Transmission Control Protocol/Datenübertragung

topic - Kurzbeschreibung

Beschreibung

Segmentierung der Nutzdaten

TCP-/IP-Segment-Größe

Ein TCP-Segment hat typischerweise eine Größe von maximal 1500 Bytes.

• Ein TCP-Segment muss jedoch in die darunter liegende Übertragungsschicht passen, das Internetprotokoll (IP); siehe hierzu auch Maximum Transmission Unit (MTU).

IP-Pakete wiederum sind zwar theoretisch bis 65.535 Bytes (64 KiB) spezifiziert, werden aber selbst meist über Ethernet übertragen, und bei Ethernet ist die Größe der (Layer-3-)Nutzdaten (wenn man von Jumbo Frames absieht) auf 64 (ggf.

• inklusive Padding) bis 1500 Bytes festgelegt.
• TCP- und IP-Protokoll definieren jeweils einen Header von 20 Bytes Größe.
• Für die (Applikations-)Nutzdaten bleiben in einem TCP/IP-Paket also 1460 Bytes (= 1500 Bytes Ethernet-[Nutzdaten] − 20 Bytes Headerdaten TCP − 20 Bytes Headerdaten IP) übrig.
• Da die meisten Internet-Anschlüsse DSL verwenden, kommt dort zusätzlich noch das Point-to-Point Protocol (PPP) zwischen IP und Ethernet zur Anwendung, was weitere 8 Bytes für den PPP-Rahmen verbraucht.
• Die Nutzdaten reduzieren sich also auf insgesamt 1500 − 20 − 20 − 8 = 1452 Bytes MSS (Maximum Segment Size).
• Dies entspricht einer maximalen Nutzdatenrate von 96,8 %.

Aufteilen der Anwendungsdaten auf TCP-/IP-Segmente

Empfänger und Sender einigen sich vor dem Datenaustausch über das Options-Feld auf die Größe der MSS.

• Die Anwendung, die Daten versenden möchte, etwa ein Webserver, legt zum Beispiel einen 7 Kilobyte großen Datenblock im Puffer ab.

Um mit einem 1460 Byte großen Nutzdatenfeld 7 Kilobyte Daten zu versenden, teilt die TCP-Software die Daten auf mehrere Pakete auf, fügt einen TCP-Header hinzu und versendet die TCP-Segmente.

• Dieser Vorgang wird Segmentierung genannt.
• Der Datenblock im Puffer wird in fünf Segmente aufgeteilt (siehe Abb. 6).
• Jedes Segment erhält durch die TCP-Software einen TCP-Header.
• Die TCP-Segmente werden nacheinander abgeschickt.
• Diese kommen beim Empfänger nicht notwendigerweise in derselben Reihenfolge an, in der sie versendet wurden, da im Internet unter Umständen jedes TCP-Segment einen anderen Weg nimmt.
• Damit die TCP-Software im Empfänger die Segmente wieder sortieren kann, ist jedes Segment nummeriert.
• Bei der Zuordnung der Segmente im Empfänger wird die Sequenznummer herangezogen.

Beispiel eines Datentransfers

Die TCP-Software des Empfängers bestätigt diejenigen TCP-Segmente, die einwandfrei (das heißt mit korrekter Prüfsumme) angekommen sind.

• Andernfalls werden die Pakete neu angefordert.

Beispiel einer TCP-/IP-Datenübertragung

Der Sender schickt sein erstes TCP-Segment mit einer Sequenznummer SEQ=1 (variiert) und einer Nutzdatenlänge von 1460 Bytes an den Empfänger.

• Der Empfänger bestätigt es mit einem TCP-Header ohne Daten mit ACK=1461 und fordert damit das zweite TCP-Segment ab dem Byte Nummer 1461 beim Sender an.
• Dieser schickt es dann mit einem TCP-Segment und SEQ=1461 an den Empfänger.
• Dieser bestätigt es wieder mit einem ACK=2921 und so weiter.
• Der Empfänger braucht nicht jedes TCP-Segment zu bestätigen, wenn diese zusammenhängend sind.
• Empfängt er die TCP-Segmente 1–5, so braucht er nur das letzte TCP-Segment zu bestätigen.
• Fehlt zum Beispiel das TCP-Segment 3, weil es verlorengegangen ist, so kann er nur die 1 und die 2 bestätigen, 4 und 5 jedoch noch nicht.
• Da der Sender keine Bestätigung für die 3 bekommt, läuft sein Timer ab, und er verschickt die 3 noch einmal.
• Kommt die 3 beim Empfänger an, so bestätigt er alle fünf TCP-Segmente, sofern beide Seiten die TCP-Option SACK (Selective ACK) unterstützen.
• Der Sender startet für jedes TCP-Segment, welches er auf die Reise schickt, einen Retransmission Timer.

