파이프라인된 프로토콜

Transport Layer 3-1

파이프라인된 프로토콜파이프라이닝 : 송신자는 확인 응답을 기다리지 않고 여러 패킷을

전송하도록 허용 순서번호의 범위가 증가되어야 한다 . 각각의 전송 중인 패킷은 유일한

순서번호를 갖는다 . 프로토콜의 송신 측과 수신 측은 한 패킷 이상을 버퍼링 해야 한다 .

송신자는 전송되었으나 확인응답 되지 않은 패킷을 , 수신자는 정확하게 수신 된 패킷들을 버퍼링해야 한다 .

파이프라인된 프로토콜의 두 가지 접근방법 : go-Back-N, selective repeat

Transport Layer 3-2

GBN(Go-Back-N): 슬라이딩 - 윈도우 프로토콜

송신자 : 패킷 헤더에 k-bit # 순서번호를 포함 , 순서번호공간 [0, 2k -1] 이 된다 . 확인응답이 안된 패킷의 최대 허용 수는 “윈도우 크기” N 보다 작아야 한다 .

N: 윈도우 크기 , base: 확인 응답이 안된 가장 오래된 패킷의 순서번호 , nextseqnum: 전송될 다음 패킷의 순서번호

순서번호공간 [0,base-1]: 이미 전송되고 확인응답이 된 패킷의 순서번호 범위 [base, nextseqnum-1]: 송신은 되었지만 아직 확인응답은 안된 패킷 (< 윝도우 크기 ) [nextseqnum-1, base+N-1]: 상위계층으로 데이터가 도착하면 바로 전송될 수 있는 패킷 [base+N, ]: 확인응답 안된 패킷의 확인응답이 도착될 때 까지 사용될 수 없다 .

프로토콜이 동작하면 순서번호공간에서 윈도우가 오른쪽으로 이동 - 슬라이딩 윈도우 프로토콜

modulo 2k -1 연산 : 순서번호 2k -1 다음에 0 이 온다 .

Transport Layer 3-3

GBN: 송신자의 확장된 FSM

Wait start_timerudt_send(sndpkt[base])udt_send(sndpkt[base+1])…udt_send(sndpkt[nextseqnum-1])

timeout

rdt_send(data)

if (nextseqnum < base+N) { sndpkt[nextseqnum] = make_pkt(nextseqnum,data,chksum) udt_send(sndpkt[nextseqnum]) if (base == nextseqnum) start_timer nextseqnum++ }else refuse_data(data)

base = getacknum(rcvpkt)+1If (base == nextseqnum) stop_timer else start_timer

rdt_rcv(rcvpkt) && notcorrupt(rcvpkt)

base=1nextseqnum=1

rdt_rcv(rcvpkt) && corrupt(rcvpkt)

L

상위로부터의 지시

ACK 의 수신

타임아웃이벤트

Transport Layer 3-4

GBN: 송신자의 확장된 FSM

순서번호 n 을 가진 패킷이 정확하게 순서대로 수신된다면 패킷 n 에 대한 ACK 를 송신하고 상위 계층에 패킷의 데이터 부분을 전달 수신자는 단지 다음 순서 패킷의 순서번호 , expectedseqnum 만 유지하면

된다 . 송신자는 윈도우 상위와 하위 경계 , nextseqnum 의 위치를 유지 .

그 외의 경우 ( 순서가 잘못된 패킷 ): 정확하게 수신되어도 순서가 잘못된 패킷은 버린다 . 버퍼링을 하지 않는다 .-> 단지 expectedseqnum 만 유지 가장 최근의 순서번호를 갖는 패킷의 ACK 를 재전송 단점 : 손실이 많은 경우 송신 측에서의 많은 재전송이 필요 .

Wait

udt_send(sndpkt)

default

rdt_rcv(rcvpkt) && notcurrupt(rcvpkt) && hasseqnum(rcvpkt,expectedseqnum)

extract(rcvpkt,data)deliver_data(data)sndpkt = make_pkt(expectedseqnum,ACK,chksum)udt_send(sndpkt)expectedseqnum++

expectedseqnum=1sndpkt = make_pkt(expectedseqnum,ACK,chksum)

L

Transport Layer 3-5

GBN 동작

Transport Layer 3-6

선택적 반복 : Selective Repeat

수신자에게 오류가 발생한 수신 패킷만을 송신자가 다신 전송하여 불필요한 재전송을 피한다 . 송신자는 정확하게 수신된 패킷에 대해 순서와 무관한 개별

확인응답을 요구한다 . 순서가 틀린 패킷들은 분실된 패킷이 수신될 때 까지 버퍼에

저장 분실된 패킷을 정확하게 재전송 받으면 버퍼에 있는 패킷들과

순서대로 상위계층에 전달 송신자는 ACK 를 못 받은 패킷만을 재전송 한다 .

