capa transporte3-1 capítulo 3: capa transporte - iv elo322: redes de computadores agustín j....
TRANSCRIPT
Capa Transporte 3-1
Capiacutetulo 3 Capa Transporte - IVELO322 Redes de Computadores
Agustiacuten J Gonzaacutelez
Este material estaacute basado en Material de apoyo al texto Computer Networking A Top Down Approach Featuring the Internet 3rd edition Jim Kurose Keith Ross Addison-Wesley 2004
Material del curso anterior ELO322 del Prof Tomaacutes Arredondo Vidal
Capa Transporte 3-2
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-3
Principios del control de congestioacutenCongestioacuten Informalmente ldquodemasiadas fuentes enviando
demasiados datos demasiado raacutepido para que la red lo manejerdquo
Es distinto a control de flujo (entre dos aplicaciones) Manifestaciones
Peacuterdidas de paquetes (buffer overflow en routers) Grandes retardos (en las colas en los router)
Uno de los problemas top-10
Capa Transporte 3-4
Causascostos de congestioacuten
escenario 1 dos transmisores dos
receptores un router buffer tamantildeo
infinito sin retransmisioacuten λin datos enviados por la
aplicacioacuten (bytessec) λout datos recibidos por la
aplicacioacuten (bytessec) grandes retardos en
estado congestionado (muchos paquetes esperando en cola)
maacuteximo flujo posible (throughput = C) de datos
unlimited shared output link buffers (C = link capacity)
Host A
in original data
Host B
out
Capa Transporte 3-5
Causascostos de congestioacuten escenario 2
un router buffer finito transmisor retransmite paquetes perdidos
Buffer enlace de salida finito compartido
Host Ain original data
Host B
out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-6
Causascostos de congestioacuten escenario 2 (a) caso perfecto sin peacuterdidas ni retransmisiones λin = λrsquoin
(b) retransmisioacuten soacutelo en caso de peacuterdida de segmentos (no por
timeout prematuro) λrsquoin gt λout
(b) retransmisioacuten de paquetes hace que λrsquoin sea maacutes grande (que el
caso perfecto) para el mismo λout (No necesariamente R3 como cota) (c) retransmisiones innecesarias enlaces enviacutean muacuteltiples copias del
paquete (eg dos re-enviacuteos por paquete)
ldquocostosrdquo de congestioacuten maacutes trabajo (retransmisioacuten) para lograr el transporte de datos
ldquogoodputrdquo
R2
R2in
ou
t
b
R2
R2in
ou
t
a
R2
R2in
ou
t
c
R4
R3
Capa Transporte 3-7
Causascostos de congestioacuten
escenario 3 cuatro transmisores rutas con multihops timeoutretransmisiones
Q iquestQueacute pasa cuando λin
y λrsquoin se
incrementan
finite shared output link buffers
Host Ain original data
Host B out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-8
Causascostos de congestioacuten escenario 3
Otro ldquocostordquo de congestioacuten cuando se descartan paquetes cualquier
capacidad (router) usada anteriormente ldquoupstreamrdquo fue un recurso desperdiciado
Host A
Host B
out
Capa Transporte 3-9
Estrategias para control de congestioacuten
Control de congestioacuten extremo a extremo
No hay informacioacuten de realimentacioacuten expliacutecita de la red
La congestioacuten es inferida desde las peacuterdidas y retardos observados por terminales en los extremos
Es la estrategia usada por TCP
Control de congestioacuten asistido por la red
routers proveen realimentacioacuten a sistemas extremos Un Bit uacutenico indicando
congestioacuten (eg SNA DECbit TCPIP ECN ATM)
Expliacutecitamente se informa al Tx la tasa que el router puede soportar
Los podemos clasificar en dos grupos amplios
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-2
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-3
Principios del control de congestioacutenCongestioacuten Informalmente ldquodemasiadas fuentes enviando
demasiados datos demasiado raacutepido para que la red lo manejerdquo
Es distinto a control de flujo (entre dos aplicaciones) Manifestaciones
Peacuterdidas de paquetes (buffer overflow en routers) Grandes retardos (en las colas en los router)
Uno de los problemas top-10
Capa Transporte 3-4
Causascostos de congestioacuten