Retransmission Timer

Zur Feststellung, wann ein Paket im Netzwerk verloren gegangen ist, wird vom Sender ein Timeout verwendet, bis zu dem das ACK der Gegenseite eingetroffen sein muss.

• Ein zu niedriger Timeout bewirkt, dass Pakete, die eigentlich korrekt angekommen sind, wiederholt werden; ein zu hoher Timeout bewirkt, dass bei tatsächlichen Verlusten das zu wiederholende Paket unnötig spät gesendet wird.

Aufgrund unterschiedlicher Laufzeiten der zugrundeliegenden IP-Pakete ist nur ein dynamisch an die Verbindung angepasster Timer sinnvoll.

• Die Details werden in RFC 6298 wie folgt festgelegt:
• Der Timeout (RTO = Retransmission Timeout) berechnet sich aus zwei beim Sender mitgeführten Statusvariablen:
  • der geschätzten Round Trip Time (SRTT = Smoothed RTT)
  • sowie deren Varianz (RTTVAR).
• Initial wird geschätzt, dass RTO = 1s (um die Kompatibilität mit der älteren Version des Dokuments zu schaffen sind auch Werte > 1s möglich.)
• Nach der Messung der RTT des ersten gesendeten Pakets wird gesetzt:
  • SRTT:= RTT
  • RTTVAR:= 0,5 * RTT
  • RTO:= RTT + 4 * RTTVAR (Sollte 4 * RTTVAR kleiner sein als die Messgenauigkeit des Timers, wird stattdessen diese addiert.)
• Bei jeder weiteren Messung der RTT' werden die Werte aktualisiert (hierbei muss RTTVAR vor SRTT berechnet werden):
  • RTTVAR:= (1-β) * RTTVAR + β * |SRTT – RTT'| (Auch die Varianz wird mit einem Faktor β geglättet; da die Varianz eine durchschnittliche Abweichung angibt (welche immer positiv ist), wird hier der Betrag der Abweichung von geschätzter und tatsächlicher RTT' verwendet, nicht die einfache Differenz. Es wird empfohlen, β = 1/4 zu wählen.)
  • SRTT:= (1-α) * SRTT + α * RTT' (Es wird somit nicht einfach die neue RTT' gesetzt, sondern diese mit einem Faktor α geglättet. Es wird empfohlen, α = 1/8 zu wählen.)
  • RTO:= SRTT + 4 * RTTVAR (Sollte 4*RTTVAR kleiner sein als die Messgenauigkeit des Timers, wird stattdessen diese addiert. Für den RTO gilt – unabhängig von der Berechnung – ein Minimalwert von 1 s; es darf auch ein Maximalwert vergeben werden, sofern dieser mindestens 60 s beträgt.)

Durch die Wahl von 2er-Potenzen (4 bzw. 1/2, 1/4 etc.) als Faktoren, können die Berechnungen in der Implementierung durch einfache Shift-Operationen realisiert werden.

Zur Messung der RTT muss der Karn-Algorithmus von Phil Karn verwendet werden; d. h., es werden nur diejenigen Pakete zur Messung verwendet, deren Bestätigung eintrifft, ohne dass das Paket zwischendurch erneut gesendet wurde.

• Der Grund dafür ist, dass bei einer erneuten Übertragung nicht klar wäre, welches der wiederholt gesendeten Pakete tatsächlich bestätigt wurde, so dass eine Aussage über die RTT eigentlich nicht möglich ist.

Wurde ein Paket nicht innerhalb des Timeouts bestätigt, so wird der RTO verdoppelt (sofern er noch nicht die optionale obere Schranke erreicht hat).

• In diesem Fall dürfen (ebenfalls optional) die für SRTT und RTTVAR gefundenen Werte auf ihren Anfangswert zurückgesetzt werden, da sie möglicherweise die Neuberechnung der RTO stören könnten.

Flusssteuerung und Staukontrolle

In den folgenden zwei Abschnitten werden die TCP-Konzepte zur Flusssteuerung und Staukontrolle (oder Überlaststeuerung) erläutert.

