redes de computadores - universidad de sevilla · un nº de puerto origen y un nº de puerto...

Tema 3: Nivel de Transporte

REDES DE COMPUTADORES

Some material copyright 1996-2010

J.F Kurose and K.W. Ross, All Rights Reserved

3.1 Servicios del nivel de transporte

3.2 Multiplexión y demultiplexión

3.3 Transporte sin conexión: UDP

3.4 Principios de la transferencia fiable

Departamento de

Tecnología Electrónica

3.5 Transporte orientado a la conexión: TCP Estructura del segmento TCP

Transferencia de datos fiable

Control de flujo

Gestión de la conexión

Transporte 3-1


Objetivos:

Entender los principios que hay detrás de los servicios del nivel de transporte: Multiplexión/

demultiplexión

Transferencia de datos confiable

Control de flujo

Conocer los protocolos de transporte usados en Internet: UDP: transporte no

orientado a la conexión

TCP: transporte orientado a la conexión

Transporte 3-2







Control de flujo


Transporte 3-3


Servicios del nivel de transporte proporciona comunicación logica

entre aplicaciones que se ejecutan en hosts diferentes, ocultándoles la complejidad de la red que une a ambos host.

Los protocolos de transporte se ejecutan en los sistemas terminales (hosts), no en los routers.

Las aplicaciones pueden escoger el protocolo de transporte que quieren usar, en función del tipo de servicio que necesiten

En Internet: TCP y UDP

aplicación transport.

red enlace física


red enlace física

Transporte 3-4

Servicios del nivel de transporte En el lado emisor (origen), el nivel de transporte acepta mensajes

(A_PDU) de las aplicaciones de red que recibe a través del T_SAP y con ellas construye segmentos (T_PDU) que luego envía usando los servicios del nivel de red.

En el lado receptor (destino), el nivel de transporte recibe los segmentos del nivel de red y pasa los datos de usuario que contienen (mensajes) hacia el nivel de aplicación a través del T_SAP.

Transporte 3-5

origen

aplicación transporte

red enlace física

destino

aplicación transporte

red enlace física

red enlace física

router

Protocolo aplicación

Protocolo transporte

Protocolo red Protocolo red

Protocolo enlace

Protocolo físico

Protocolo enlace

Protocolo físico

Nivel de Transporte frente a Nivel de Red

Capa de red: proporciona un servicio de comunicación lógica entre equipos terminales (hosts) Es un servicio similar al servicio de correo postal que permite

enviar una carta a una casa (domicilio).

Capa de transporte: extiende el servicio de la capa de red para proporcionar un servicio de comunicación lógica entre los procesos de aplicación. Esto se conoce como multiplexión y demultiplexión de la capa

de transporte.

Se consigue usando el servicio prestado por la capa de red, para, a partir de él, construir un servicio “mejorado”.

Transporte 3-6

Nivel de Transporte frente a Nivel de Red

Analogía del servicio de correo postal “mejorado”:

Dos casas con 10 niños en cada una, los cuales se envian semanalmente cartas entre ellos.

procesos = niños

Mensajes de aplicación = cartas en sobres

Sistema finales = casas

Protocolo de nivel de transporte = Ana (en una casa) y Benito (en la otra) se encargan de recoger las cartas de sus hermanos, enviarlas en la oficina de correos, estar pendientes del correo entrante y de repartirlo cuando llega, directamente a sus hermanos.

Protocolo de nivel de red = servicio de correo postal

Transporte 3-7

Protocolos de Transporte en Internet TCP: Servicio de entrega de

datos fiable y en orden Control de flujo

Establecimiento de la conexión

UDP: Servicio de entrega de datos no fiable y sin garantía de orden. Protocolo simple “sin florituras”

Servicios no disponibles: Retardo garantizado

Ancho de banda garantizado

Tanto TCP como UDP usan los servicios de IP protocolo que suministra un

servicio de mejor esfuerzo (“best-effort”).


red enlace física

red enlace física

red

enlace física

red

enlace física

red

enlace física

red

enlace física

red

enlace física


red enlace física

Transporte 3-8







Control de flujo


Transporte 3-9


Multiplexión/demultiplexión

aplicación

transporte

red

enlace

física

P1 aplicación

transporte

red

enlace

física

aplicación

transporte

red

enlace

física

P2 P3 P4 P1

host 1 host 2

Entregar en el socket correcto el contenido de los segmentos (T_PDU) recibidos, gracias a la info. de la cabecera (T_PCI).

host 3

= proceso = socket

Recolectar datos de múltiples sockets, crear los segmentos (T_PDU) añadiendo información de cabecera (T_PCI) que se usará luego al demultiplexar.

Demultiplexión al recibir Multiplexión al enviar

Transporte 3-10

Cómo funciona la demultiplexión El nivel de red recibe datagramas IP

(R_PDU)

Cada R_PDU tiene una dirección IP origen y una dirección IP destino en su cabecera (R_PCI).

Cada R_PDU encapsula en su interior un segmento (T_PDU)1.

El nivel de transporte recibe segmentos (T_PDU)

Cada T_PDU tiene en su T_PCI

un nº de puerto origen y

un nº de puerto destino.

Cada T_PDU encapsula datos del usuario, el nivel de aplicación (T_UD).

En el host destino las direcciones IP y los números de puerto sirven para entregar la T_UD de la T_PDU al socket adecuado.

Nº puerto origen Nº puerto destino

32 bits

T_UD: Datos del nivel de aplicación

(mensaje)

Otros campos de la cabecera (T_PCI)

Formato de la T_PDU de TCP/UDP

Transporte 3-11 1 Cierto si no hay fragmentación

Demultiplexión sin conexión (UDP)

Al crear el socket UDP podemos proporcionar un número de puerto local concreto o dejar que se use uno cualquiera que esté libre:

DatagramSocket miSocket1 =

new DatagramSocket(12534);

DatagramSocket miSocket2 =

new DatagramSocket();

Cuando el host origen prepara la T_IDU para enviarla por un socket UDP, debe especificar (en la T_ICI):

( dirección IP destino,

número de puerto destino )

Cuando el protocolo UDP del host destino recibe la T_PDU: Comprueba el número de

puerto destino en la cabecera (T_PCI).

Dirige los datos de usuario (T_UD) de la T_PDU al socket UDP con ese número de puerto.

No se comprueba la dirección IP origen ni el nº de puerto origen durante el proceso de demultiplexión (en UDP).

Transporte 3-12

DatagramSocket serverSocket = new DatagramSocket(6428);

cliente IP: B

P2

cliente IP: A

P1 P1 P3

servidor IP: C

PO: 6428

PD: 9157

PO: 9157

PD: 6428

PO: 6428

PD: 5775

PO: 5775

PD: 6428

La IP origen y el Puerto Origen permitirán a P3 identificar al proceso origen (P1 o P2) y devolverle un mensaje.

PO = Nº de Puerto Origen PD = Nº de Puerto Destino

Nº de puerto local. Obligatorio especificarlo si es un proceso servidor.

Transporte 3-13

Demultiplexión sin conexión (UDP)

Demultiplexión orientada a la conexión (TCP)

Una conexión TCP se identifica por una 4-tupla: Dir. IP local

Nº Puerto local

Dir. IP remota

Nº Puerto remoto

En el host destino se usan los 4 valores, (presentes en la R_PCI y T_PCI) para hacer llegar los datos de usuario de la T_PDU al socket TCP adecuado.

Una aplicación servidora puede tener varias conexiones TCP funcionando simultáneamente. Cada conexión se identifica

por su propia 4-tupla

Un servidor web tiene una conexión TCP distinta para cada cliente que se conecta. Con HTTP no persistente,

cada petición del mismo cliente irá por una conexión TCP diferente.

Transporte 3-14

Al crear el socket TCP… … en el servidor indicamos el número

de puerto y se deja en modo escucha:

ServerSocket socketAcogida = new

ServerSocket(6789);

… en el cliente se proporciona el socket del servidor (IP/nombre, puerto) como T_ICI y se establece la conexión con este (que debe estar en modo escucha).

Socket socketCliente = new

Socket("hostnameservidor", 6789);

… en el servidor al recibir una solicitud de conexión por parte del cliente la acepta, quedando esta identificada por socket cliente (IP cliente, puerto cliente) y socket servidor (IP servidor, puerto servidor).

