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• Publié par: Uctou
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• Langue: Français

Extrait

RÉseaux Couche RÉseau E. Jeandel

RÉsumÉ des Épisodes prÉcÉdents – CoucherÉseau : – TransmissionprÉcise de donnÉes entre deux machines – Nonfiable

Couche transport – Transmissionde donnÉes entre deuxprocessus – Fiableou non

1 Multiplexage ProblÉmatique – Lacouche rÉseau permet la transmission entre deux machines – Deuxprocessus diffÉrents sur la machineAveulent parler À un deux processus sur la machineB. – Lacouche rÉseau ne permet pas de les distinguer

Solution –Ports –∼Adresses de transport – Sur16bits. – CommunicationidentifiÉe par un quadruplet (Adresse RÉseau A, Port A, Adresse RÉseau B, Port B) – Tripletdu point de vue de chacun des participants

RÉcapitulatif – Sila machine A veut parler À la machineBsur le portb, elle doit d’abord choisir un porta – CommentNAT peut-il fonctionner ? – PAT(Port Address Translation)

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UDP – Ajouteles ports À IP, et c’est tout – EncapsulÉdans IP 16 1616 16 Port SourcePort DestinationLongueur CRC DonnÉes Checksum : paritÉ sur 16 bits de UDP+un header IP

2 TCP ProblÉmatique – UDPne suffit pas – Aucunegarantie que les paquets arrivent, ni qu’ils arrivent dans l’ordre – Besoinde transfert fiable

TCP – ProtocoleconnectÉ – Ala crÉation, on alloue des structures de chaque cÔtÉ pour s’occuper spÉcifique- ment de la connexion – Fiable – ContrÔlede la congestion L’unitÉ de base en TCP s’appelle lesegmentMSS : Max Segment Size

2.1 FiabilitÉ Transfert fiable – TCPutilise une variante de GoBackN – ContrÔleau niveau desbitset non pas des segments – ACKn: j’ai tout reÇu jusqu’aun-iÈme bit non compris – Pasde NACK

Transfert fiable – PremiernumÉro choisi alÉatoirement et envoyÉ au correspondant lors de l’Éta- blissement de la connexion – “empche”de hacker une connexion TCP – NumÉrossur 32 bits Optimisations – Optimisation:fast retransmitdensi 3 ACKn. – Piggybacking(Delayed ACK) – Attendre200ms avant de rÉenvoyer un ACK, au cas oÙ il y aurait une rÉponse sur laquelle on peut se greffer – Siun deuxiÈme paquet arrive, envoyer le ACK – EnrÉgime “permanent”, seulement un paquet sur deux sera acquittÉ

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Timeout – Commentestimer le timeout avant de rÉenvoyer ? – Estimationdu temps AR (ERTT : estimated round-trip time) – ERT T:=αERT T+ (1−α)RT T – RTT: temps AR du dernier paquet acquittÉ –0.8≤α≤0.9 – Commentfixer le timer ?

T IM ER:=ERT T+ 4Deviation

Deviation:=αDeviation+ (1−α)|RT T−ERT T|

2.2 ContrÔlede flux ContrÔle de flux – Chacundes deux participants a un buffer de rÉception – PrÉvenirque le buffer est presque plein –BprÉvientAqu’il lui restepbits disponibles dans son buffer À chaque message qu’il envoie –Adoit s’arranger pour que DernierBitEnvoye−DernierBitAcquitte≤p

ProblÈme (v1) –Benvoie un message comme quoip= 0 – Quese passe-t-il ? – Solution:Aenvoie des paquets de1bit queBacquitte. –PersistenceTimer

ProblÈme (v2) –Best beaucoup plus lent queA – EnrÉgime “permanent”, chaque segment fera un seul octet –Silly Window Syndrome

Solution au SWS (CÔtÉ destinataire) – Attendrequepredevienne suffisament grand – Parexemple taille max d’un segment ou la moitiÉ de la taille totale – Quefaire en attendant ? – Nepas envoyer de ACK – Envoyerdes ACK avecp= 0

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ProblÈme cÔtÉ Émetteur (v3 tinygram) Eviter les petits paquets niveau Émetteur (Algorithme de Nagle) – Sibeaucoup de donnÉes (plus que MSS), les envoyer – S’ily a des donnÉes non acquittÉes, attendre – Sinonenvoyer Attention – Peuttre indÉsirable (mouvement de la souris) – Conflitavec le Delayed ACK – Peuttre dÉsactivÉ (TCP_NODELAY)

Exemple – Lataille maximum d’un segment pour une pile rÉseau OSX est de 1448 octets. – A,sous OSX, envoie 100000 octets À B puis attend le OK de B – Battend les 100000 octets et envoie un OK À A. Questions : – SousOSX, le programme va considÉrablement plus vite pour envoyer 102000 octets que 100000. Pourquoi ? – SousWindows qui a un segment max de 1460 octets, le programme va plus vite que sous OSX pour 100000 octets, mais moins vite pour 102000. . .