송신자 타이머가 필요 송신자 윈도우

N 개의 연속적인 순서번호의 패킷으로 구성 Ack 응답을 받지 못한 패킷에 의해서 순서번호 공간이 제한을

받는다 .( 그림 3.27)

Transport Layer 3-7

선택적 반복 : 송신자 , 수신자 윈도우송신자 수신자 윈도우간의 동기화가 이루어지지 않는다 .

Transport Layer 3-8

선택적 반복 : 송신자 수신자의 이벤트

상위에서 데이터 받음 : 순서번호가 송신자 윈도우내에

있으면 , 패킷 전송

timeout(n): GBN 의 단일 타이머가 아닌 각각의

패킷은 자신의 논리 타이머를 갖고 timeout 이 발생한 n 번째 패킷을 재전송 후 타이머를 재 시작한다 .

ACK(n) in [sendbase,sendbase+N-1]:

윈도우 안의 패킷에 대한 Ack 가 수신되면 수신완료로 표기

만약 ACK 를 수신한 패킷이 base라면 윈도우를 오른쪽으로 이동하고 이동된 윈도우 내에 미전송 패킷이 있으면 전송한다 .

sender윈도우 [rcvbase, rcvbase+N-1] 안의

n 번째 패킷 수신을 수신하면 : ACK(n) 를 보내고 순서가 맞지 않으면 버퍼링 순서에 맞으면 : 상위 계층으로

전달되고 , base 와 같은 순서번호를 가졌다면 윈도우가 오른쪽으로 이동된다 .

윈도우 이전 [rcvbase-N,rcvbase-1] 패킷을 수신하면

ACK(n) 만 보낸다 .

그렇지 않으면 : 무시한다 .

receiver

Transport Layer 3-9

선택적 반복의 동작

Transport Layer 3-10

선택적 반복의 문제점

예 : 순서번호 공간 : 0, 1, 2, 3 윈도우 크기 =3

(a) 첫 번째 패킷의 재전송 (b) 다섯 번째 패킷의 새로운

전송 수신자는 구별할 수 없다 . 정상동작이 되지 않는 SR

프로토콜

Q: SR 프로토콜에서 정상동작을 위한 윈도우의 크기는 ?

윈도우 크기 <=( 순서번호 공간의 크기 /2)


TCP: Overview RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581

전이중 (full-duplex) 서비스 : 연결에서 데이터의 흐름이

양방향 최대 세그먼트 크기 (MSS:

maximum segment size): app. 계층의 데이터에 대한 최대 크기

송수신 버퍼 흐름제어

송신 측과 수신 측의 송수신 속도 동기화

점대점 (point-to-point) 단일 송신자와 단일 수신자

파이프라이닝 TCP 혼잡제어와 흐름제어를 위한

윈도우가 사용 신뢰적인 전송 ( 연결지향형

서비스 ) 세 방향 핸드세이크 : 데이터를

교환하기 전에 송신자와 수신지의 상태를 초기화

socketdoor

T C Psend buffer

T C Preceive buffer

socketdoor

segm ent

applicationwrites data

applicationreads data


3.5.2 TCP 세그먼트 구조

source port # dest port #

32 bits

applicationdata

(variable length)

sequence number

acknowledgement numberReceive window

Urg data pnterchecksum

FSRPAUheadlen

notused

Options (variable length)

URG: urgent data (generally not used)

ACK: ACK #valid

PSH: push data now(generally not used)

RST, SYN, FIN:connection estab(setup, teardown

commands)

# bytes rcvr willingto accept

countingby bytes of data(not segments!)

Internetchecksum

(as in UDP)


TCP 순서번호와 확인응답

순서번호 : 전송된 세그먼트의 번호가

아닌 각 세그먼트에서 첫 바이트의 바이트 스트림 “번호” 이다 .