• Dabei werden das Sliding Window und das Congestion Window eingeführt.
• Der Sender wählt als tatsächliche Sendefenstergröße das Minimum aus beiden Fenstern.
• Um eine zuverlässige Datenübertragung durch Sendewiederholungen zu gewährleisten, werden sogenannte ARQ-Protokolle (englisch Automatic Repeat reQuest, dt. Automatische Wiederholungsanfrage) eingesetzt.

Flusssteuerung

Sliding Window

Da die Anwendung Daten aus dem Puffer liest, ändert sich der Füllstand des Puffers ständig.

• Deshalb ist es notwendig, den Datenfluss dem Füllstand entsprechend zu steuern.
• Dies geschieht mit dem Sliding Window und dessen Größe.

Den Puffer des Senders erweitern wir, wie in Abb. 8 zu sehen, auf 10 Segmente.

• In der Abb. 8a werden gerade die Segmente 1–5 übertragen.
• Die Übertragung ist vergleichbar mit Abb. 7.
• Obwohl der Puffer des Empfängers in Abb. 7 am Ende voll ist, fordert er mit ACK=7301 die nächsten Daten ab dem Byte 7301 beim Sender an.
• Dies hat zur Folge, dass das nächste TCP-Segment vom Empfänger nicht mehr verarbeitet werden kann.
• Ausnahmen sind jedoch TCP-Segmente mit gesetztem URG-Flag.
• Mit dem Window-Feld kann er dem Sender mitteilen, dass er keine Daten mehr verschicken soll.
• Dies geschieht, indem er im Window-Feld den Wert Null einträgt (Zero Window).
• Der Wert Null entspricht dem freien Speicherplatz im Puffer.
• Die Anwendung des Empfängers liest nun die Segmente 1–5 aus dem Puffer, womit wieder ein Speicherplatz von 7300 Byte frei ist.
• Damit kann er die restlichen Segmente 6–10 mit einem TCP-Header, der die Werte SEQ=1, ACK=7301 und Window=7300 enthält, beim Sender anfordern.
• Der Sender weiß nun, dass er maximal fünf TCP-Segmente an den Empfänger schicken kann, und verschiebt das Window um fünf Segmente nach rechts (siehe Abb. 8b).
• Die Segmente 6–10 werden nun alle zusammen als Burst verschickt.
• Kommen alle TCP-Segmente beim Empfänger an, so quittiert er sie mit SEQ=1 und ACK=14601 und fordert die nächsten Daten an.

Silly Window Syndrome

Der Empfänger sendet ein Zero Window an den Sender, da sein Puffer voll ist.

• Die Anwendung beim Empfänger liest allerdings nur zwei Byte aus dem Puffer.
• Der Empfänger schickt einen TCP-Header mit Window=2 (Window Update) an den Sender und fordert gleichzeitig die zwei Byte an.
• Der Sender kommt der Aufforderung nach und schickt die zwei Byte in einem 42 Byte großen Paket (mit IP-Header und TCP-Header) an den Empfänger.
• Damit ist der Puffer des Empfängers wieder voll, und er schickt wieder ein Zero Window an den Sender.
• Die Anwendung liest jetzt zum Beispiel hundert Byte aus dem Puffer.
• Der Empfänger schickt wieder einen TCP-Header mit einem kleinen Window-Wert an den Sender.
• Dieses Spiel setzt sich immer wieder fort und verschwendet Bandbreite, da nur sehr kleine Pakete versandt werden.
• Clarks Lösung ist, dass der Empfänger ein Zero Window sendet und so lange mit dem Window Update warten soll, bis die Anwendung mindestens die maximale Segmentgröße (maximum segment size, in unseren bisherigen Beispielen 1460 Byte) aus dem Puffer gelesen hat oder der Puffer halbleer ist – je nachdem, was zuerst eintritt (Dave Clark, 1982).
• Auch der Sender kann zu kleine Pakete abschicken und dadurch Bandbreite verschwenden.
• Dieser Umstand wird mit dem Nagle-Algorithmus beseitigt.
• Deswegen ergänzt er sich mit Clarks Lösung.

Überlaststeuerung/Staukontrolle (Congestion Control)

Im Internet, in dem viele Netze mit unterschiedlichen Eigenschaften verbunden werden, ist Datenverlust einzelner Pakete durchaus normal.

• Wird eine Verbindung stark belastet, werden immer mehr Pakete verworfen, die entsprechend wiederholt werden müssen.
• Durch die Wiederholung steigt wiederum die Belastung, ohne geeignete Maßnahmen kommt es zu einem Datenstau.

Die Verlustrate wird von einem IP-Netzwerk ständig beobachtet.