Socket socketConnection =

welcomeSocket.accept();

Cuando el protocolo TCP del host destino recibe la T_PDU comprueba tanto el número de puerto origen como destino en la cabecera (T_PCI) así como la dirección IP origen y destino recibida en la R_ICI y dirige los datos de usuario (T_UD) de la T_PDU al proceso de aplicación correcto.

Transporte 3-15

Demultiplexión orientada a la conexión (TCP)

Demultiplexión en TCP: Servidor Web con varios procesos

P1

cliente IP: A

P1 P2 P4

servidor IP: C

PO: 9157

PD: 80

PO: 9157

PD: 80

P5 P6 P3

IP-D: C

IP-O: A

IP-D: C

IP-O: B

PO: 5775

PD: 80

IP-D: C

IP-O: B

cliente IP: B

PO = Nº de Puerto Origen PD = Nº de Puerto Destino IP-O = Dir. IP Origen IP-D = Dir. IP Destino

No es problema que dos procesos cliente

usen el mismo puerto origen

No es problema que dos procesos

cliente usen la misma IP origen

Transporte 3-16

P4 P1

cliente IP: A

P1 P2

servidor IP: C

PO: 9157

PD: 80

PO: 9157

PD: 80

P3

IP-D: C

IP-O: A

IP-D: C

IP-O: B

PO: 5775

PD: 80

IP-D: C

IP-O: B

cliente IP: B


En lugar de un proceso servidor por cada socket, hay un “hilo” por socket y un solo

proceso.

Transporte 3-17

Demultiplexión en TCP: Servidor Web multihilo (threaded)







Control de flujo


Transporte 3-18


UDP: User Datagram Protocol [RFC 768]

Es un protocolo de transporte de Internet muy simple, sin “florituras”.

Ofrece un servicio de mejor esfuerzo, “best effort”, por lo que:

Las T_PDU pueden “perderse” y no llegar a su destino.

Si las T_PDU llegan desordenadas, los datos de usuario contenidos en ellas se entregarían desordenados al Nivel de Aplicación.

sin conexión: No hay una fase acuerdo previa

entre el emisor y el receptor UDP.

Cada T_PDU se trata de forma independiente a las demás.

¿Por qué existe UDP? No hay un

establecimiento de la conexión (que añadiría un retardo).

Es simple de implementar: no hay que mantener el estado de la conexión ni en el transmisor ni en el receptor.

La cabecera (T_PCI) es más simple y pequeña.

Transporte 3-19

UDP: más…

A menudo usado por aplicaciones de streaming multimedia Tolerantes a

pérdidas

Sensibles al ancho de banda

Otros usos de UDP DNS

SNMP

32 bits

longitud checksum

La cabecera (T_PCI) solo tiene

4 campos. La longitud es en

bytes y es la de la T_PDU completa,

con cabecera.

Nº puerto origen Nº puerto destino

Datos del nivel de aplicación

(mensaje)

Formato de la T_PDU de UDP

¿Transferencia fiable sobre UDP? Es posible si añadimos fiabilidad a la capa de aplicación ¡ Recuperación de errores específica de la aplicación !

T_PCI

T_UD

Transporte 3-20

Checksum (suma de comprobación) UDP

El emisor: Trata la T_PDU como una

secuencia de enteros de 16 bits.

Simplificando un poco, podemos decir que suma todos los enteros de 16 bits que componen la T_PDU y luego le calcula el complemento a 1.

Coloca el valor calculado en el campo checksum de la cabecera (T_PCI).

El receptor: Calcula el checksum, otra vez, de

la misma forma que lo hizo el emisor, sobre la T_PDU recibida.

Comprueba si el checksum calculado es idéntico al valor del campo checksum de la T_PDU recibida.

NO -> ¡Error detectado!

SÍ -> No se detecta error alguno, pero… ¿Puede que haya un error? Más sobre esto próximamente…

Objetivo: detectar “errores” (e.g., bits “cambiados”) en una T_PDU transmitida

Transporte 3-21

Ejemplo de cálculo de checksum Nota: al ir sumando los números de 16 bits que

forman la T_PDU, el acarreo que se vaya produciendo hay que volverlo a sumar.

Ejemplo: sumar solo dos enteros de 16 bit.

1 1 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 1 1 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 1 0 0 1 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 0 1 1

Acarreo

Suma (con acarreo)

checksum

Transporte 3-22







Control de flujo


Transporte 3-23


¿Por qué es necesaria la T.F.? PDUs erróneas

En las transmisiones sobre los enlaces se producen interferencias que alteran los bits transmitidos. PDUs perdidas

Las colas de paquetes, cuando están saturadas, empiezan a descartar los paquetes entrantes. PDUs duplicadas

Determinados problemas en la comunicación provocan que se retransmitan PDUs que ya han sido recibidas.

¿Cómo se detectan estos problemas? PDUs erróneas

Usando mecanismos de comprobación de errores (incluidos en la PCI).

Algoritmos similares al del checksum. Los algoritmos más complejos y fiables

se utilizan en el nivel de enlace.

PDUs perdidas y duplicadas Añadiendo “algo” a la cabecera (PCI)

de cada PDU que permita distinguirla del resto de PDUs enviadas.

¿Cómo se solucionan estos problemas? Retransmisiones

El transmisor vuelve a transmitir una copia exacta de la PDU que tuvo problemas.

La T.F. es importante en capas de aplicación, transporte y enlace de datos ¡ Está en la lista de los 10 tópicos más importantes sobre redes !

Principios de la transferencia fiable

Transporte 3-24


Caso general de comunicación entre entidades pares de un mismo nivel. Al comunicarse con su entidad par, una entidad le envía a la otra una PDU

formada por cabecera (PCI) y, en general, datos de usuario (UD). Las cabeceras (PCI) contienen información de control del protocolo. En general, ambas entidades transmiten y reciben datos de usuario. Transferencia bidireccional de datos de usuario entre entidades pares.

Simplificación del caso general de comunicación entre entidades pares. Facilita la explicación de los principios de transferencia fiable. Supondremos una transferencia unidireccional de datos de usuario. A una de las entidades pares del nivel la llamaremos transmisor (Tx). A la otra entidad par la llamaremos receptor (Rx). El Tx transmite PDUs con PCI y UD (los UD vienen de su nivel superior). El Rx recibe PDUs con PCI y UD (los UD los pasará a su nivel superior). El Rx transmite PDUs que solo tendrán PCI (sin UD, solo info. de control). El Tx recibe PDUs que sólo tendrán PCI. Transferencia bidireccional de información de control del protocolo.

Transporte 3-25

¿Qué tipos de PDU se usan? PDU de datos

Sólo las envía el Tx Contiene datos de usuario (UD) Contiene información de control del protocolo (en la PCI)

PDU de control Sólo las envía el Rx No contiene datos de usuario (UD) Solo contiene información de control del protocolo (en la PCI)

Es un error pensar que el Tx no envía información de control

porque solo envía PDUs de datos. Las PDUs de datos también llevan

información de control.

Nota


Transporte 3-26

¿Qué contiene la cabecera (PCI)? La PCI de una PDU de datos contiene información que permite:

Que el Rx detecte si esa PDU de datos tiene errores. Identificar esa PDU de datos y distinguirla de otras PDU

enviadas por el Tx. La PCI de una PDU de control contiene información que permite:

Que el Tx detecte si esa PDU de control tiene errores. Que el Rx identifique una determinada PDU de datos, e

informar que dicha PDU de datos ha sido recibida correctamente por el Rx.

ACK, acknowledgement, acuse de recibo. no ha sido recibida correctamente por el Rx.

NAK, NACK, Negative acknowledgement, acuse de recibo negativo.

La información de la PCI que sirve para identificar una determinada PDU de datos se llama número de secuencia.

Nota


Transporte 3-27

Principios de la transferencia fiable Funcionamiento básico Tx:

La entidad Tx de un determinado nivel, construye una PDU de datos con UD y PCI y la transmite al Rx.

Ahora, el Tx espera durante un tiempo, conocido como time_out, a recibir una PDU de control del Rx que le indique con un ACK que la PDU de

datos llego bien al Rx. o Tx no hace nada más.

con un NACK, que la PDU de datos llegó con errores al Rx. o Tx retransmite la PDU.

Si expira el time_out antes de que llegue la PDU de control del Rx, entonces o Tx retransmite la PDU.

