD TOTAL

IDENTIFICADOR DF

MF DESPLAZAMIENTO

TIEMPO DE VIDAPROTOCOLO

DIRECCIÓN ORIGEN

DIRECCIÓN DESTINO

OPCIONES

DATOS

LongitudCabecera

SUMA DE COMPROBACIÓN(CABECERA)

Para control de la congestión

ECT

ECDSCP

Differentiated Services Code Point ECT (Explicit Congestion Notification) Capable Transport =

Bit de Transporte de Notificación Explícita de CongestiónEC (Experienced Congestion) = Bit de Detección de Congestión

Punto de Código de Servicios Diferenciados

Cabecera IPv4:DSCP-ECN


66

Cabecera Fija IPv6:DSCP-ECN

Versión Etiqueta de flujo (20 bits)

Longitud de la carga útil Cabecerasiguiente

Límite de saltos

0 4 31

Dirección de origen (16 octetos)

Dirección de destino (16 octetos)

40octetos

12

xxxxxxxx

Differentiated Services Code Point

Prioridad (8bits)

Punto de Códigode Servicios Diferenciados

ECT/EC


67

Formato de un Segmento TCP-ECN (Explicit Congestion Notification)

PUERTO ORIGEN PUERTO DESTINO

NÚMERO DE SECUENCIA

NÚMERO DE CONFIRMACIÓN (ACK)

DESPRESERVADO

4 BITSURG ACK PSH RST SYN FIN VENTANA

SUMA DE COMPROBACIÓN PUNTERO URGENTE

OPCIONES RELLENO

DATOS (Variable)

0 15 16 31

ECN

CWR

Congestion Window Reduced = = Bit de Ventana de Congestión Reducida

Explicit Congestion Notification-Echo = = Bit de Eco de Notificación Explícita de Congestión

Los 2 bits de menor orden del campo RESERVADO de la cabecera TCP se usan para el control de la congestión


68

El uso de ECN en fase de transferencia de datos obligaa indicarlo previamente en fase de establecimiento de laconexión TCPEl EMISOR activa los 2 bits (CWR y ECN-ECHO) enel segmento de solicitud de establecimiento de laconexión y el RECEPTOR activa el bit ECN-ECHO enel segmento de respuesta SYN =1, ACK =0

SYN = 1, ACK = 0 (SOLICITUD con los bits CWR = 1 y ECN-ECHO = 1)SYN = 1, ACK = 1 (RESPUESTA con los bits CWR = 0 y ECN-ECHO = 1)

Cabecera TCP-ECN


69

Control de la Congestion en TCPMetodología por Señalización Explícita ECN (ExplicitNotification Congestion): RFC-3168 y RFC-2884

El emisor activa el bit de Transporte de Notificación Explícita deCongestión o ECT (ECN Capable Transport) de la cabecera IPsolicitando bit de Eco de Notificación Explícita de Congestión(ECN) para dicho paquete a cualquier router que detecte congestiónEl router, al empezar a acercarse a su umbral de congestión, activael bit EC=1, activa el bit de Detección de Congestión o EC(Experienced Congestion) de la cabecera IP y lo encamina a laentidad TCP receptoraLa entidad receptora TCP, al recibir dicha cabecera IP, detecta quehay principio de congestión en el camino y activa el bit de Eco deNotificación Explícita de Congestión (ECN-ECHO) de la cabeceraTCP y se lo envía a la entidad TCP emisora para que ésta active elcontrol de la congestiónLa entidad emisora TCP, al recibir ECN-ECHO = 1, activa el bit deVentana de Congestión Reducida o CWR (Congestion WindowReduced) de la cabecera TCP y se lo envía a la entidad TCPreceptora para indicar que ya se enterado, que ya ha activado elcontrol de congestión, que ya ha reducido su ritmo de transmisión yque no es necesario que le vuelva a enviar un ECN-ECHO = 1


70

Esquema IP-ECN/TCP-ECN

1

TCP

ECT EC

1 0IP

CWR

0

ECT EC

CWR

2

1 1

0

3

ECN-ECHO

1

4CWR

1

Transmisor Router (cercano a la congestión)