• Abhängig von der Verlustrate wird die Senderate durch geeignete Algorithmen beeinflusst: Normalerweise wird eine TCP/IP-Verbindung langsam gestartet (Slow-Start) und die Senderate schrittweise erhöht, bis es zum Datenverlust kommt.
• Ein Datenverlust verringert die Senderate, ohne Verlust wird sie wiederum erhöht.
• Insgesamt nähert sich die Datenrate so zunächst dem jeweiligen zur Verfügung stehenden Maximum und bleibt dann ungefähr dort.
• Eine Überbelastung wird vermieden.

Algorithmus zur Überlaststeuerung

Gehen bei einer bestimmten Fenstergröße Pakete verloren, kann das festgestellt werden, wenn der Sender innerhalb einer bestimmten Zeit (Timeout) keine Bestätigung (ACK) erhält.

• Man muss davon ausgehen, dass das Paket aufgrund zu hoher Netzlast von einem Router im Netz verworfen wurde.
• Das heißt, der Puffer eines Routers ist vollgelaufen; es handelt sich hier sozusagen um einen Stau im Netz.
• Um den Stau aufzulösen, müssen alle beteiligten Sender ihre Netzlast reduzieren.
• Dazu werden im RFC 2581 vier Algorithmen definiert: slow start, congestion avoidance, fast retransmit und fast recovery, wobei slow start und congestion avoidance zusammen verwendet werden.
• Die zwei Algorithmen fast retransmit und fast recovery werden auch zusammen verwendet und sind eine Erweiterung der Algorithmen slow start und congestion avoidance.

Slow Start und Congestion Avoidance

Grafische Darstellung des Slow-Start-Algorithmus

Zu Beginn einer Datenübertragung dient der Slow-Start-Algorithmus zur Bestimmung des congestion window (wörtlich: Überlastfenster), um einer möglichen Überlastsituation vorzubeugen.

• Man möchte Staus vermeiden, und da die momentane Auslastung des Netzes nicht bekannt ist, wird mit zunächst kleinen Datenmengen begonnen.
• Der Algorithmus startet mit einem kleinen Fenster von einer MSS (Maximum Segment Size), in dem Datenpakete vom Sender zum Empfänger übertragen werden.

Der Empfänger sendet nun eine Bestätigung (ACK) an den Sender zurück.

• Für jedes empfangene ACK wird die Größe des congestion window um eine MSS erhöht.
• Da für jedes versandte Paket bei erfolgreicher Übertragung ein ACK geschickt wird, führt dies innerhalb einer Roundtrip-Zeit zu einer Verdopplung des Congestion Windows.
• In dieser Phase gibt es also ein exponentielles Wachstum.
• Wenn das Fenster beispielsweise das Versenden von zwei Paketen gestattet, so erhält der Sender auch zwei ACKs und erhöht das Fenster daher um 2 auf 4.
• Dieses exponentielle Wachstum wird so lange fortgesetzt, bis der sogenannte Slow-Start Threshold erreicht wird (engl. Vorlage:Lang ‚Schwelle‘).
• Die Phase des exponentiellen Wachstums wird auch Slow Start Phase genannt.

Danach wird das Congestion Window nur noch um eine MSS erhöht, wenn alle Pakete aus dem Fenster erfolgreich übertragen wurden.

• Es wächst also pro Roundtrip-Zeit nur noch um eine MSS, also nur noch linear.
• Diese Phase wird als Congestion Avoidance Phase bezeichnet.
• Das Wachstum wird beendet, wenn das vom Empfänger festgelegte Empfangsfenster erreicht worden ist (siehe Fluss-Steuerung).

Kommt es zu einem Timeout, wird das Vorlage:Lang wieder auf 1 zurückgesetzt, und der Vorlage:Lang wird auf die Hälfte der Flight Size (Flight Size ist die Anzahl an Paketen, die verschickt, aber noch nicht quittiert wurden) herabgesetzt.

• Die Phase des exponentiellen Wachstums wird also verkürzt, so dass das Fenster bei häufigen Paketverlusten nur langsam wächst.

Fast-Retransmit und Fast-Recovery

Vorlage:Lang und Vorlage:Lang („schnelles Erholen“) werden eingesetzt, um nach einem Paketverlust schneller auf die Stau-Situation zu reagieren.