escenario 1 dos transmisores dos
receptores un router buffer tamantildeo
infinito sin retransmisioacuten λin datos enviados por la
aplicacioacuten (bytessec) λout datos recibidos por la
aplicacioacuten (bytessec) grandes retardos en
estado congestionado (muchos paquetes esperando en cola)
maacuteximo flujo posible (throughput = C) de datos
unlimited shared output link buffers (C = link capacity)
Host A
in original data
Host B
out
Capa Transporte 3-5
Causascostos de congestioacuten escenario 2
un router buffer finito transmisor retransmite paquetes perdidos
Buffer enlace de salida finito compartido
Host Ain original data
Host B
out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-6
Causascostos de congestioacuten escenario 2 (a) caso perfecto sin peacuterdidas ni retransmisiones λin = λrsquoin
(b) retransmisioacuten soacutelo en caso de peacuterdida de segmentos (no por
timeout prematuro) λrsquoin gt λout
(b) retransmisioacuten de paquetes hace que λrsquoin sea maacutes grande (que el
caso perfecto) para el mismo λout (No necesariamente R3 como cota) (c) retransmisiones innecesarias enlaces enviacutean muacuteltiples copias del
paquete (eg dos re-enviacuteos por paquete)
ldquocostosrdquo de congestioacuten maacutes trabajo (retransmisioacuten) para lograr el transporte de datos
ldquogoodputrdquo
R2
R2in
ou
t
b
R2
R2in
ou
t
a
R2
R2in
ou
t
c
R4
R3
Capa Transporte 3-7
Causascostos de congestioacuten
escenario 3 cuatro transmisores rutas con multihops timeoutretransmisiones
Q iquestQueacute pasa cuando λin
y λrsquoin se
incrementan
finite shared output link buffers
Host Ain original data
Host B out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-8
Causascostos de congestioacuten escenario 3
Otro ldquocostordquo de congestioacuten cuando se descartan paquetes cualquier
capacidad (router) usada anteriormente ldquoupstreamrdquo fue un recurso desperdiciado
Host A
Host B
out
Capa Transporte 3-9
Estrategias para control de congestioacuten
Control de congestioacuten extremo a extremo
No hay informacioacuten de realimentacioacuten expliacutecita de la red
La congestioacuten es inferida desde las peacuterdidas y retardos observados por terminales en los extremos
Es la estrategia usada por TCP
Control de congestioacuten asistido por la red
routers proveen realimentacioacuten a sistemas extremos Un Bit uacutenico indicando
congestioacuten (eg SNA DECbit TCPIP ECN ATM)
Expliacutecitamente se informa al Tx la tasa que el router puede soportar
Los podemos clasificar en dos grupos amplios
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-3
Principios del control de congestioacutenCongestioacuten Informalmente ldquodemasiadas fuentes enviando
demasiados datos demasiado raacutepido para que la red lo manejerdquo
Es distinto a control de flujo (entre dos aplicaciones) Manifestaciones
Peacuterdidas de paquetes (buffer overflow en routers) Grandes retardos (en las colas en los router)
Uno de los problemas top-10
Capa Transporte 3-4
Causascostos de congestioacuten
escenario 1 dos transmisores dos
receptores un router buffer tamantildeo
infinito sin retransmisioacuten λin datos enviados por la
aplicacioacuten (bytessec) λout datos recibidos por la
aplicacioacuten (bytessec) grandes retardos en
estado congestionado (muchos paquetes esperando en cola)
maacuteximo flujo posible (throughput = C) de datos
unlimited shared output link buffers (C = link capacity)
Host A
in original data
Host B
out
Capa Transporte 3-5
Causascostos de congestioacuten escenario 2
un router buffer finito transmisor retransmite paquetes perdidos
Buffer enlace de salida finito compartido
Host Ain original data
Host B
out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-6
Causascostos de congestioacuten escenario 2 (a) caso perfecto sin peacuterdidas ni retransmisiones λin = λrsquoin
(b) retransmisioacuten soacutelo en caso de peacuterdida de segmentos (no por
timeout prematuro) λrsquoin gt λout
(b) retransmisioacuten de paquetes hace que λrsquoin sea maacutes grande (que el