Receptor

Bit de Transporte de Notificación Explícita de Congestión Bit de

Detección de Congestión

Bit de Eco de Notificación Explícita de Congestión

Bit de Ventana de de Congestión Reducida

TCP


71

Problemática de la Fiabilidad TCPHay aplicaciones que no toleran el retardo extremo a extremoproducido por los ACKs, los temporizadores, lasretransmisiones y controles de TCP

Además, el control de congestión TCP reduce la tase de envío(throughput) en el emisor

Las retransmisiones TCP son inaceptables para aplicacionesinteractivas en tiempo real (p. ej., videoconferencias y voz sobreIP) al incrementar el retardo extremo a extremoCada vez hay más aplicaciones sobre UDP

Tráfico interactivo en tiempo real• Audioconferencias• Vídeoconferencias• VoIP


72

Se utiliza en los siguientes escenarios:Aplicaciones interactivas (audioconferencias,videoconferencias, VoIP, etc.) y nointeractivas (streaming de audio y vídeo, etc.)en tiempo realEl intercambio de mensajes es muy escaso y losmensajes son cortos, por ejemplo, consultas al DNSLos mensajes se producen regularmente y no importasi se pierde alguno: SNMP, NTP, …Los mensajes se envían en una RAL del tipo Ethernet(sin errores físicos): DHCP, SNMP, …Para tráfico broadcast/multicast

Protocolo UDP (User Datagram Protocol)RFC-768, STD 0006


73

INTERFAZ DERED

APLICACIÓN

IP

UDP

INTERFAZ DERED

APLICACIÓN

IP

UDP

INTERFAZ DE RED

IP

INTERFAZ DE RED

INTERFAZ DE RED

IP

INTERFAZ DE RED

SERVICIO NO FIABLE PERO RÁPIDO

SISTEMA FINALSIN CONTROLES

EXTREMO A EXTREMO

…

…Ethernet PPP

SISTEMA FINAL

ROUTER ROUTER



74

Protocolo muy sencillo que añade un mínimo desobrecargaAñade muy poco al servicio de IP como es proporcionarcomunicación proceso a proceso en lugar de máquina amáquinaSERVICIO NO ORIENTADO A CONEXIÓN

Con detección (opcional) y no recuperación de errores físicosSin control (detección y recuperación) de errores lógicos(datagramas UDP perdidos y desordenados)Sin control de flujo y congestión

Multiplexación/DemultiplexaciónTransferencias simúltáneas en los dos sentidos(full-dúplex)



75

Formato de la Cabecera UDP

PUERTO ORIGEN PUERTO DESTINOLONGITUD UDP

DATOS

0 15 16 31

SUMA DE COMPROBACIÓN

CABECERAUDP

Longitud en octetos del datagrama UDP (cabecera + datos) =

Longitud mínima de 4 octetos yLongitud máxima de 65.535 octetos

(8 octetos)

A todo el datagrama UDP(pseudocabecera, cabecera y datos)

Uso opcional: Si entidad UDP emisora lo pone todo a ceros = No usar

No es realmente necesario ya que hay un campo longitud total y otro que define la longitud de la cabecera en el datagrama IP. Por tanto, si se

resta el valor del 2º campo al 1º, se puede deducir la longitud del datagrama UDP que está encapsulado en un datagrama IP

Se usa por una cuestión de eficiencia para la entidad UDP destino que le permite calcular la longitud de los datos a partir de la información del

datagrama UDP ya que la cabecera IP se ha eliminado


76

32 bits

Dirección IP de origenDirección IP de destino

0 17 Long. Datagrama UDP

Puerto de origen Puerto de destinoLongitud datagrama UDP Checksum (opcional)

Pseudocabecera UDPRECORDATORIO

Pseudocabecera

Cabecera

•La pseudocabecera se antepone a la cabecera UDP (al igual que en TCP), perosólo a efectos de calcular el checksum, no se envía realmente (de ahí sunombre)

•Para no violar la jerarquía de cabeceras de protocolos puesto que lasdirecciones IP que contiene pertenecen al nivel IP

•Permite a la entidad UDP (al igual que a la entidad TCP) receptora detectarpaquetes mal entregados, es decir, comprobar que su nivel IP no se haequivocado y le ha pasado un datagrama IP que era para otra máquinaaunque el datagrama UDP está libre de errores•El valor 17 (10001 en binario) indica que el protocolo de transporte es UDP

32 bits

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