확인 응답 (ACKs): 상대 측에서 기대하는 다음

바이트의 순서번호 누적 확인 응답

Q: 순서가 틀린 세그먼트를 수신하는 경우 호스트는 어떤 행동을 하는가 ? 규칙 부여 없이 TCP 구현

개발자가 자유로이 선택 세그먼트를 버리거나 ,

유지

Host A Host B

Seq=42, ACK=79, data = ‘C’

Seq=79, ACK=43, data = ‘C’

Seq=43, ACK=80

사용자가 입력 ‘ C’

호스트가반향 된 ‘ c’ 수신

후에 ACK

호스트는 ‘c’ 수신 후에 ACK ‘ C’ 를

반향

timesimple telnet scenario


3.5.3 TCP 왕복 시간 (RTT) 예측과 타임아웃Q: TCP 타임아웃 주기를

어떻게 설정하는가 ? 연결의 RTT 보다 좀 더 커야

한다 . RTT 의 측정 시 일정 치 않

다 .

너무 짧게 설정하면 : 너무 이른 타임아웃에 의하여 불필요한 재전송이 발생한다 .

너무 길게 설정하면 : 세그먼트 손실에 대한 너무 느린 반응에 의하여 데이터 전송 지연이 발생

왕복시간의 예측 SampleRTT: 세그먼트를 전송하여

긍정응답이 도착한 시간까지의 양 재 전송한 세그먼트에 대한

SampleRTT 는 계산하지 않는다 .

SampleRTT 은 혼잡과 종단시스템의 가변 부하 때문에 변동이 심하고 불규칙하다 . 따라서 왕복시간을 예측하기

위해서 각 SampleRTT 값의 평균 값을 취한다 .


TCP 왕복 시간 (RTT) 예측과 타임아웃

EstimatedRTT = (1- )*EstimatedRTT + *SampleRTT

긍정확인응답을 수신하고 새로운 SampleRTT 값을 획득하면 위 공식에 따라서 EstimatedRTT 값을 갱신한다 .

EWMA:Exponential weighted moving average 과거 SampleRTT 값의 가중평균에 미치는 영향이 지수적으로 빠르게 감소 즉 , 가중평균은 예전 샘플보다 최근 샘플에 높은 가중치를 준다 .

일반적으로 권장되는 값 = 0.125


Example RTT estimation:

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 왕복 시간 (RTT) 예측과 타임아웃

타임아웃 주기의 설정 EstimtedRTT 의 변화율 SampleRTT 가 EstimatedRTT 로부터 얼마나 벗어나는지에 대한

예측

TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4*DevRTT

DevRTT = (1-)*DevRTT + *|SampleRTT-EstimatedRTT|

( 일반적으로 , = 0.25)

타임아웃 주기의 설정 :


3.5.4 TCP 신뢰적인 데이터 전달

TCP 는 IP 의 비신뢰적인 최선형 서비스에서 신뢰적인 데이터 전달 서비스를 제공한다 .

신뢰적인 데이터 전달이란 프로세스가 자신의 수신버퍼로부터 읽은 데이터 스트림이 손상되지 않고 , 손실되지 않으며 , 중복이 없고 , 순서가 유지된다는 것을 보장

세그먼트의 파이프라이닝 누적 확인응답 단일 재전송 타이머 사용

재전송의 다음 두 가지 요건에 의하여 발생한다 .:

타임아웃 이벤트 중복된 acks

간단한 TCP 고려 중복된 acks 의 수신이 없다 . 흐름제어 및 혼잡제어가 없다 .


TCP 송신자 이벤트

waitfor

event

waitfor

event

event: data received from application above

event: timer timeout for segment with seq # y

event: ACK received,with ACK # y

create, send segment

retransmit segment

ACK processing

간단한 TCP 송신자를 다음과 같이 가정한다 .

중복된 acks 의 수신이 없다 .흐름제어 및 혼잡제어가 없다 .


TCP 송신자 이벤트

상위 app. 으로부터 수신된 데이터 :

순서번호를 갖는 세그먼트를 생성

순서번호는 세그먼트에서 첫 바이트의 바이트 스트림 “번호”이다 .

확인 응답 안된 세그먼트에 의한 타이머가 동작되고 있지 않다면 타이머를 시작한다 .

타임아웃 주기 설정 TimeoutInterval =

EstimatedRTT + 4*DevRTT

타임 아웃 : 타임 아웃이 발생한 세그먼트를 재전송 타이머 재시작 타임아웃주기 설정법이 다른 두

이벤트의 경우와 같지 않다 . 즉 이전 타임아웃 주기의 두 배로 설정한다 .