caso perfecto) para el mismo λout (No necesariamente R3 como cota) (c) retransmisiones innecesarias enlaces enviacutean muacuteltiples copias del
paquete (eg dos re-enviacuteos por paquete)
ldquocostosrdquo de congestioacuten maacutes trabajo (retransmisioacuten) para lograr el transporte de datos
ldquogoodputrdquo
R2
R2in
ou
t
b
R2
R2in
ou
t
a
R2
R2in
ou
t
c
R4
R3
Capa Transporte 3-7
Causascostos de congestioacuten
escenario 3 cuatro transmisores rutas con multihops timeoutretransmisiones
Q iquestQueacute pasa cuando λin
y λrsquoin se
incrementan
finite shared output link buffers
Host Ain original data
Host B out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-8
Causascostos de congestioacuten escenario 3
Otro ldquocostordquo de congestioacuten cuando se descartan paquetes cualquier
capacidad (router) usada anteriormente ldquoupstreamrdquo fue un recurso desperdiciado
Host A
Host B
out
Capa Transporte 3-9
Estrategias para control de congestioacuten
Control de congestioacuten extremo a extremo
No hay informacioacuten de realimentacioacuten expliacutecita de la red
La congestioacuten es inferida desde las peacuterdidas y retardos observados por terminales en los extremos
Es la estrategia usada por TCP
Control de congestioacuten asistido por la red
routers proveen realimentacioacuten a sistemas extremos Un Bit uacutenico indicando
congestioacuten (eg SNA DECbit TCPIP ECN ATM)
Expliacutecitamente se informa al Tx la tasa que el router puede soportar
Los podemos clasificar en dos grupos amplios
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-4
Causascostos de congestioacuten
escenario 1 dos transmisores dos
receptores un router buffer tamantildeo
infinito sin retransmisioacuten λin datos enviados por la
aplicacioacuten (bytessec) λout datos recibidos por la
aplicacioacuten (bytessec) grandes retardos en
estado congestionado (muchos paquetes esperando en cola)
maacuteximo flujo posible (throughput = C) de datos
unlimited shared output link buffers (C = link capacity)
Host A
in original data
Host B
out
Capa Transporte 3-5
Causascostos de congestioacuten escenario 2
un router buffer finito transmisor retransmite paquetes perdidos
Buffer enlace de salida finito compartido
Host Ain original data
Host B
out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-6
Causascostos de congestioacuten escenario 2 (a) caso perfecto sin peacuterdidas ni retransmisiones λin = λrsquoin
(b) retransmisioacuten soacutelo en caso de peacuterdida de segmentos (no por
timeout prematuro) λrsquoin gt λout
(b) retransmisioacuten de paquetes hace que λrsquoin sea maacutes grande (que el
caso perfecto) para el mismo λout (No necesariamente R3 como cota) (c) retransmisiones innecesarias enlaces enviacutean muacuteltiples copias del
paquete (eg dos re-enviacuteos por paquete)
ldquocostosrdquo de congestioacuten maacutes trabajo (retransmisioacuten) para lograr el transporte de datos
ldquogoodputrdquo
R2
R2in
ou
t
b
R2
R2in
ou
t
a
R2
R2in
ou
t
c
R4
R3
Capa Transporte 3-7
Causascostos de congestioacuten
escenario 3 cuatro transmisores rutas con multihops timeoutretransmisiones
Q iquestQueacute pasa cuando λin
y λrsquoin se
incrementan
finite shared output link buffers
Host Ain original data
Host B out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-8
Causascostos de congestioacuten escenario 3
Otro ldquocostordquo de congestioacuten cuando se descartan paquetes cualquier
capacidad (router) usada anteriormente ldquoupstreamrdquo fue un recurso desperdiciado
Host A
Host B
out
Capa Transporte 3-9
Estrategias para control de congestioacuten
Control de congestioacuten extremo a extremo
No hay informacioacuten de realimentacioacuten expliacutecita de la red
La congestioacuten es inferida desde las peacuterdidas y retardos observados por terminales en los extremos
Es la estrategia usada por TCP
Control de congestioacuten asistido por la red
routers proveen realimentacioacuten a sistemas extremos Un Bit uacutenico indicando
congestioacuten (eg SNA DECbit TCPIP ECN ATM)
Expliacutecitamente se informa al Tx la tasa que el router puede soportar
