Prof. Evandro Cantú

REDES DE COMPUTADORES

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Prof. Evandro Cantú, Dr. Eng.cantu@sj.cefetsc.edu.br

www.sj.cefetsc.edu.br/wiki

Slides adaptados de J. Kurose & K. Ross (http://www.aw-bc.com/kurose-ross/),

e J. A. Suruagy (

http://www.nuperc.unifacs.br/suruagy/redes/index.html

)Curso de Capacitação Intelbras Redes Computadores Maio 2007

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Camada de Transporte

Objetivos: • compreender os princípios

atrás dos serviços da camada de transporte:– multiplexação/

demultiplexação– transferência confiável de

dados– controle de fluxo– controle de

congestionamento

aprender os protocolos da camada de transporte da Internet:UDP: transporte sem

conexãoTCP: transporte

orientado a conexões

Controle de congestionamento do TCP

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Serviços e protocolos de transporte

• provê comunicação lógica entre processos de aplicação executando em hospedeiros diferentes

• protocolos de transporte executam em sistemas finais: – lado transmissor: quebra as

mensagens das aplicações em segmentos, repassa-os para a camada de rede

– lado receptor: remonta as mensagens a partir dos segmentos, repassa-as para a camada de aplicação

• existem mais de um protocolo de transporte disponível para as aplicações– Internet: TCP e UDP

aplicaçãotransporte

redeenlacefísica

redeenlacefísica

aplicaçãotransporte

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

transporte lógico fim a fim

5

Camadas de Transporte x

Rede• camada de rede:

comunicação lógica entre hospedeiros

• camada de transporte: comunicação lógica entre processos – depende da camada

rede e estende os serviços por ela oferecidos

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Protocolos da camada de transporte Internet

• entrega confiável, ordenada (TCP)– controle de congestionamento– controle de fluxo– estabelecimento de conexão

(“setup”)

• entrega não confiável, não ordenada: UDP– extensão sem “frescuras” do

“melhor esforço” do IP

• serviços não disponíveis: – garantias de atraso– garantias de largura de banda

aplicaçãotransporte

redeenlacefísica

redeenlacefísica

aplicaçãotransporte

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

redeenlacefísica

transporte lógico fim a fim

7

Multiplexação/demultiplexação

aplicação

transporte

rede

enlace

física

P1 aplicação

transporte

rede

enlace

física

aplicação

transporte

rede

enlace

física

P2P3 P4P1

host 1 host 2 host 3

= processo= socket

Entrega dos segmentos recebidos ao socket correto

Demultiplexação no receptor:reúne dados de muitos sockets, envelopa os dados com o cabeçalho (usado posteriormente para a demultiplexação)

Multiplexação no transmisspr:

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• host recebe os datagramas IP– cada datagrama possui os

endereços IP da origem e do destino

– cada datagrama transporta 1 segmento da camada de transporte

– cada segmento possui números das portas origem e destino (lembre: números de portas bem conhecidas para aplicações específicas)

• host usa os endereços IP e os números das portas para direcionar o segmento ao socket apropriado

Como funciona a demultiplexação

porta remetente porta receptor

32 bits

dados daaplicação

(mensagem)

outros campos do cabeçalho

formato de segmento TCP/UDP

9

Demultiplexação sem Conexões

• socket UDP identificado pela dupla:

(end IP dest, no. da porta destino)

• Quando host recebe segmento UDP:– verifica no. da porta de destino no

segmento– encaminha o segmento UDP para

o socket com aquele no. de porta

• Datagramas IP com diferentes endereços IP origem e/ou números de porta origem são encaminhados para o mesmo socket

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Demultiplexação sem Conexões

ClienteIP:B

P2

cliente IP: A

P1P1P3

servidorIP: C

SP: 6428

DP: 9157

SP: 9157

DP: 6428

SP: 6428

DP: 5775

SP: 5775

DP: 6428

SP (source port) provê “endereço de retorno”

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Demultiplexação Orientada a Conexões

• Socket TCP identificado pela 4-dupla: – endereço IP origem– número da porta origem– endereço IP destino– número da porta destino

• receptor usa todos os quatro valores para direcionar o segmento para o socket apropriado

• Servidor pode dar suporte a muitos sockets TCP simultâneos: – cada socket é identificado

pela sua própria 4-dupla

• Servidores Web têm sockets diferentes para cada conexão cliente– HTTP não persistente terá

sockets diferentes para cada pedido

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Demultiplexação Orientada a Conexões