Funcionamiento básico Rx: Al recibir una PDU de datos la

entidad Rx de un determinado nivel: Si la PDU de datos llegó

correctamente, es obligatorio que el Rx le mande al TX una PDU de control de tipo ACK, avisándole.

Si la PDU de datos llegó con errores, es opcional que el Rx le mande al TX una PDU de control de tipo NACK, avisándole.

P: ¿Cuánto debe valer, como

mínimo, el time_out? P: ¿Entrega siempre el Rx al nivel

superior los UD de una PDU de datos que llega correctamente?

Transporte 3-28

Ejemplo 1. Transmisor envía sólo una PDU con UD y

no envía la siguiente hasta tener éxito en la transmisión.

Receptor sólo envía PDU de control ACK.

Tx Rx

Tiempo

Sin errores

dtransPDU

dtransack

PCI

Tx Rx

X

Time_out

Time_out

Con errores

PDU perdida

PDU errónea


Transporte 3-29

Ejemplo 2. • Idem ejemplo 1. • Receptor también envía

PDU de control NACK. • Sin errores.

Mismo comportamiento anterior

Tx Rx

tiempo

X

Time_out

Con errores


Transporte 3-30

A este mecanismo de funcionamiento de un nivel para garantizar la transferencia fiable se le conoce como Protocolo de parada y espera

Es poco eficiente El Tx se debe parar y esperar a recibir el ACK antes de poder

enviar la siguiente PDU.

¿Se puede medir la eficiencia? Para simplificar, vamos a suponer que

Tx siempre tiene una PDU lista para transmitir. no se producen errores. cada PDU tiene L bytes de UD y 0 bytes de PCI. dtransack = 0.

Utilización del transmisor (o canal) Utransmisor = fracción de tiempo que el transmisor (o canal)

está ocupado transmitiendo bits de la PDU.


Transporte 3-31

Eficiencia del protocolo parada y espera

Primer bit PDU enviado, t = 0

Tx Rx

RTT

Primer bit PDU recibido

Último bit PDU recibido, enviar ACK

Recibido ACK, t = RTT + L / R

Enviar próxima PDU

U transmisor

= L / R

RTT + L / R

dtrans = L/R

Recuerda

Último bit PDU enviado, t = L / R

Transporte 3-32

El protocolo funciona, pero su eficiencia es mala

Ejemplo: enlace de 1 Gbps, 30 ms de RTT, PDU 1KByte

ssb

pdukb

R

Ldtrans 8

/10

/89

1 PDU de 1KByte cada 30,008 ms -> 33,3kByte/s tasa de transferencia efectiva en un enlace de 1 Gbps

¡El Protocolo limita el uso de los recursos físicos!

¿Se puede mejorar?

00027,0008,30

008,0

/

/

RLRTT

RLU transmisor

Eficiencia del protocolo parada y espera

Transporte 3-33

Protocolos con Pipeline Con Pipeline: El Tx puede tener múltiples PDUs en

tránsito (“en vuelo”) pendientes de ACK, mejorando mucho la eficiencia. Los números de secuencia utilizados en la PCI deben tener un

rango suficiente para que sirvan para distinguir todas las PDUs en tránsito.

Se requieren buffers en el Tx y, a veces, en Rx.

Parada y espera Pipeline

PDU PDU

ACK

NOTA: Profundizaremos en este concepto al abordar TCP Transporte 3-34

El “pipeline” mejora mucho la eficiencia

Envío bit 1 de 1ª PDU, t = 0

Tx Rx

RTT

Envío último bit de PDU, t = L / R

Llega primer bit de 1ª PDU

Llega último bit 1ª PDU, envío ACK

ACK recibido, envío siguiente

PDU, la 4ª, t = RTT + L / R

Llega últimobit 2ª PDU, envío ACK

Llega último 3ª PDU, envío ACK

U transmisor

= 0,024

30,008 = 0,0008

microsecon

ds

3 * L / R

RTT + L / R =

Tener hasta 3 PDUs “en vuelo” multiplica la eficiencia por un

factor de 3

Transporte 3-35

Servicio de transferencia fiable

¿Cómo proporciona el nivel de transporte un servicio de transferencia fiable al nivel de aplicación?

Transporte 3-36

El nivel de transporte tiene debajo el nivel de red, que le proporciona un servicio de transferencia no fiable (“unreliable”).


¿Cómo proporciona el nivel de transporte un servicio de transferencia fiable (“reliable”) al nivel de aplicación?

Transporte 3-37

El nivel de transporte debe implementar un protocolo de transferencia fiable “reliable data transfer (rdt) protocol”.

Las características concretas del canal no fiable condicionarán la complejidad del protocolo rdt. Vamos a ir “experimentando” con distintos tipos de canales no fiables.


Transporte 3-38

Lado del emisor (Tx)

Lado del Receptor

(Rx)

rdt_send(): llamado desde el nivel superior, (p.e., por la Aplic.) Nos pasa

los datos que deberemos suministrar al receptor del nivel superior.

udt_send(): llamado por rdt para enviar, por el canal no

fiable, una PDU.

rdt_rcv(): llamado desde el nivel inferior cuando tiene disponible una PDU que ha llegado lado del receptor por el canal no fiable.

deliver_data(): llamado por rdt para pasar los datos al nivel

superior (lado del receptor).

Servicio de transferencia fiable: Empezando…

udt = Unreliable Data Transfer (Trasferencia de datos no fiable) Transporte 3-39

Implementaremos de forma incremental el lado emisor y el lado receptor del protocolo rdt.

Como antes, consideraremos, por simplicidad, transferencia de datos de usuario unidireccional, de emisor a receptor (de Tx a Rx).

¡ OJO ! La información de control fluye en ambas direcciones

Usaremos máquinas de estados finitos (FSM) para especificar el emisor y el receptor.

El protocolo rdt realmente es aplicable a cualquier nivel que deba proporcionar fiabilidad, y no solo al Nivel de Transporte.

estado 1

estado 2

evento que causa cambio de estado

acciones tomadas al cambiar de estado

estado: estando en un cierto “estado” el

próximo estado depende únicamente del próximo evento.

evento

acciones

Servicio de transferencia fiable: Empezando…

Transporte 3-40

rdt 1.0: transferencia fiable sobre canal fiable

Es el caso más sencillo. No es algo real.

El canal del nivel inferior es perfectamente fiable. No hay errores de bit (bits alterados).

No hay pérdida de PDUs.

Hay una FSM para el emisor y otra para el receptor. Emisor envía PDUs por el canal subyacente (al nivel inferior).

El receptor recibe PDUs del canal subyacente (del nivel inferior).

Espera

llamada

desde

arriba

packet = make_pkt(data)

udt_send(packet)

rdt_send(data)

extract (packet,data)

deliver_data(data)

Espera

llamada

desde

abajo

rdt_rcv(packet)

Emisor (Tx) Receptor (Rx)

Nota: En las máquinas de estados a las PDUs las llama paquetes (“packets”). Transporte 3-41

rdt 2.0: Canal con errores de bit

El canal subyacente puede alterar los bits de un paquete Necesitaremos un checksum para detectar errores de bit

Usaremos algunos de los principios vistos anteriormente para conseguir una transferencia de datos fiable: acknowledgements (ACKs): el receptor explícitamente le dice al

emisor que el paquete se recibió correctamente.

negative acknowledgements (NAKs): el receptor explícitamente le dice al emisor que el paquete tenía errores, por lo que quiere que se lo retransmitan.

Nuevos mecanismos en rdt 2.0 (mejorando rdt 1.0): Detección de errores

El receptor proporciona “realimentación” al emisor con PDUs de control (ACK, NAK).

Transporte 3-42

rdt_send(data)

sndpkt = make_pkt(data, checksum)

udt_send(sndpkt)

extract(rcvpkt,data)

deliver_data(data)

udt_send(ACK)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

notcorrupt(rcvpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) && isACK(rcvpkt)

udt_send(sndpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

isNAK(rcvpkt)

udt_send(NAK)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

corrupt(rcvpkt)

Máquina de estados

del emisor (Tx)

Máquina de estados

del receptor (Rx)

L

rdt2.0: Maquina de estados finitos (FSM)

Espera

ACK o

NAK

Espera

llamada

desde

abajo

Espera

llamada

desde

arriba

Ambos, Tx y Rx, usan udt_send() para enviar sus

PDUs por el canal no fiable

implementado por el nivel inferior.