Los podemos clasificar en dos grupos amplios
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-5
Causascostos de congestioacuten escenario 2
un router buffer finito transmisor retransmite paquetes perdidos
Buffer enlace de salida finito compartido
Host Ain original data
Host B
out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-6
Causascostos de congestioacuten escenario 2 (a) caso perfecto sin peacuterdidas ni retransmisiones λin = λrsquoin
(b) retransmisioacuten soacutelo en caso de peacuterdida de segmentos (no por
timeout prematuro) λrsquoin gt λout
(b) retransmisioacuten de paquetes hace que λrsquoin sea maacutes grande (que el
caso perfecto) para el mismo λout (No necesariamente R3 como cota) (c) retransmisiones innecesarias enlaces enviacutean muacuteltiples copias del
paquete (eg dos re-enviacuteos por paquete)
ldquocostosrdquo de congestioacuten maacutes trabajo (retransmisioacuten) para lograr el transporte de datos
ldquogoodputrdquo
R2
R2in
ou
t
b
R2
R2in
ou
t
a
R2
R2in
ou
t
c
R4
R3
Capa Transporte 3-7
Causascostos de congestioacuten
escenario 3 cuatro transmisores rutas con multihops timeoutretransmisiones
Q iquestQueacute pasa cuando λin
y λrsquoin se
incrementan
finite shared output link buffers
Host Ain original data
Host B out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-8
Causascostos de congestioacuten escenario 3
Otro ldquocostordquo de congestioacuten cuando se descartan paquetes cualquier
capacidad (router) usada anteriormente ldquoupstreamrdquo fue un recurso desperdiciado
Host A
Host B
out
Capa Transporte 3-9
Estrategias para control de congestioacuten
Control de congestioacuten extremo a extremo
No hay informacioacuten de realimentacioacuten expliacutecita de la red
La congestioacuten es inferida desde las peacuterdidas y retardos observados por terminales en los extremos
Es la estrategia usada por TCP
Control de congestioacuten asistido por la red
routers proveen realimentacioacuten a sistemas extremos Un Bit uacutenico indicando
congestioacuten (eg SNA DECbit TCPIP ECN ATM)
Expliacutecitamente se informa al Tx la tasa que el router puede soportar
Los podemos clasificar en dos grupos amplios
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-6
Causascostos de congestioacuten escenario 2 (a) caso perfecto sin peacuterdidas ni retransmisiones λin = λrsquoin
(b) retransmisioacuten soacutelo en caso de peacuterdida de segmentos (no por
timeout prematuro) λrsquoin gt λout
(b) retransmisioacuten de paquetes hace que λrsquoin sea maacutes grande (que el
caso perfecto) para el mismo λout (No necesariamente R3 como cota) (c) retransmisiones innecesarias enlaces enviacutean muacuteltiples copias del
paquete (eg dos re-enviacuteos por paquete)
ldquocostosrdquo de congestioacuten maacutes trabajo (retransmisioacuten) para lograr el transporte de datos
ldquogoodputrdquo
R2
R2in
ou
t
b
R2
R2in
ou
t
a
R2
R2in
ou
t
c
R4
R3
Capa Transporte 3-7
Causascostos de congestioacuten
escenario 3 cuatro transmisores rutas con multihops timeoutretransmisiones
Q iquestQueacute pasa cuando λin
y λrsquoin se
incrementan
finite shared output link buffers
Host Ain original data
Host B out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-8
Causascostos de congestioacuten escenario 3
Otro ldquocostordquo de congestioacuten cuando se descartan paquetes cualquier
capacidad (router) usada anteriormente ldquoupstreamrdquo fue un recurso desperdiciado
Host A
Host B
out
Capa Transporte 3-9
Estrategias para control de congestioacuten
Control de congestioacuten extremo a extremo
No hay informacioacuten de realimentacioacuten expliacutecita de la red
La congestioacuten es inferida desde las peacuterdidas y retardos observados por terminales en los extremos
Es la estrategia usada por TCP
Control de congestioacuten asistido por la red
routers proveen realimentacioacuten a sistemas extremos Un Bit uacutenico indicando
congestioacuten (eg SNA DECbit TCPIP ECN ATM)
Expliacutecitamente se informa al Tx la tasa que el router puede soportar
Los podemos clasificar en dos grupos amplios