Ack 수신 : 확인 응답 안된 세그먼트의 Ack 를

수신한다면 수신 확인응답이 안된 가장 오래된

바이트의 순서번호인 SendBase 를 갱신

누적확인응답 . 아직 확인응답이 안된 세그먼트들이 존재한다면 타이머를 재시작

TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4*DevRTT


TCP Sender (simplified)

NextSeqNum = InitialSeqNum SendBase = InitialSeqNum

loop (forever) { switch(event)

event: data received from application above create TCP segment with sequence number NextSeqNum if (timer currently not running) start timer pass segment to IP NextSeqNum = NextSeqNum + length(data)

event: timer timeout retransmit not-yet-acknowledged segment with smallest sequence number start timer

event: ACK received, with ACK field value of y if (y > SendBase) { SendBase = y if (there are currently not-yet-acknowledged segments) start timer }

} /* end of loop forever */


TCP: 재전송 시나리오

Host A

Seq=100, 20 bytes data

ACK=100

timepremature timeout

Host B


ACK=120


Seq=

92

tim

eout

ACK=120

Host A


ACK=100

loss

tim

eout

lost ACK scenario

Host B

X


ACK=100

time

Seq=

92

tim

eout

SendBase= 100

SendBase= 120

SendBase= 120

Sendbase= 100


TCP: 재전송 시나리오

Host A


ACK=100

loss

tim

eout

Cumulative ACK scenario

Host B

X


ACK=120

time

SendBase= 120

TCP 는 재전송 시 타임아웃주기를 EstimateRTT와 DevRtt 로 부터 계산하지 않고 , 이전 값의 두 배로 설정한다 .

타임아웃은 주로 네트워크의 혼잡에 의해서 발생

지속적인 재전송은 네트워크 혼잡을 더욱 악화

따라서 타임아웃주기를 두 배로 늘려 재전송 비율을 낮춘다 .

타임아웃주기의 두 배화


TCP ACK 생성 권고 [RFC 1122, RFC 2581]

Event at Receiver

기다리는 순서번호를 가진 순서에 맞는 세그먼트의 도착 , 이미 확인된 기다리는순서번호까지의 모든 데이터 수신

기다리는 순서번호를 가진 순서에 맞는세그먼트의 도착 , ACK 전송을 기다리는다른 하나의 순서에 맞는 세그먼트

기다리는 것보다 높은 순서번호를 가진 순서가 틀린 세그먼트의 도착 , 격차가 발견된다 .

수신 데이터에서 격차를 부분 또는모두 채우는 세그먼트의 도착

TCP Receiver action지연된 ACK, 또 다른 순서에 맞는 세그먼트의 도착을 위해 500ms 를 기다린다 . 만약 다음 순서에 맞는 세그먼트가 이 기간에 도착하지 않으면 ACK 를 보낸다 .

즉시 , 두 개의 순서에 맞는 세그먼트를 ACK 하기위해 하나의 누적된 ACK 를 보낸다 .

즉시 , 다음의 기대되는 바이트의 순서번호를가리키는 중복 ACK 를 보낸다 .

즉시 , 세그먼트가 격차의 낮은 쪽으로 시작하도록 제공하는 ACK 를 보낸다 .


타임아웃주기가 비교적 길다 : 손실 패킷에 대한 재전송 전에

지연을 증가 시킨다 .

중복 ACK 에 의해서 패킷 손실을 발견할 수 있다 . 송신자는 종종 세그먼트들을

연속해서 보내므로 많은 중복 ACK 가 여러 번 존재 할 수 있다 .

만일 세그먼트가 손실된다면 , 많은 중복된 ACK 가 발생할 것이다 .

만약 , 송신자가 같은 데이터에 대한 3개의 중복 ACK 를 수신한다면 , ACK 를 수신한 데이터 후에 전송된 세그먼트는 손실된 것으로 본다 . 빠른 재전송 : 타임아웃 발생

전에 세그먼트를 재전송한다 .

빠른 재전송 (fast retransmit)


event: ACK received, with ACK field value of y if (y > SendBase) { SendBase = y if (there are currently not-yet-acknowledged segments) start timer } else { increment count of dup ACKs received for y if (count of dup ACKs received for y = 3) { resend segment with sequence number y }

빠른 재전송 알고리즘

a duplicate ACK for already ACKed segment

fast retransmit


TCP 흐름 제어

TCP 의 수신 측은 수신버퍼를 갖는다 .

app. 프로세스가 버퍼로부터 데이터를 느린 속도로 읽는다고 가정한다 .

속도를 일치시키는 서비스 : 송신속도와 app. 의 데이터를 읽는 속도를 같게 하는 서비스가 흐름제어 서비스이다 .