Ambos, Tx y Rx, esperan el evento rdt_rcv() que les

entrega una PDU que llega desde el nivel inferior (no fiable).

Transporte 3-43

L

rdt_send(data)


deliver_data(data)

udt_send(ACK)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

notcorrupt(rcvpkt)


udt_send(sndpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

isNAK(rcvpkt)

udt_send(NAK)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

corrupt(rcvpkt)

rdt2.0: Operación en escenario sin errores

Espera

ACK o

NAK

Espera

llamada

desde

abajo

Espera

llamada

desde

arriba


udt_send(sndpkt)

Transporte 3-44

L

rdt_send(data)

rdt2.0: Operación en escenario con errores

Espera

llamada

desde

arriba


deliver_data(data)

udt_send(ACK)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

notcorrupt(rcvpkt)


udt_send(sndpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

isNAK(rcvpkt)

udt_send(NAK)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

corrupt(rcvpkt)

Espera

ACK o

NAK

Espera

llamada

desde

abajo


udt_send(sndpkt)

Transporte 3-45

rdt 2.0 Tiene un fallo grave…

¿Qué ocurre si una PDU de control (ACK o NAK) se corrompe (tiene bits erróneos)?

¡ El Tx no sabe si ha recibido un ACK o un NAK, pues la PDU tiene errores !

¡ El Tx no sabe cómo llegó la PDU de datos al Rx !

No es válido, simplemente, retransmitir la última PDU pues… ¡ El Rx podría recibirla dos veces y no darse cuenta de que es la misma PDU !

Para evitar PDUs duplicadas: El Tx retransmite la PDU de

datos si la PDU de control recibida (ACK o NAK) está corrupta (tiene errores).

El Tx añade un número de secuencia en la PCI de cada PDU.

El Rx es capaz de detectar PDUs duplicadas, gracias al número de secuencia, por lo que las descarta y no pasa sus datos al nivel superior.

El emisor envía una PDU y espera la respuesta del receptor.

Parada y espera

Transporte 3-46

rdt2.1: Máquina de estados del Emisor. Soluciona el problema de los ACK/NAKs corruptos.

Wait for

call 0 from

above

sndpkt = make_pkt(0, data, checksum)

udt_send(sndpkt)

rdt_send(data)

Wait for

ACK or

NAK 0 udt_send(sndpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

( corrupt(rcvpkt) ||

isNAK(rcvpkt) )


udt_send(sndpkt)

rdt_send(data)

rdt_rcv(rcvpkt)

&& notcorrupt(rcvpkt)

&& isACK(rcvpkt)

udt_send(sndpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) &&


isNAK(rcvpkt) )

rdt_rcv(rcvpkt)


&& isACK(rcvpkt)

Wait for

call 1 from

above

Wait for

ACK or

NAK 1

L L

Transporte 3-47


deliver_data(data)

sndpkt = make_pkt(ACK, chksum)

udt_send(sndpkt)

Wait for

0 from

below

sndpkt = make_pkt(NAK, chksum)

udt_send(sndpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

not corrupt(rcvpkt) &&

has_seq0(rcvpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) && notcorrupt(rcvpkt)

&& has_seq1(rcvpkt)


deliver_data(data)


udt_send(sndpkt)

Wait for

1 from

below


&& has_seq0(rcvpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) && (corrupt(rcvpkt)


udt_send(sndpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) &&

not corrupt(rcvpkt) &&

has_seq1(rcvpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) && (corrupt(rcvpkt)

sndpkt = make_pkt(NAK, chksum)

udt_send(sndpkt)


udt_send(sndpkt)

rdt2.1: Máquina de estados del Receptor. Soluciona el problema de los ACK/NAKs corruptos.

Transporte 3-48

rdt2.1: Discusión

Emisor (Tx):

Añade número de secuencia a las PDUs

Basta con usar dos números de secuencia distintos (O y 1) ¿Por qué?

Debe comprobar si la PDU de control ACK/NAK está corrupta.

Se duplican los estados El estado “recuerda” si la

PDU “actual” tiene número de secuencia 0 o 1.

Receptor (Rx):

Debe comprobar si la PDU recibida es un duplicado. El estado indica si es 0

o 1 el número de secuencia esperado.

El Rx no puede saber su el último ACK/NAK que envió llego corrupto o no al TX.

Transporte 3-49

rdt2.2: un protocolo sin NAKs

La misma funcionalidad que el rdt2.1, usando solo ACKs.

En lugar de enviar un NAK, el Rx reenviará el ACK de la última PDU que recibió correctamente. Con esta estrategia, el Rx debe incluir explícitamente en la PCI

de todas las PDUs de control ACK el número de secuencia de la PDU de datos de la que se quiere dar acuse de recibo positivo.

El Tx, al recibir un ACK duplicado (ya recibido) realiza la misma acción que al recibir un NAK: retransmitir la PDU actual (que aún no ha sido reconocida).

Transporte 3-50

rdt2.2: Trozos de las máquinas de estados

Wait for

call 0 from

above


udt_send(sndpkt)

rdt_send(data)

udt_send(sndpkt)

rdt_rcv(rcvpkt) &&


isACK(rcvpkt,1) )

rdt_rcv(rcvpkt)


&& isACK(rcvpkt,0)

Wait for

ACK

0

Trozo máquina Tx


&& has_seq1(rcvpkt)


deliver_data(data)

sndpkt = make_pkt(ACK1, chksum)

udt_send(sndpkt)

Wait for

0 from

below

rdt_rcv(rcvpkt) &&

(corrupt(rcvpkt) ||

has_seq1(rcvpkt))

udt_send(sndpkt)

Trozo máquina Rx

L

Transporte 3-51

rdt3.0: canal con errores y pérdidas

Nuevo escenario: El canal no fiable

proporcionado por el nivel inferior puede, además de corromper las PDUs, perderlas por completo (PDUs de datos y de control).

El checksum, números de secuencia, ACKs, y retransmisiones son de gran ayuda, pero no bastan.

Nuevo enfoque: El Tx espera un tiempo “razonable”

(time_out) a que llegue el ACK.

Si en ese tiempo no ha llegado el ACK de una PDU de datos, el Tx la retransmite.

Si la PDU de datos (o de control) no se ha perdido, sino que solo se ha retrasado:

La retransmisión originará un duplicado, pero gracias a los números de secuencia eso no es problema.

Como antes, el Rx debe incluir en la PCI del ACK el número de secuencia de la PDU de datos que se está reconociendo.

Requiere el uso de temporizadores para detectar si expira el time_out.

Transporte 3-52

stop_timer

stop_timer

rdt3.0 Emisor (Tx)


udt_send(sndpkt)

start_timer

rdt_send(data)

Wait

for

ACK0

rdt_rcv(rcvpkt) &&


isACK(rcvpkt,1) )

Wait for

call 1 from

above


udt_send(sndpkt)

start_timer

rdt_send(data)

rdt_rcv(rcvpkt)


&& isACK(rcvpkt,0)

rdt_rcv(rcvpkt) &&


isACK(rcvpkt,0) )

rdt_rcv(rcvpkt)


&& isACK(rcvpkt,1)

udt_send(sndpkt)

start_timer

timeout

udt_send(sndpkt)

start_timer

timeout

rdt_rcv(rcvpkt)

Wait for

call 0from

above

Wait

for

ACK1

L

rdt_rcv(rcvpkt)

L

L

Diseñe la máquina de estados del receptor del protocolo rdt3.0

Ejercicio

Transporte 3-53

rdt3.0 en acción en diversas situaciones

Transporte 3-54

rdt3.0 en acción en diversas situaciones

Transporte 3-55







Control de flujo


Transporte 3-56


TCP: Visión general RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581

Servicio Full-Duplex: Por una conexión fluyen

datos bidireccionalmente.

MSS: Tamaño Máximo del Segmento (de los UD).

Orientado a conexión: Acuerdo previo al envío de

datos. El emisor toma la iniciativa enviando un mensaje de control, que el receptor debe estar esperando.

Control de flujo: El emisor no debe

desbordar al receptor.