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-7
Causascostos de congestioacuten
escenario 3 cuatro transmisores rutas con multihops timeoutretransmisiones
Q iquestQueacute pasa cuando λin
y λrsquoin se
incrementan
finite shared output link buffers
Host Ain original data
Host B out
in original data plus
retransmitted data
Capa Transporte 3-8
Causascostos de congestioacuten escenario 3
Otro ldquocostordquo de congestioacuten cuando se descartan paquetes cualquier
capacidad (router) usada anteriormente ldquoupstreamrdquo fue un recurso desperdiciado
Host A
Host B
out
Capa Transporte 3-9
Estrategias para control de congestioacuten
Control de congestioacuten extremo a extremo
No hay informacioacuten de realimentacioacuten expliacutecita de la red
La congestioacuten es inferida desde las peacuterdidas y retardos observados por terminales en los extremos
Es la estrategia usada por TCP
Control de congestioacuten asistido por la red
routers proveen realimentacioacuten a sistemas extremos Un Bit uacutenico indicando
congestioacuten (eg SNA DECbit TCPIP ECN ATM)
Expliacutecitamente se informa al Tx la tasa que el router puede soportar
Los podemos clasificar en dos grupos amplios
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-8
Causascostos de congestioacuten escenario 3
Otro ldquocostordquo de congestioacuten cuando se descartan paquetes cualquier
capacidad (router) usada anteriormente ldquoupstreamrdquo fue un recurso desperdiciado
Host A
Host B
out
Capa Transporte 3-9
Estrategias para control de congestioacuten
Control de congestioacuten extremo a extremo
No hay informacioacuten de realimentacioacuten expliacutecita de la red
La congestioacuten es inferida desde las peacuterdidas y retardos observados por terminales en los extremos
Es la estrategia usada por TCP
Control de congestioacuten asistido por la red
routers proveen realimentacioacuten a sistemas extremos Un Bit uacutenico indicando
congestioacuten (eg SNA DECbit TCPIP ECN ATM)
Expliacutecitamente se informa al Tx la tasa que el router puede soportar
Los podemos clasificar en dos grupos amplios
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-9
Estrategias para control de congestioacuten
Control de congestioacuten extremo a extremo
No hay informacioacuten de realimentacioacuten expliacutecita de la red
La congestioacuten es inferida desde las peacuterdidas y retardos observados por terminales en los extremos
Es la estrategia usada por TCP
Control de congestioacuten asistido por la red
routers proveen realimentacioacuten a sistemas extremos Un Bit uacutenico indicando
congestioacuten (eg SNA DECbit TCPIP ECN ATM)
Expliacutecitamente se informa al Tx la tasa que el router puede soportar
Los podemos clasificar en dos grupos amplios
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-10
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR (tecnologiacutea de red capa 3 y menores)ABR Available Bit Rate Es un servicio ldquoelaacutesticordquo o
flexible Si camino del Tx tiene
poca carga Tx deberiacutea usar ancho
de banda disponible Si camino de Tx estaacute
congestionado Tx reduce a un miacutenimo
la tasa garantizada
Celdas RM (resource
management) Enviadas a intervalos por Tx
entremedio de celdas de datos bits en celda RM modificados por
switches ndash en lenguaje ATM- (ldquoasistido por la redrdquo) Bit NI no incrementar tasa (=
congestioacuten moderada) Bit CI Congestion Indication
Celdas RM son retornadas al Tx
por el Rx con bits intactos ATM Asynchronous Transfer Mode
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-11
Caso de estudio Control de congestioacuten en ATM ABR
Campo ER (explicit rate) de dos bytes en celda RM Un Switch congestionado puede bajar valor de ER en la celda Tasa de enviacuteo del Tx se ajusta a la tasa miacutenima soportable en
el camino entre fuente y destino (la del switch maacutes criacutetico) Bit EFCI (explicit forward congestion indicator) en celdas
de datos es fijado a 1 por switch congestionado Si celda de datos precedente a celda RM tiene el EFCI