(TCP 수신자가 순서가 맞지 않는 세그먼트를 버린다고 가정한다 .)

버퍼에서 여분의 공간 = RcvWindow = RcvBuffer-[LastByteRcvd - LastByteRead]

LastByteRead : app. 프로세스에 의해서 버퍼로부터 읽혀진 데이터 스트림의 마지막 바이트 수

LastByteRcvd : 네트워크로 부터 도착하여 수신버퍼에 저장된 데이터 스트림의 마지막 바이트 수

LastByteRcvd – LastByteRead <= RcvBuffer

: 버퍼오버플로우를 허용하지 않을 조건

전송량이 너무 많고 송신 속도가 빠른 경우 , 송신자가 수신자의 버퍼를 오버플로우

시키는 것을 방지하도록 하는 것

flow control


TCP 흐름 제어

수신자는 세그먼트안의 수신자윈도우 필드에 값을 설정하여 송신자에게 버퍼의 여유공간을 알려준다 .

송신자는 수신자윈도우값보다 작은 확인응답 안된 데이터의 양을 유지하여 수신자 버퍼 오버플로우를 방지한다 .

수신 측 버퍼의 오버플로우 방지 조건 LastByteSent – LastByteAcked <= RcvWindow

흐름제어의 문제점 TCP 는 전송할 데이터가 있거나 , 전송해야 할 응답이 있는 경우에만

세그먼트를 전송한다 . 따라서 , 수신 측이 송신 측에게 전송할 데이터나 확인응답이 없는 경우

수신윈도우의 변동사항을 송신 측에게 알릴 수 없다 . ( 수신윈도우가 0 인 경우 )

수신윈도우가 0 인 경우 수신자가 1바이트 데이터로 세그먼트를 계속해서 전송하도록 요구하고 , 결국에는 수신윈도우가 0 이 아닌 값이 전송되어 송신이 재개된다 .


TCP 연결 관리

TCP 송신자와 수신자는 데이터 세그먼트 교환 전에 연결을 설정해야 한다 .

TCP 변수 초기화 : 순서번호 버퍼 , 흐름제어 정보 ( 예 .

RcvWindow)

client: 연결 초기화 요청 Socket clientSocket = new

Socket("hostname","port number");

server: 클라이언트에 의해서 연결 설정

Socket connectionSocket = welcomeSocket.accept();

Three way handshake:

Step 1: client 는 server 에게 헤더의 SYN 비트를 1로 설정한 SYN 세그먼트를 송신한다 . 순서번호를 초기화 app. 계층 데이터를 포함하지

않는다 .

Step 2: server 는 SYN 세그먼트를 수신하고 , SYNACK 세그먼트로 응답한다 . server 는 연결에 TCP 변수와

버퍼를 할당한다 . 수신 측 순서번호를 초기화

Step 3: client 는 SYNACK 를 수신하고 , 버퍼와 변수를 할당한 후 , server 에게 app. 계층 데이터가 포함된 ACK 를 송신한다 .


TCP 연결 관리 - Three way handshake:

client

SYN=1, seq=100

server

SYN=1, seq=200, ack=101

SYN=0, seq=101, ack=201

연결요청

연결허락

ACK

1 단계 : 클라이언트 호스트가 TCP SYN 세그먼트를 서버로 송신 초기 순서번호 명시 데이터 없음

2 단계 : 서버 호스트 SYN 세그먼트 수신하고 , SYNACK 세그먼트로 응답 서버 버퍼를 할당 서버의 초기 순서번호 명시

3단계 : 송시자는 SYNACK 세그먼트 수신하고 , ACK세그먼트로 응답하되 , 데이터를 포함시킬수 있다 .

( 데이터 )


TCP 연결 관리

연결 종료 :

client closes socket: clientSocket.close();

Step 1: 클라이언트는 TCP FIN 제어 세그먼트를 server 에게 보낸다 .

Step 2: 서버는 FIN 을 받고 , 클라이언트에게 ACK 로 응답하고 수신 쪽 연결을 종료 . 연결 종료를 위한 FIN 을 클라이언트에게 보낸다 .

Step 3: 클라이언트는 서버의 FIN 세그먼트에 확인 응답을 하고 , 대기 시간 후에 두 호스트의 모든 자원들은 할당이 해제된다 .

client

FIN

server

ACK

ACK

FIN

close

close

closed

tim

ed w

ait

Documents

파이프라인된 프로토콜