Punto a punto: Un emisor, un receptor (no

multidifusión)

Flujo de bytes, fiable y ordenado: Sin “frontera” entre los

mensajes (A_PDUs)

Usa “pipeline”: El control de flujo de TCP

fija el tamaño de la ventana (máx. nº datos “en vuelo”)

Buffers de Btx y Brx

socket

door

TCP

send buffer

TCP

receive buffer

socket

door

segment

application

writes dataapplication

reads data

Transporte 3-57

Estructura del segmento TCP (T_PDU)

Nº puerto Orig. Nº puerto dest.

32 bits


(longitud variable)

Número de secuencia

Número de ACK

Ventana de Rx

Punt. Datos Urg. checksum

F S R P A U Long. Cabe.

no usado

Opciones (long. variable)

URG: datos urgentes (no se suele usar)

ACK: indica que el nº de ACK es válido

PSH: “empuja” datos ahora

(no se suele usar)

RST, SYN, FIN: Comandos para

establecer la conexión y terminarla

Nº de bytes que está dispuesto a aceptar el Rx

Cuentan los bytes de datos, no las PDUs

Internet checksum

(como en UDP)

T_PCI

T_UD

Transporte 3-58

Longitud Cabecera (T_PCI) en palabras de 32 bits (4 bytes)

Nº de secuencia y de ACK en TCP(I) Nº de secuencia:

Es el número asignado, dentro del flujo de bytes, al primer byte de los datos del segmento TCP que se envía a la otra entidad par.

El valor inicial de este campo lo decide de manera aleatoria cada entidad par al iniciar la conexión.

Se va incrementado a medida que se envían segmentos que contienen UD.

Nº de ACK:

Sirve para indicar el nº de secuencia del byte que se espera recibir a continuación por parte de la otra entidad par.

Todos los bytes anteriores los da por reconocidos (ACK acumulativo).

P: ¿Como trata el receptor los segmentos desordenados?

R: La especificación de TCP lo deja a criterio del implementador.

Transporte 3-59

Nº de secuencia y de ACK en TCP(II)

Entidad TCP Host A Entidad TCP Host B

Btx contiene “DIEZ BYTES”

tiempo

Escenario simple

- El gráfico muestra intercambio de TCP_PDUs (segmentos). El buffer de transmisión (Btx) contiene los UD solicitados por el nivel de aplicación a través del T_SAP. El bufffer de recepción (Brx) se vaciará cuando a través del T_SAP lo solicite el nivel de aplicación -TCP envía el ACK “superpuesto” en su PDU de datos (“piggybacking”), como aparece en los dos primeros segmentos que ambos host han enviado .

Notas

Transporte 3-60

Btx contiene “TRECE BYTES ?” Brx contiene “DIEZ BYTES”

Btx vacío

Brx contiene “TRECE BYTES ?”

Btx vacío

TCP estima el RTT para saber qué valor usar de time_out

¿Qué valor debe usar TCP como time_out?

Debe ser algo mayor que el RTT

Pero el RTT cambia a lo largo del tiempo…

Un valor muy pequeño produce un time_out prematuro y retransmisiones innecesarias.

Un valor demasiado grande hace que se reaccione muy tarde ante la pérdida de un segmento.

¿Cómo estimar el RTT? RTTmuestra es el tiempo (real)

medido desde que se transmite un segmento hasta que llega el ACK.

ignorando retransmisiones…

RTTmuestra puede ser muy variable… Queremos una estimación del RTT más “suave” (menos “cambiante”).

RTTestimado lo calcularemos como la media de los valores de RTTmuestra más recientes.

Transporte 3-61

RTTestimado = (1-)* RTTestimado + * RTTmuestreado

Media móvil exponencialmente ponderada .

La influencia de una muestra anterior sobre el nuevo valor estimado decrece de una forma exponencialmente rápida.

Se suele usar, típicamente: = 0.125


Transporte 3-62

Ejemplo de estimación del RTT RTT: gaia.cs.umass.edu to fantasia.eurecom.fr

100

150

200

250

300

350

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

time (seconnds)

RT

T (

mil

lise

con

ds)

SampleRTT Estimated RTT


Transporte 3-63

¿Como fijamos el time_out a partir del RTT? Time_out = RTTestimado + un “margen de seguridad”

Mucha desviación en RTTestimado -> usar un margen mayor

Una primera estimación de cuánto se desvía RTTmuestra del valor RTTestimado sería:

Time_out = RTTestimado + 4*RTTdesv

RTTdesv = (1-)*RTTdesv + *|RTTmuestra-RTTestimado|

(típicamente: = 0.25)

Así, el time_out podría calcularse como:

TCP estima el RTT para saber que valor usar de time_out

Transporte 3-64







Control de flujo


Transporte 3-65


TCP: Transferencia de datos fiable TCP crea un servicio de

transferencia de datos fiable encima del servicio de transferencia no fiable que le proporciona IP.

TCP usa la técnica del “pipeline”, manteniendo varios segmentos “en vuelo”.

TCP usa ACKs acumulativos, que reconocen un dato y todos los anteriores.

TCP usa, por simplicidad, un único temporizador para todas las T_PDUs de una conexión.

TCP debe retransmitir los datos cuando: Se produce un time_out

Llega un ACK duplicado

Inicialmente consideraremos un emisor TCP simplificado: Ignora ACKs duplicados

Sin control de flujo

Transporte 3-66

Eventos que trata el emisor TCP (simplificado):

Llegan datos de la aplicación (nivel superior):

Crea un segmento con un nº de secuencia adecuado y se lo pasa al nivel inferior (IP)

El nº de secuencia del segmento es el nº de secuencia, dentro del flujo de bytes, del primer byte de datos del segmento.

Arranca el temporizador, si no estaba ya corriendo (estaría en marcha si había datos anteriores sin reconocer).

El temporizador se programa para expirar al cabo de Time_out segundos.

Expira el temporizador (time_out):

Retransmite el segmento que ha provocado el time_out

Rearranca el temporizador

Llega un ACK…

…correspondiente a datos de los cuales no se había recibido aún un ACK:

Actualiza el indicador que apunta a los “datos más antiguos pendientes de ACK” y detiene el temporizador.

Arranca el temporizador solo si aún hay “en vuelo” datos pendientes de ACK.

Transporte 3-67

Emisor TCP (simplificado) SigNumSec = NumeroSecuenciaInicial

BaseEmision = NumeroSecuenciaInicial

while ( true ) {

switch( evento )

evento: datos recibidos de la aplicación /* Llegan datos de la capa superior*/

crear segmento TCP con datos y número de secuencia SigNumSec

if ( el temporizador está parado )

iniciar el temporizador

pasar el segmento a IP /* La capa inferior, no fiable, hará llegar el segmento al Rx */

SigNumSec = SigNumSec + longitud(datos)

evento: el temporizador expira /* Se ha producido un time_out */

retransmitir el segmento pendiente de ACK con menor número de secuencia


evento: recibido ACK con campo nº de ACK valiendo y

if ( y > BaseEmision ) { /* Si están reconociendo datos no reconocidos anteriormente */

BaseEmision = y /* Actualizar indicador datos reconocidos/pendientes de ACK */

detener el temporizador

if ( SigNumSec > BaseEmision ) /* Si hay datos “en vuelo” pendientes de ACK */


}

} /* fin del bucle infinito */

Todos los bytes de datos con nº de secuencia menor a BaseEmision están reconocidos acumulativamente. Los de nº mayor o igual están pendientes de ser reconocidos.

El receptor nos envía acuse de recibo de todos los datos con nº de secuencia menores que y

SigNumSec apunta a datos “no enviados”.

Transporte 3-68

TCP: escenarios con retransmisiones (I)

Host A

Escenario time_out

prematuro

Host B Host A

perdido

Escenario ACK perdido

Host B

tiempo

BaseEmision=120

tiempo

BaseEmision=100

Tim

e_

out

Sec=

92

Tim

e_

out

Sec=

92

BaseEmision = 100

Expira Expira

Transporte 3-69

BaseEmision=120

Host A Host B

Escenario ACK

acumulativo

tiempo

perdido

TCP: escenarios con retransmisiones (II)

Tim

e_

out

Sec=

92

BaseEmision=120

No expira

Tim

e_

out

Sec=

92

El temporizador con la duración “recomendada” habría expirado antes de la llegada del ACK=120. El transmisor puede usar en ciertas ocasiones un time_out que dure más de lo recomendado lo cual hace que sea fácil que se produzcan ACKs acumulativos.