marcado el destino marca bit CI en celda RM retornada
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-12
Capiacutetulo 3 Continuacioacuten
31 Servicios de la capa transporte
32 Multiplexing y demultiplexing
33 Transporte sin conexioacuten UDP
34 Principios de transferencia confiable de datos
35 Transporte orientado a la conexioacuten TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de
datos Control de flujo Administracioacuten de conexioacuten
36 Principios del control de congestioacuten
37 Control de congestioacuten en TCP
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-13
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a extremo (sin
asistencia de la red) Tx limita su ventana de transmisioacuten
Si Rx tiene espacio aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
RcvWindow es el nuacutemero de segmentos (o bytes) que el Rx puede recibir en su buffer (y entonces el Tx puede enviar sin acuse de recibo)
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Evento de peacuterdida = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de un evento de peacuterdida
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) ldquoPartida lentardquo Conservativo despueacutes de
evento de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
LastByteSentminusLastByteAckedleminCongWin RcvWindow
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-14
TCP AIMD (Additive-Increase Multiplicative-Decrease)
Decrecimiento multiplicativo reducir CongWin a la mitad luego de peacuterdida
Aumento aditivo aumenta CongWin en 1 MSS cada RTT en ausencia de peacuterdida En algunas implementaciones CongWin incrementa en MSSx(MSSCongWin) por cada ACK
MSS (Maximum Segment Size) es la maacutexima cantidad de datos que se pueden enviar en cada segmento
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-15
Partida lenta en TCP (slow start)
Cuando la conexioacuten comienza CongWin = 1 MSS Ejemplo MSS = 500 bytes amp
RTT = 200 msec Tasa inicial = 20 kbps
Ancho de banda disponible puede ser gtgt MSSRTT Es deseable aumentar
raacutepidamente hasta una tasa respetable
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente raacutepido hasta tener primer evento de peacuterdida
Slow Start porque parte muy tiacutemidamente
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-16
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin en 1 MSS por cada ACK recibido
Resumen tasa inicial es lenta pero se acelera exponencialmente raacutepido
Host A
one segment
RTT
Host B
time
two segments
four segments
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-17
Refinamiento a Partida Lenta en TCP Despueacutes de 3 ACKs
duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Despueacutes de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
Luego la ventana crece exponencialmente hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentos (soacutelo llegan fuera de orden en el Rx) Se perdioacute uno pero llegaron los otros y por eso tenemos ACKs duplicadosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo (no llegaron)
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-18
Refinamiento a Partida Lenta en TCP (cont)
Q iquestCuaacutendo deberiacutea cambiar el aumento de exponencial a lineal
A Un buen criterio es Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable (variable
threshold) Ante evento de peacuterdidas el
umbral es fijado en 12 de CongWin justo antes de la peacuterdida
Tahoe primera versioacuten de control de congestioacuten en TCP No distinguiacutea entre timeout o ACK duplicadosReno versioacuten siguiente en TCP Siacute distingue timeout de ACK duplicados Es como TCP opera hoy
3 ACKs Duplicados
Evento
umbral
Mejor
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-19
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo el Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventana de transmisioacuten crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando llegan tres ACK duplicados Threshold pasa a CongWin2 y CongWin pasa a Threshold
Cuando ocurre un timeout Threshold pasa a CongWin2 y CongWin se lleva a 1 MSS