ClienteIP:B

P1

cliente IP: A

P1P2P4

servidorIP: C

SP: 9157

DP: 80

SP: 9157

DP: 80

P5 P6 P3

D-IP:CS-IP: A

D-IP:C

S-IP: B

SP: 5775

DP: 80

D-IP:CS-IP: B

13

Demultiplexação Orientada a Conexões:

Servidor Web com Threads

ClienteIP:B

P1

cliente IP: A

P1P2

servidorIP: C

SP: 9157

DP: 80

SP: 9157

DP: 80

P4 P3

D-IP:CS-IP: A

D-IP:C

S-IP: B

SP: 5775

DP: 80

D-IP:CS-IP: B

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UDP: User Datagram Protocol [RFC 768]

• Protocolo de transporte da Internet mínimo, “sem frescura”,

• Serviço “melhor esforço”, segmentos UDP podem ser:– perdidos– entregues à aplicação fora

de ordem do remesso• sem conexão:

– não há “setup” UDP entre remetente, receptor

– tratamento independente de cada segmento UDP

Por quê existe um UDP?• elimina estabelecimento de

conexão (o que pode causar retardo)

• simples: não se mantém “estado” da conexão no remetente/receptor

• pequeno cabeçalho de segmento

• sem controle de congestionamento: UDP pode transmitir o mais rápido possível

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Mais sobre UDP

• muito utilizado para apls. de meios contínuos (voz, vídeo)– tolerantes de perdas– sensíveis à taxa de

transmissão• outros usos de UDP:

– DNS (nomes)– SNMP (gerenciamento)

• transferência confiável com UDP: incluir confiabilidade na camada de aplicação– recuperação de erro

específica à apl.!

porta origem porta dest.

32 bits

Dados de aplicação

(mensagem)

Formato do segmento UDP

comprimento checksum

Comprimento embytes do

segmento UDP,incluindo cabeçalho

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Checksum UDP

Remetente:• trata conteúdo do segmento

como seqüência de inteiros de 16-bits

• campo checksum zerado• checksum: soma (adição

usando complemento de 1) do conteúdo do segmento

• remetente coloca complemento do valor da soma no campo checksum de UDP

Receptor:• calcula checksum do

segmento recebido• verifica se checksum

computado é zero:– NÃO - erro detectado– SIM - nenhum erro

detectado. Mas ainda pode ter erros? Veja depois ….

Meta: detectar “erro” (e.g., bits invertidos) no segmento transmitido

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Exemplo do Checksum Internet

• Note– Ao adicionar números, o transbordo do bit

mais significativo deve ser adicionado o resultado

• Exemplo: adição de dois inteiros de 16-bits

1 1 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 0 0 1 1 01 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 0 1 1 1 0 1 1 1 0 1 1 1 1 0 01 0 1 0 0 0 1 0 0 0 1 0 0 0 0 1 1

transbordo

somachecksum

18

Princípios de Transferência confiável de dados (rdt)

• importante nas camadas de transporte, enlace• na lista dos 10 tópicos mais importantes em redes!

• características do canal não confiável determinam a complexidade de um protocolo de transferência confiável de dados (rdt)

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Transferência confiável de dados (rdt)

sendside

receiveside

rdt_send(): chamada de cima, (p.ex.,pela apl.). Dados recebidos p/entregar à camada sup. do receptor

udt_send(): chamada por rdt, p/ transferir pacote

pelocanal ñ confiável ao

receptor

rdt_rcv(): chamada quando pacote chega no lado receptor

do canal

deliver_data(): chamada por rdt p/

entregar dados p/ camada superior

TCP: Visão geral RFCs: 793,

1122, 1323, 2018, 2581

• transmissão full duplex:

– fluxo de dados bi-direcional na mesma conexão

– MSS: tamanho máximo de segmento

• orientado a conexão:

– handshaking (troca de msgs de controle) inicia estado de remetente, receptor antes de trocar dados

• fluxo controlado:

– receptor não será afogado

• ponto a ponto:

– 1 remetente, 1 receptor

• fluxo de bytes, ordenados, confiável:

– não estruturado em msgs

• com paralelismo (pipelined):