Transporte 3-70

TCP: Generación del ACK [RFC 1122, RFC 2581] Evento en el Receptor TCP

Llegada de segmento en orden, con el nº

de secuencia esperado. Todos los datos

hasta el nº de secuencia esperado ya han

sido reconocidos.

Llegada de segmento en orden, con el nº

de secuencia esperado. Hay un segmento

anterior pendiente de reconocer.

Llegada de segmento fuera de orden, con

nº de secuencia mayor del esperado. Se

detecta un “hueco” en los datos recibidos.

Llegada de un segmento que “rellena” total

o parcialmente el “hueco” y que tiene el nº

de secuencia esperado (“rellena” el “hueco”

por su comienzo o límite inferior).

Acción del receptor TCP

ACK retardado. Esperar hasta un

máximo de 500ms a que llegue el

siguiente segmento en orden.

Si no llegase, enviar ACK.

Enviar inmediatamente un ACK

acumulativo que reconozca ambos

segmentos ordenados.


duplicado, indicando el nº de

secuencia del byte que se espera

recibir.


para el segmento recibido o

acumulativo dependiendo de si

receptor almacena los UD de los

segmentos fuera de orden.

Transporte 3-71

TCP: Retransmisión rápida

El time_out tiene una duración relativamente larga: Pasa mucho tiempo hasta

que se retransmite un segmento perdido.

Detectar segmentos perdidos gracias a los ACKs duplicados. El emisor a menudo envía

muchos segmentos seguidos, muy “pegados”.

Si se pierde un segmento, muy probablemente lleguen muchos ACKs duplicados.

Si el emisor recibe tres (3) ACKs duplicados para los mismos datos, supone que se ha perdido el segmento cuyos datos siguen a los datos que están siendo reconocidos: Retransmisión rápida:

reenviar ese segmento que se supone perdido aunque su temporizador aún no ha expirado.

TCP no usa NAKs, por lo que el receptor no puede avisar de que le falta un segmento.

Nota

Transporte 3-72

Host A Host B

tiempo

Tim

e_

out

2º

segm

ent

o

No expira

TCP: Retransmisión rápida

El emisor al ver que, por tres veces, le llega un ACK duplicado de los datos del primer segmento, supone que el segundo segmento se ha perdido y lo reenvía rápido, antes de que expire su temporizador.

La llegada de estos tres segmentos fuera de orden ha hecho que el receptor envíe inmediatamente un ACK duplicado para cada uno de ellos, reconociendo los datos del primer segmento.

Transporte 3-73

evento: recibido ACK con campo nº de ACK valiendo y

if ( y > BaseEmision ) { /* Si están reconociendo datos no reconocidos anteriormente */

BaseEmision = y /* Actualizar indicador datos reconocidos/pendientes de ACK */

detener el temporizador

if ( SigNumSec > BaseEmision ) /* Si hay datos “en vuelo” pendientes de ACK */


}

else { /* Se trata de un ACK duplicado de un segmento ya reconocido */

incrementar el contador de ACKs duplicados de y

if (contador de ACKs duplicados de y = 3 ) {

retransmitir segmento cuyo número de secuencia es y /* retransmisión rápida*/


}

}

TCP: Retransmisión rápida Este es el evento de recepción de ACK en el emisor TCP simplificado.

Le hemos añadido la parte del “else” para que el emisor TCP simplificado no sea tan “simple” y sepa reaccionar ante tres ACKs duplicados, llevando a cabo la retransmisión rápida del segmento no reconocido.

Transporte 3-74







Control de flujo


Transporte 3-75


Control de flujo en TCP

El lado receptor de una conexión TCP tiene un buffer de recepción donde se acumulan los datos que llegan desde el nivel inferior.

Servicio de ajuste de velocidades:

Hace que la tasa de transmisión del otro extremo se ajuste al ritmo al que la aplicación receptora “consume” los datos que llegan.

Puede que el proceso de aplicación sea muy lento leyendo del buffer de recepción TCP.

Conseguir que el emisor no desborde el buffer

del receptor por culpa de transmitir demasiados

datos, demasiado rápido.

Control de flujo

Transporte 3-76

BufferRecepcion

VentanaRecepcion

Espacio

libre en el

Buffer TCP

Datos en el Buffer TCP,

esperando ser leídos

por la aplicación

Datos de IP

Hacia el proceso de aplicación

Va variando su tamaño

Tamaño fijo

Supondremos que el receptor TCP descarta los segmentos que recibe desordenados, por lo que esos no ocupan espacio en el buffer de Rx.

Espacio libre en el buffer de recepción: VentanaRecepcion = BufferRecepcion – (UltimoByteRecibido – UltimoByteLeido)

Transporte 3-77

BufferRecepcion

VentanaRecepcion

Espacio

libre en el

Buffer TCP



por la aplicación

Datos de IP



Tamaño fijo

Esta diferencia indica lo que hay “ocupado”

Control de flujo en TCP (funcionamiento)

El receptor informa al emisor del espacio libre en el buffer gracias al campo VentanaRecepcion presente en la cabecera (T_PCI) de los segmentos (T_PDU) que envía.

El emisor limita el número de datos “en vuelo” pendientes de ACK de forma que quepan en la VentanaRecepcion

Esto garantiza que el BufferRecepcion nunca se desborda.

Transporte 3-78

BufferRecepcion

VentanaRecepcion

Espacio

libre en el

Buffer TCP



por la aplicación

Datos de IP


Tamaño fijo



El valor del campo VentanaRecepcion de la T_PCI está relacionado con el valor del campo NºdeACK de la T_PCI.

Cuando el emisor recibe un segmento, observa el valor del campo NºdeACK y el valor del campo VentanaRecepcion para conocer el rango de números de secuencia correspondientes a los datos que está autorizado a tener “en vuelo”, pendientes de confirmación:

Transporte 3-79

Desde NºdeACK hasta (NºdeACK + VentanaRecepcion – 1)

Nº puerto Orig. Nº puerto Dest.


(longitud variable)

Número de secuencia

Número de ACK

Ventana de Rx

Punt. Datos Urg. checksum

F S R P A U Long. Cabe.

no usado

Opciones (long. variable)

T_

PCI

T_

UD

Estructura del segmento (T_PDU)








Control de flujo


Transporte 3-80


Recuerde: El cliente y el servidor TCP establecen la conexión antes de intercambiar segmentos que transporten datos de usuario.

Durante la fase de establecimiento de la conexión, ambos deben inicializar las variables de TCP:

Números de secuencia a usar.

Buffers de transmisión y recepción (ambos en cliente y servidor).

Información de control de flujo (ej: VentanaRecepcion).

Etc.

cliente: Es el que toma la iniciativa de establecer la conexión Socket socketCliente = new Socket(“NombreHost”,NumPuerto);

servidor: Estaba “a la escucha” y es contactado por el cliente Socket socketConexion = socketAcogida.accept();

Transporte 3-81

Gestión de la conexión en TCP: Establecimiento

cliente servidor Proceso de acuerdo en tres fases

tiempo tiempo


Transporte 3-82

En el flujo de de TCP_PDUs (segmentos) si un determinado flag está activo, se indica en el etiquetado, menos el del ACK que está implícito cuando el campo ACK tiene valor.

Nota

X.accept()

new socket

Conexión establecida

Servidor puede Enviar datos

Cliente puede Enviar datos

Proceso de acuerdo en tres fases: Paso 1: El host cliente inicializa todas las variables de TCP (buffers, número de

secuencia inicial, etc.) y envía al servidor un segmento SYN que:

No transporta datos.

Especifica el Nº de secuencia inicial (nsi_cliente).

Lleva el bit SYN activado, que a todos los efectos es considerado como el primer byte del flujo de datos de la conexión TCP.

Paso 2: El host servidor, al recibir el segmento SYN, inicializa los buffers y variables TCP y responde al cliente enviándole un segmento SYN-ACK, que:

Tiene las mísmas características del segmento SYN del cliente pero lo que especifica es el número de secuencia inicial del servidor (nsi_servidor).

Sirve, además, para reconocer (ACK) que se ha recibido el segmento SYN del cliente.

Paso 3: El cliente recibe el segmento SYN-ACK del servidor y le responde enviándole un segmento ACK, que:

Sirve para reconocer la llegada del SYN-ACK del servidor.