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-20
Control de congestioacuten del Tx TCP
SS or CA
SS or CA
SS or CA
CongestionAvoidance (CA)
Slow Start (SS)
State
CongWin y Threshold no cambian
Increment duplicate ACK count for segment being acked
Duplicate ACK
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Timeout
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Loss event detected by triple duplicate ACK
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en (aproximadamente) 1 MSS cada RTT
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
ACK receipt for previously unacked data
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
ACK receipt for previously unacked data
CommentaryTCP Sender Action Event
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-21
Throughput Simplificado de TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughput promedio de TCP como una
funcioacuten del tamantildeo de ventana CongWin y RTT Ignoremos slow start ya que al ser exponencial es una fase
muy corta TCP pide ancho de banda adiciona al incrementar W en
1 MSS por cada RTT hasta una peacuterdida Sea W el tamantildeo de la ventana (en bytes) cuando
ocurre una peacuterdida Cuando la ventana es W el throughput es WRTT Justo despueacutes de la peacuterdida la ventana cae a W2 y el
throughput a W2RTT Throughput promedio entre W2RTT y WRTT es 075
WRTT Esto debido a que el throughput crece linealmente entre
ambos valores
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-22
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 bytes RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana CongWin W =
83333 (segmentos en traacutensito) Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida (L) es
L=(bytes perdidos)(Nuacutemero total enviados) Para el throughput deseado con el algoritmo de
control de congestioacuten actual se toleran probabilidades de peacuterdida de soacutelo L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad (ver RFC 3649)
AvgThroughput= 122lowastMSSRTT L
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-23
Objetivo de la Equidad (fairness) Si K sesiones TCP comparten un mismo enlace de ancho de banda R cada uno deberiacutea tener una tasa promedio de RK
TCP connection 1
Router cuello de botella decapacidad R
TCP connection 2
Equidad en TCP
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-24
iquestPor queacute TCP es justaSupongamos dos sesiones compitiendo Aumento aditivo da pendiente de 1 como aumento de throughout Reduccioacuten multiplicativa reduce throughput proporcionalmente
R
R
Igual bandwidth compartido
Throughput Conexioacuten 1
Th
roughput
Con
exioacute
n 2
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Abolicioacuten de congestioacuten aumento aditivo
Peacuterdida decrece ancho de banda en factor de 2
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-25
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Enviacutean audioviacutedeo a tasa
constante y toleran peacuterdidas de paquetes
Aacuterea de investigacioacuten Hacerlas amistosas con TCP (TCP friendly)
Equidad y conexiones TCP paralelas
Nada previene a las aplicaciones de abrir conexiones paralelas entre dos hosts
Navegadores WEB hacen esto Ejemplo Sea un enlace de
tasa R soportando 9 conexiones Una aplicacioacuten nueva pide 1
conexioacuten TCP obtendraacute R10 Si la aplicacioacuten nueva pide 11
conexiones TCP obtendraacute 11R20 maacutes de R2
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-
Capa Transporte 3-26
Capiacutetulo 3 Resumen
Principios detraacutes de los servicios de capa transporte multiplexing demultiplexing Transferencia confiable de
datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
A continuacioacuten Dejaremos la
ldquoperiferiardquo o ldquoedgerdquo de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
- Slide 4
- Slide 5
- Slide 6
- Slide 7
- Slide 8
- Slide 9
- Slide 10
- Slide 11
- Slide 12
- Slide 13
- Slide 14
- Slide 15
- Slide 16
- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
- Slide 26
-