– tam. da janela ajustado por controle de fluxo e congestionamento do TCP

• buffers de envio e recepção

socketdoor

T C Psend buffer

T C Preceive buffer

socketdoor

segm ent

applicationwrites data

applicationreads data

TCP: estrutura do

segmento

no. porta origemno. porta dest

32 bits

dados daaplicação

(tam. variável)

número de seqüêncianúmero de

reconhecimentojanela receptor

ptr dados urg.checksum

FSRPAUtam.cab.

semuso

Opções (tam. variável)

URG: dados urgentes (pouco usados)

ACK: no. ACKválido

PSH: envia dados já(pouco usado)

RST, SYN, FIN:gestão de conexão

(comandos deestabelecimento,

liberação)

no. bytes rcpt queraceitar

contagem de dadospor bytes (não segmentos!)

checksum Internet

(como UDP)

TCP: Seq e Ack

Números de sequência (Seq):

– “número”dentro do fluxo de bytes do primeiro byte de dados do segmento

Números de Reconhecimento (Ack):

– no. de seq do próx. byte esperado do outro lado

– ACK cumulativo

Estação A Estação B

Seq=42, ACK=79, data = ‘C’

Seq=79, ACK=43, data = ‘C’

Seq=43, ACK=80

Usuáriotecla‘C’

A reconhecechegada

do ‘C’ecoado

B reconhecechegada de

‘C’, ecoa‘C’ de volta

tempocenário simples de telnet

TCP: Tempo de Resposta e

Temporização

P: como escolher valor do temporizador TCP?

• maior que o RTT (Round Trip Time)

– note: RTT pode variar

• muito curto: temporização prematura

– retransmissões são desnecessárias

• muito longo: reação demorada à perda de segmentos

P: como estimar RTT?

• RTTamostra: tempo medido entre a transmissão do segmento e o recebimento do ACK correspondente

• Como o RTT_amostra vai varia, usa-se várias medições recentes, não apenas o valor corrente.

Exemplo de estimativa do

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)

RTT

(mill

isec

onds

)

SampleRTT Estimated RTT

TCP: Tempo de

Resposta (RTT) e

Temporização

Escolhendo o intervalo de temporização• RTT_estimado mais uma “margem de segurança”

– grande variação no RTT_estimado -> maior margem de segurança

• primeiro estima o quanto a RTTamostra desvia do RTT_estimado, então, seta o temporizador para:

Temporização = RTT_estimado + 4*Desvio_RTT

Transferência de dados

confiável do TCP

• O TCP cria um serviço confiável sobre o serviço não confiável do IP

• Segmentos em série (pipelined)

• Acks cumulativos• O TCP usa um único

temporizador para retransmissões

• As retransmissões são disparadas por:

– estouros de temporização

– acks duplicados

• Considere inicialmente um transmissor TCP simplificado:

– ignora acks duplicados

– ignora controles de fluxo e de congestionamento

Eventos do

transmissor TCP:Dados recebidos da aplicação:

• Cria segmento com no. de seqüência (nseq)

• nseq é o número de seqüência do primeiro byte do segmento

• Liga o temporizador se já não estiver ligado (temporização do segmento mais antigo ainda não reconhecido)

• Valor do temporizador: calculado anteriormente

estouro do temporizador:

• Retransmite o segmento que causou o estouro do temporizador

• Reinicia o temporizador

Recepção de Ack:

• Se reconhecer segmentos ainda não reconhecidos

– atualizar informação sobre o que foi reconhecido

– religa o temporizador se ainda houver segmentos pendentes (não reconhecidos)

TCP: cenários de

retransmissãoHost A

Seq=100, 20 bytes data

ACK=100

tempoestouro prematurodo temporizador

Host B

Seq=92, 8 bytes data

ACK=120

Seq=92, 8 bytes data

Seq=

92

tim

eout

ACK=120

Host A

Seq=92, 8 bytes data

ACK=100

loss

tim

eout

cenário de perda de ACK

Host B

X

Seq=92, 8 bytes data

ACK=100

tempo

Seq=

92

tim

eout

SendBase= 100

SendBase= 120

SendBase= 120

Sendbase= 100

TCP: cenários de

retransmissão

Host A

Seq=92, 8 bytes data

ACK=100

loss

tim

eout

Cenário de ACK cumulativo

Host B

X

Seq=100, 20 bytes data

ACK=120

tempo

SendBase= 120

TCP geração de ACKs [RFCs

1122, 2581]