Puede contener datos de usuario, aunque no es lo habitual.

Transporte 3-83


Transporte 3-84

Un segmento FIN es aquél que tiene activado el bit FIN, que a todos los efectos es considerado como el último byte del flujo de datos de la conexión TCP.

La entidad TCP que envía un segmento FIN ya no puede enviar más datos, pero puede seguir recibiéndolos.

esp

era

te

mpo

riza

da

cliente servidor

socketCliente.close();

socketConexion.close();

Conexión cerrada

Cierre de la conexión TCP

Conexión cerrada

tiempo tiempo

Gestión de la conexión en TCP: Cierre de la conexión

Tanto cliente como servidor pueden iniciar el cierre de la misma.

Nota

Paso 1: La aplicación cliente decide cerrar la conexión haciendo socketCliente.close(); lo cual provoca que la entidad TCP envíe un segmento FIN al servidor.

Paso 2: La entidad TCP del servidor recibe el segmento FIN y responde con un ACK al cliente.

Paso 3: La aplicación servidora, cuando lo estime oportuno, cerrará la conexión haciendo socketConexion.close(); lo cual provocará que la entidad TCP envíe un segmento FIN al cliente.

Paso 4: El cliente recibe el segmento FIN y responde con un ACK.

El cliente entra durante un tiempo en un estado de espera durante el cual, si le llega un FIN del servidor, responde con un ACK.

Al acabar el tiempo de espera, el cliente TCP dará por cerrada la conexión (liberando buffers y demás recursos asociados a ella).

Paso 5: El servidor TCP recibe el ACK correspondiente a su FIN y da por cerrada la conexión TCP (liberando buffers y demás recursos).


Transporte 3-85

Transporte 3-86


Los pasos anteriores, con alguna modificación menor, son los mismos que se seguirían para cerrar la conexión si:

Es la aplicación servidora la que toma la iniciativa a la hora de cerrar y ejecuta en primer lugar un socketConexion.close();

Ambas aplicaciones, la cliente y la servidora, deciden, simultáneamente, cerrar la conexión y ejecutan, a la vez, socketCliente.close(); y socketConexion.close();

Las conexiones se deben cerrar de forma abrupta e inmediata cuando se recibe un segmento RST (con el bit RST activado). El envío de un segmento de RESET (“reinicio”) se produce solo en casos especiales y no es la forma normal de provocar el cierre de una conexión.

Transporte 3-87

Gestión de la conexión en TCP: Ciclo de vida

CLOSING

LAST_ACK CLOSE_WAIT

ESTABLISHED LISTEN

FIN_WAIT_2

TIME_WAIT

FIN_WAIT_1 SYN_RCVD

SYN_SENT

CLOSED

Ciclo de vida de una conexión TCP: Es la secuencia de estados por los que pasa una conexión TCP.

La siguiente máquina de estados muestra los 11 estados posibles y las diferentes transiciones que pueden darse, de un estado a otro.

Transporte 3-88


CLOSING

LAST_ACK CLOSE_WAIT

ESTABLISHED LISTEN

FIN_WAIT_2

TIME_WAIT

FIN_WAIT_1 SYN_RCVD

SYN_SENT

CLOSED

El estado CLOSED es realmente un estado “ficticio”. La conexión está en ese estado antes de crearse y después de haberse cerrado por completo. En el estado CLOSED, la conexión aún no existe o ya ha dejado de existir.

CLOSED es el estado inicial y final de una conexión.

Transporte 3-89


CLOSING

LAST_ACK CLOSE_WAIT

ESTABLISHED LISTEN

FIN_WAIT_2

TIME_WAIT

FIN_WAIT_1 SYN_RCVD

SYN_SENT

CLOSED

Cuando la conexión está en el estado ESTABLISHED las entidades TCP pueden intercambiar segmentos con datos.

Por tanto, el objetivo del cliente y del servidor es pasar de CLOSED a ESTABLISHED, enviar y recibir datos y volver de nuevo al estado CLOSED.


En verde podemos ver las transiciones del ciclo de vida típico de un cliente.

En rojo aparece el ciclo de vida típico de un servidor.

Las transiciones de color negro son posibles pero no son tan habituales.

Transporte

CLOSING

LAST_ACK CLOSE_WAIT

ESTABLISHED LISTEN

FIN_WAIT_2

TIME_WAIT

FIN_WAIT_1 SYN_RCVD

SYN_SENT

CLOSED

3-90


La primera transición del ciclo de vida típico del cliente es la que va del estado CLOSED al estado SYN_SENT.

Se da cuando se produce el evento “Aplicación cliente inicia una conexión”.

Lleva asociada la acción “Enviar segmento SYN”.

ESTABLISHED

FIN_WAIT_2

TIME_WAIT

FIN_WAIT_1

SYN_SENT

CLOSED

Transporte 3-91


Aquí podemos ver todas las combinaciones “evento/acción” de las transiciones del ciclo de vida típico del cliente.

ESTABLISHED FIN_WAIT_2

TIME_WAIT

FIN_WAIT_1

SYN_SENT

CLOSED

Transporte 3-92

Aplicación cliente inicia una conexión

Enviar segmento SYN

Se recibe segmento SYN-ACK

Enviar ACK del SYN

Transcurre 2 veces el tiempo MSL

No enviar nada

Se recibe ACK del FIN

No enviar nada

La aplicación indica que quiere cerrar la conexión

Enviar segmento FIN

Enviar ACK del FIN

Se recibe segmento FIN

NOTA: MSL (Maximum Segment Life), es el tiempo (estimado) de vida máximo de un segmento en la red.


LAST_ACK CLOSE_WAIT

ESTABLISHED LISTEN

SYN_RCVD

CLOSED

Transporte 3-93

La primera transición del ciclo de vida típico del servidor es la que va del estado CLOSED al estado LISTEN.

Se produce da cuando la aplicación servidora crea un socket “de acogida” que se queda esperando los intentos de conexión de los posibles clientes.

No hay acción asociada a esta primera transición.


Aquí podemos ver todas las combinaciones “evento/acción” de las transiciones del ciclo de vida típico del servidor.

CLOSED

Transporte 3-94

Aplicación servidora crea socket “de acogida”

Se recibe segmento SYN

Enviar segmento ACK-SYN

Se recibe ACK del FIN

No enviar nada

Enviar ACK del FIN

Se recibe segmento FIN

LAST_ACK

CLOSE_WAIT

ESTABLISHED

LISTEN

SYN_RCVD

No enviar nada

Se recibe ACK del SYN

No enviar nada

La aplicación indica que quiere cerrar la conexión

Enviar segmento FIN

Tema 3: Resumen

Hemos visto los principios que hay detrás de los servicios del Nivel de Transporte:

Multiplexión y demultiplexión.


Control de flujo

Hemos estudiado los protocolos de internet proporcionan los servicios del nivel de transporte:

UDP

TCP

A continuación:

Abandonamos la “frontera” de la red (Niveles de aplicación y de transporte)

Entraremos en el “núcleo” de la red.

Transporte 3-95

Tema 3: PROBLEMAS

Transporte 3-96

Problema 1

Transporte 3-97

Suponga que el cliente A inicia una conexión TCP con un servidor web de nombre S. Más o menos simultáneamente, el cliente B también inicia una conexión TCP con S.

Indique posibles números de puerto origen y destino para:

Los segmentos enviados de A a S

Los segmentos enviados de B a S

Los segmentos enviados de S a A

Los segmentos enviados de S a B

Si A y B están en host diferentes, ¿podría el número de puerto origen de los segmentos que van de A a S ser el mismo que el de los segmentos que van de B a S?

¿Y si los procesos clientes A y B están en el mismo host?

Problema 2

Transporte 3-98

Observe las conexiones que han iniciado los clientes con el servidor Web y responda a lo siguiente:

P1

cliente IP: A

P1 P2 P4

Servidor Web IP: C

PO: 9157

PD: 80

PO: 9157

PD: 80

P5 P6 P3

IP-D: C

IP-O: A

IP-D: C

IP-O: B

PO: 5775

PD: 80

IP-D: C

IP-O: B

cliente IP: B


Problema 2 (continuación)

Transporte 3-99

¿Cuáles son los valores de los puertos de origen y de destino en los segmentos que fluyen desde el servidor de vuelta a los procesos cliente?