• Dazu informiert ein Empfänger den Sender, wenn Pakete außer der Reihe ankommen und somit dazwischen ein Paketverlust vorliegt.
• Hierfür bestätigt der Empfänger das letzte korrekte Paket erneut für jedes weitere ankommende Paket außer der Reihe.
• Man spricht dabei von Dup-Acks (Vorlage:Lang), also mehrere aufeinanderfolgende Nachrichten, welche dasselbe Datensegment ACKen.
• Der Sender bemerkt die duplizierten Bestätigungen, und nach dem dritten Duplikat sendet er sofort, vor Ablauf des Timers, das verlorene Paket erneut.
• Weil nicht auf den Ablauf des Timers gewartet werden muss, heißt das Prinzip Vorlage:Lang.
• Die Dup-Acks sind auch Hinweise darauf, dass zwar ein Paketverlust stattfand, aber doch die folgenden Pakete angekommen sind.
• Deshalb wird das Sendefenster nach dem Fehler nur halbiert und nicht wie beim Timeout wieder mit Slow-Start begonnen.
• Zusätzlich kann das Sendefenster noch um die Anzahl der Dup-Acks erhöht werden, denn jedes steht für ein weiteres Paket, welches den Empfänger erreicht hat, wenn auch außer der Reihe.
• Da dadurch nach dem Fehler schneller wieder die volle Sendeleistung erreicht wird, nennt man das Prinzip Vorlage:Lang.

Selective ACKs (SACK)

Vorlage:Lang werden genutzt, um noch mehr Kontrollinformationen über den Datenfluss vom Empfänger an den Sender zurückzuschicken.

• Dabei wird nach einem Paketverlust vom Empfänger im TCP-Optionsfeld ein zusätzlicher Header eingefügt, aus welchem der Sender genau ersehen kann, welche Pakete bereits angekommen sind und welche fehlen (im Gegensatz zu den standardmäßigen kumulativen ACKs von TCP, s. o.).
• Als bestätigt gelten die Pakete auch weiterhin erst dann, wenn der Empfänger dem Sender ein ACK für die Pakete übermittelt hat.

TCP-Tahoe und TCP-Reno

Bei den nach Orten in Nevada benannten TCP-Congestion-Control-Varianten Tahoe und Reno handelt es sich um zwei verschiedene Verfahren, wie TCP auf ein Überlast-Ereignis in Form von Timeouts oder Dup-Acks reagiert.

Das inzwischen nicht mehr verwendete TCP Tahoe reduziert, sobald ein Timeout vorliegt, das Congestion Window für die nächste Übertragungseinheit auf 1.

• Anschließend startet wieder der TCP-Slow-Start-Prozess (mit verringertem Threshold, s. u.), bis ein neues Timeout- oder DUP-Acks-Ereignis stattfindet oder aber der Schwellwert (Threshold) zum Übergang in die Congestion-Avoidance-Phase erreicht wird.
• Dieser Schwellwert wurde nach dem Auftreten des Überlast-Ereignisses auf die Hälfte der Größe des derzeitigen Congestion Window gesetzt.
• Der Nachteil dieses Verfahrens ist zum einen, dass ein Paketverlust nur durch einen Timeout festgestellt wird, mitunter also recht lange dauert, und zum anderen die starke Reduktion des Congestion Windows auf 1.

Die Weiterentwicklung von Tahoe ist TCP-Reno.

• Hierbei wird zwischen auftretenden Timeout- und Dup-Acks-Ereignissen unterschieden: Während TCP-Reno beim Auftreten eines Timeout genauso verfährt wie TCP Tahoe, wendet es beim Auftreten von drei doppelten Acks eine andere Variante für die Festlegung des nachfolgenden Congestion Windows an.
• Die grundlegende Idee dabei ist, dass der Verlust eines Segments auf dem Weg zum Empfänger nicht nur durch einen Timeout erkannt werden kann, sondern auch dadurch, dass der Empfänger mehrfach dieselben ACKs für das unmittelbar vor dem verlorengegangenen Segment zurückschickt (und zwar jedes Mal, wenn er ein weiteres Segment nach der „Lücke“ empfängt).
• Daher wird das nachfolgende Congestion Window auf die Hälfte des Wertes des Congestion Windows zum Zeitpunkt des Überlast-Ereignisses gesetzt; anschließend wird wieder in die Congestion Avoidance Phase übergegangen.
• Dieses Verhalten wird, wie oben im Artikel erwähnt, als Fast-Recovery beschrieben.

Testfragen

Testfrage 1

Antwort1

Testfrage 2

Antwort2

Testfrage 3

Antwort3

Testfrage 4

Antwort4

Testfrage 5

Antwort5