Evento no Receptor

chegada de segmento em ordemsem lacunas,anteriores já reconhecidos

chegada de segmento em ordemsem lacunas,um ACK retardado pendente

chegada de segmento fora de ordem, com no. de seq. maiorque esperado -> lacuna

chegada de segmento que preenche a lacuna parcial oucompletamente

Ação do Receptor TCP

ACK retardado. Espera até 500msp/ próx. segmento. Se não chegarsegmento, envia ACK

envia imediatamente um únicoACK cumulativo

envia ACK duplicado, indicando no. de seq.do próximo byte esperado

ACK imediato se segmento noinício da lacuna

Retransmissão

rápida• O intervalo do temporizador é

freqüentemente bastante longo:– longo atraso antes de

retransmitir um pacote perdido

• Detecta segmentos perdidos através de ACKs duplicados.– O transmissor

normalmente envia diversos segmentos

– Se um segmento se perder, provavelmente haverá muitos ACKs duplicados.

• Se o transmissor receber 3 ACKs para os mesmos dados, ele supõe que o segmento após os dados reconhecidos se perdeu:– Retransmissão rápida:

retransmite o segmento antes que estoure o temporizador

Controle de Fluxo do TCP

• Lado receptor da conexão TCP possui um buffer de recepção:

• serviço de casamento de velocidades: adaptando a taxa de transmissão à taxa de leitura da aplicação receptora

• Processo da apl. pode demorar a ler do receptor

o transmissor não inundará o buffer do

receptor transmitindo muito e

rapidamente

Controle de fluxo

Controle de Fluxo do

TCP: como funciona

(Suponha que o receptor TCP receba segmentos fora de ordem)

• espaço livre no buffer

= RcvWindow

= RcvBuffer-[LastByteRcvd - LastByteRead]

• O receptor anuncia o espaço livre incluindo o valor da RcvWindow nos segmentos

• O transmissor limita os dados não reconhecidos ao tamanho da RcvWindow– Garante que o buffer do

receptor não transbordará

TCP: Gerenciamento

de Conexões

Lembrete: Remetente, receptor TCP estabelecem “conexão” antes de trocar segmentos de dados

• inicializam variáveis TCP:

– nos. de seq.

– buffers, info s/ controle de fluxo (p.ex. RcvWindow)

• cliente: iniciador de conexão • servidor: contactado por cliente

Inicialização em 3 tempos:

Passo 1: sistema cliente envia segmento de controle SYN do TCP ao servidor

– especifica no. inicial de seq

– não envia dados

Passo 2: sistema servidor recebe SYN, responde com segmento de controle SYNACK

– aloca buffers

– especifica no. inicial de seq. servidor-> receptor

Passo 3: receptor recebe SYNACK, responde com segmento ACK que pode conter dados.

TCP: Gerenciamento de

Conexões (cont.)Encerrando uma conexão:

cliente fecha soquete:

Passo 1: sistema cliente envia segmento de controle FIN ao servidor

Passo 2: servidor recebe FIN, responde com ACK. Encerra a conexão, enviando FIN.

cliente

FIN

servidor

ACK

ACK

FIN

fechar

fechar

fechada

esp

era

te

mpori

zada

TCP: Gerenciamento de

Conexões (cont.)Passo 3: cliente recebe FIN,

responde com ACK.

– Entre em “espera temporizada” - responderá com ACK a FINs recebidos

Passo 4: servidor, recebe ACK. Conexão encerrada.

cliente

FIN

servidor

ACK

ACK

FIN

fechando

fechando

fechada

esp

era

tem

pori

zada

fechada

TCP: Gerenciamento de

Conexões (cont.)

Ciclo de vidade cliente TCP

Ciclo de vidade servidor TCP

Princípios de

Controle de

CongestionamentoCongestionamento:

• informalmente: “muitas fontes enviando muitos dados muito rapidamente para a rede poder tratar”

• diferente de controle de fluxo!

• manifestações:

– perda de pacotes (esgotamento de buffers em roteadores)

– longos atrasos (enfileiramento nos buffers dos roteadores)

• um dos 10 problemas mais importantes em redes!