¿Cuáles son las direcciones IP (origen y destino) de los datagramas de la capa de red (R_PDU) que transportan a esos segmentos de la capa de transporte?

Problema 3

Transporte 3-100

UDP y TCP usan como “checksum” el complemento a 1 de la suma.

Suponga que los datos a los que hay que calcular el checksum son las tres palabras siguientes: 1110000001010010

1101010100101111

0010101110101111

Calcule el complemento a 1 de la suma.

El receptor suma las tres palabras junto con el checksum recibido. Si el resultado de la suma, en binario, contiene algún cero, el receptor se da cuenta de que hubo algún error en un bit ¿Es eso correcto?

¿Se detecta cualquier error que solo afecte a un bit?

Proponga un ejemplo concreto de error no detectable.

Problema 4

Transporte 3-101

Hemos visto que los protocolos con “pipeline” mejoran la eficiencia frente a protocolos de “parada y espera”.

Suponga un Tx y un Rx un enlace de 1Gbps, 30ms de RTT, con PDUs de 1500 bytes y con tamaños de cabecera cero (es decir un tamaño totalmente despreciables frente a los otros tamaños).

¿Cuántas PDUs de datos tiene que tener “en vuelo” el Tx para que la tasa de utilización del canal sea del 95%?

Problema 5

Transporte 3-102

Una aplicación puede preferir a UDP como protocolo de transporte en lugar de TCP, para así tener un mayor grado de control sobre qué datos se envían en la T_PDU y en qué instante.

Explique por qué UDP ofrece a la aplicación mayor control sobre qué datos se envían en la T_PDU.

Explique por qué UDP ofrece a la aplicación mayor control sobre el instante en que se envía una T_PDU.

Problema 6

Transporte 3-103

Suponga que un protocolo aplicación cliente desea enviar sólo una PDU de 1000 bytes usando el servicio de transporte fiable de Internet a una aplicación servidora que le responde con 100 bytes.

Realice un diagrama con el flujo de TCP_PDUs que se intercambirán etiquetando cada una de ellas con los flags activos, el valor del campo número de secuencia, el valor del campo número de ACK y el nº de bytes de TCP_UD que transporta. Para cada TCP_PDU intercambiada debe indicar el tamaño en bytes de la misma. Suponga que TCP no tiene opciones, el número de secuencia inicial (NSI) del cliente es 1000 y el del servidor 3000.

Problema 7

Transporte 3-104

Se va a transferir de A a B un archivo de gran tamaño (L bytes) por una conexión TCP en la cual el MSS ha quedado establecido en 536 bytes.

NOTA: El MSS es el tamaño máximo de los datos de usuario transportados dentro de cualquier segmento de la conexión TCP. En el segmento SYN, usando las opciones de la cabecera TCP, cada entidad TCP informa a la otra del MSS que desea usar. Se usará el menor de los dos.

Calcule el valor máximo que podrá tener L si no queremos que los números de secuencia usados en la conexión empiecen a repetirse.


Transporte 3-105

Calcule el tiempo que tardaría en transmitirse un fichero de la longitud L que ha calculado anteriormente, suponiendo que:

A y B están conectados por un enlace de 155Mbps

Cada segmento TCP se encapsula en un único datagrama IP y este en una única trama, lo cual añade un total de 66 bytes de cabeceras a los datos del nivel de aplicación.

Se puede enviar al ritmo máximo, sin peligro de desbordar al receptor, por lo que no tendremos en cuenta el control de flujo.

Problema 8

Transporte 3-106

Suponga que un protocolo aplicación cliente desea enviar sólo una PDU de 100 bytes usando el servicio de transporte fiable de Internet a una aplicación servidora que le responde con 1000 bytes.

Realice un diagrama con el flujo de TCP_PDUs que se intercambirán etiquetando cada una de ellas con los flags activos, el valor del campo número de secuencia, el valor del campo número de ACK y el nº de bytes de TCP_UD que transporta. Para cada TCP_PDU intercambiada debe indicar el tamaño en bytes de la misma. Suponga que TCP no tiene opciones, el número de secuencia inicial (NSI) del cliente es 0, el del servidor 0 y el MSS 536.

Problema 9

Transporte 3-107

Los hosts A y B se están comunicando a través de una conexión TCP. El host B ha recibido de A todos los bytes hasta el byte 126 y A ha recibido sus ACK.

Suponga que A envía ahora a B dos segmentos seguidos, el primero de 70 bytes de datos y el otro de 50.

El Nº de secuencia del primer segmento es 127, el Nº de puerto origen es el 302 y el Nº de puerto destino el 80.

Suponga que B envía un reconocimiento cada vez que le llega un segmento de A.

¿Qué Nº de secuencia, Nº de puerto origen y Nº de puerto destino tiene el segundo segmento que envió A?

Si el primer segmento llega a B antes que el segundo ¿cuál es el Nº de reconocimiento, Nº de puerto origen y Nº de puerto destino del ACK que enviará B por él?


Transporte 3-108

Si la capa de red desordena los dos segmentos de A, de forma que el segundo llega en primer lugar a B ¿cuál será el Nº de reconocimiento del ACK que enviará B nada más recibirlo?

Suponga que los dos segmentos de A a B llegan en orden, y que a los dos ACKs que envía B les ocurre.

El primero se pierde y no llega a A.

El segundo llega después de que en A se haya producido el time_out del primer segmento.

Dibuje un diagrama temporal con los dos segmentos que envió A, los dos ACKs de B y añada el resto de segmentos que se van a enviar debido a retransmisiones y nuevos ACKs. Suponga que no se perderán más segmentos. Indique tamaño de los datos, Nº de secuencia y Nº de reconocimiento.

Problema 10

Transporte 3-109

Los hosts A y B se están comunicando a través de una conexión TCP. Ambos están unidos directamente por un enlace de 100Mbps. A está transfiriendo a B un archivo de gran tamaño a través de la conexión TCP.

La capa de aplicación del host A es capaz de enviar datos a su socket TCP a un ritmo de 120Mbps.

La capa de aplicación del host B va sacando los datos del buffer de recepción TCP a un ritmo que no supera los 60Mbps.

Describa el efecto del control de flujo de TCP sobre el ritmo al que la capa de aplicación de A envía datos a su socket TCP.

Problema 11

Transporte 3-110

Hemos visto que TCP necesita estimar el valor del RTT para saber lo que debe quedarse esperando un ACK.

Para estimar el RTT se basa en valores RTTmuestra que son el tiempo transcurrido entre el envío de un segmento y la llegada de su ACK.

Sin embargo, TCP no usa el valor de RTTmuestra asociado a segmentos que han sido retransmitidos.

¿Por qué no usa TCP como RTTmuestra el tiempo transcurrido entre la retransmisión de un segmento y la llegada de su ACK?

Problema 12

Transporte 3-111

¿Qué relación podemos establecer entre la variable BaseEmision del emisor TCP y la variable UltimoByteRecibido del receptor TCP?

Problema 13

Transporte 3-112

¿Qué relación podemos establecer entre la variable y del emisor TCP y la variable UltimoByteRecibido del receptor TCP?

Problema 14

Transporte 3-113

TCP deduce que un segmento se ha perdido cuando recibe, por tres veces, un ACK que reconoce datos ya reconocidos.

Al recibir tres ACKs duplicados de un segmento, TCP hace una retransmisión rápida de ese segmento que supone perdido, sin esperar a que expire el temporizador.

¿Por qué TCP no hace la retransmisión rápida en cuanto llega el primer ACK duplicado y espera al tercero?

Problema 15

Transporte 3-114

El host A está enviando al host B un gran archivo a través de una conexión TCP.

La entidad TCP del host B tiene un buffer de recepción grande, donde puede caber el archivo completo mientras que el buffer de transmisión de la entidad TCP de A solo tiene capacidad para un porcentaje del mismo.

En la conexión TCP no se está perdiendo ningún segmento, por lo que los ACKs llegan siempre a tiempo y nunca expiran los temporizadores.

El ancho de banda del enlace que conecta a A con Internet es de R bps.

La capa de aplicación de A es capaz de enviar datos a su socket TCP a un ritmo de S bps, que es 10 veces R, sin embargo algo le impide alcanzar el ritmo S.

¿Está impidiendo el control de flujo que la capa de aplicación envíe datos a su socket TCP a un ritmo S, o es otro el motivo?

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