Abordagens de controle de

congestionamento

Controle de congestionamento fim a fim :

• não tem realimentação explícita pela rede

• congestionamento inferido a partir das perdas, retardo observados pelo sistema terminal

• abordagem usada pelo TCP

Controle de congestionamento com apoio da rede:

• roteadores realimentam os sistemas terminais

– bit indicando congestionamento (ATM)

– taxa explícita p/ envio pelo remetente

Duas abordagens amplas para controle de congestionamento:

Controle de

Congestionamento do

TCP• controle fim-a-fim (sem assistência da

rede)• transmissor limita a transmissão: LastByteSent-LastByteAcked

CongWin

• Praticamente,

• CongWin é dinâmica, em função do congestionamento percebido da rede

Como o transmissor percebe o congestionamento?

• evento de perda = estouro do temporizador ou 3 acks duplicados

• transmissor TCP reduz a taxa (CongWin) após evento de perda

três mecanismos:– AIMD

– partida lenta

– conservador após eventos de estouro de temporização

taxa = CongWin

RTT Bytes/seg

AIMD do TCP

8 Kbytes

16 Kbytes

24 Kbytes

time

congestionwindow

decrescimento multiplicativo: corta CongWin pela metade após evento de perda

crescimento aditivo: incrementa CongWin de 1 MSS a cada RTT na ausência de eventos de perda: sondagem

Conexão TCP de longa duração

Partida Lenta do TCP

• No início da conexão, CongWin = 1 MSS

– Exemplo: MSS = 500 bytes & RTT = 200 mseg

– taxa inicial = 20 kbps

• largura de banda disponível pode ser >> MSS/RTT

– é desejável um crescimento rápido até uma taxa considerável

• No início da conexão, aumenta a taxa exponencialmente até o primeiro evento de perda

• No início da conexão, aumenta a taxa exponencialmente até o primeiro evento de perda:– duplica CongWin a cada

RTT– através do incremento da CongWin para cada ACK recebido

• Resumo: taxa inicial é baixa mas cresce rapidamente de forma exponencial

TCP: Partida lenta

(mais)Estação A

um segmento

RTT

Estação B

tempo

dois segmentos

quqtro segmentos

Refinamento

• Após 3 ACKs duplicados:– corta CongWin pela metade– a janela depois cresce linearmente

• Mas após estouro de temporizador:– CongWin é reduzida a 1 MSS; – janela cresce exponencialmente– até um limiar, depois cresce

linearmente

• 3 ACKs duplicados indica que a rede é capaz de entregar alguns segmentos • estouro de temporizador antes de 3 ACKs duplicados é mais “alarmante”.

Filosofia:

Refinamento (mais)

P: Quando o crescimento exponencial deve mudar para linear?

R: Quando CongWin atinge 1/2 do seu valor antes do estouro do temporizador.

Implementação:• Limiar (Threshold) variável • Com uma perda o limiar passa a

ser 1/2 da CongWin imediatamente anterior à perda.

Resumo: Controle de

Congestionamento do

TCP• Quando a CongWin está abaixo do limiar,

transmissor está na fase de início lento, janela cresce exponencialmente.

• Quando a CongWin está acima do limiar, transmissor está na fase de evitar congestionamento, janela cresce linearmente.

• Quando chegam ACKs triplicados, Limiar passa a ser CongWin/2 e CongWin passa ao valor do Limiar.

• Quando estoura o temporizador, Limiar passa a ser CongWin/2 e CongWin passa a ser 1 MSS.

Controle de congestionamento do

transmissor TCP

Evento Estado Ação do Transmissor TCP Comentário

ACK recebido para dados ainda não reconhecidos

Partida lenta CongWin = CongWin + MSS, If (CongWin > Limiar) seta estado para “Evitar congestionamento”

Resulta na duplicação da CongWin a cada RTT

ACK recebido para dados ainda não reconhecidos

Evitar congestionamento

CongWin = CongWin+MSS * (MSS/CongWin)

Incremento aditivo, resultando no incremento da CongWin de 1 MSS a cada RTT

Perda detectada por ACKs triplicados

qualquer Limiar = CongWin/2, CongWin = Limiar,Seta estado para “Evitar Congestionamento”

Recuperação rápida, implementa decrescimento multiplicativo. CongWin não cai abaixo de 1 MSS.

Estouro de temporizador

qualquer Limiar = CongWin/2, CongWin = 1 MSS,Seta estado para “Partida lenta”

Entra estado de “partida lenta”

ACK duplicado qualquer Incrementa contador de ACKs duplicados para o segmento que está sendo reconhecido

CongWin e Threshold não se alteram