2.3 QualitÉde service ProblÉmatique – ContrÔlerla congestion – Essentiellementau niveau des routeurs qu’on ne contrÔle pas – Quelquesinfos par ICMP (globales !), mais aussi dans TCP lui mme (par connexion)

Exemple –AetBreliÉs par un routeur au monde extÉrieur – Routeurparfait (buffers infinis, temps de traitement nul) – Cablesde dÉbitD – Comportementdu systÈme en fonction du dÉbit moyenddeAet deB?

Exemple – DÉbitsortant :min(d, D/2)par connexion – DÉlai(temps moyen avant rÉception) :∼1/(D−2d) – Dansla rÉalitÉ, gros dÉlai→rÉÉmission des paquets..

Exemple (v2) – Mmeexemple – RÉÉmissiondes paquets→delais encore plus grands – Nombrede paquets transfÉrÉs de plus en plus petit – Lerouteur surchargÉ l’est encore plus. . .

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Congestion (ProblÈmes) DÈs que le dÉbit est trop ÉlevÉ – DÉlaisimportants – Retransmissionde segments dans la file d’attente d’un routeur – PaquetsdupliquÉs envoyÉs par le routeur – Lespaquets abandonnÉes par le routeur correspondent À du trafic gáchÉ

S’en occuper – Quidoit s’en occuper ? – CoucherÉseau (tous les participants, routeurs compris) – Couchetransport (uniquement les extrmitÉs) – ChoixTCP/IP : Dans la couche transport

S’en occuper Comment s’en occuper – PrÉvenirplutÔt que guÉrir – CommentcontrÔler le dÉbit dans TCP ? – Enchangeant la taille de la fentre. . .

Congestion dans TCP : AIMD (Additive Increase - Multiplicative Decrease) Point de vue : les pertes de paquets viennent uniquement des files d’attente dans les routeurs – Fentrede congestion de tailleF – Seuilλde congestion. – SiλF < – AudÉbut, taille de la fentre de 2 MSS (slow start) – Achaque ACK, on augmente de 1 MSS – Augmentationexponentielle – SiF≥λ – Augmentationde 1MSS tous lesFACK – AugmentationlinÉaire – Siperte de paquet (timeout) : –λ=F /2 – Lafentre passe À 1 MSS

ConsÉquences ConsÉquence pour l’utilisateur – Acause duslow start, il vaut mieux une connexion pour transfÉrer deux fichiers que deux connexions consÉcutives. – Sansoublier les coÛts de connexion. . . – Exemple: HTTP – Keep-Alive – Pipelining

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Routeurs –nmachines derriÈre un routeur – StratÉgiedu routeur : supprimer les nouveaux paquets quand la file est pleine – ProblÈme: quand la file d’attente est pleine,toutesles connexions vont tre per- tubÉes et redÉmarrer

RED (Random Early Detection/Drop/Discard) – Filed’attente du routeur sÉparÉe en deux “moitiÉs” – Onremplit la premiÈre partie – Sila premiÈre partie est pleine, on accepte dans la file d’attente un nouveau paquet IP qu’avec probabilitÉp – Bienchoisirp

2.4 Connexion 2.4.1 CrÉation ProblÉmatique – DÉbuteret terminer la connexion – DifficultÉen gÉnÉral, dans un modÈle asynchrone avec pertes, de se synchroniser – ProblÈmedes gÉnÉraux byzantins

CrÉation de la connexion – VÉrifierque les deux parties veulent communiquer – Allouerles buffers et autres structures – Semettre d’accord sur les numÉros de sÉquence

CrÉation de la connexion – PaquetSY Nx: je commence À numÉroter Àx MÉthode informelle SY Nx A−−−−→B ACK x+1 A←−−−−−−B SY Ny A←−−−−B ACK y+1 A−−−−−−→B DAT Ax+1 A−−−−−−−→B DAT Ax+2 A−−−−−−−→B DAT Ax+3 A−−−−−−−→B DAT Ax+4 A−−−−−−−→B

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CrÉation de la connexion On peut faire SYN+ACK en mme temps. SY Nx A−−−−→B SY Ny,ACK x+1 A←−−−−−−−−−−−B ACK y+1 A−−−−−−→B Three-way handshake. – EnpratiqueApeut envoyer des donnÉes dans le troisiÈme paquet.

CrÉation simultanÉe SY Nx A−−−−→B SY Ny A←−−−−B SY Nx,ACK y+1 A−−−−−−−−−−−→B SY Ny,ACK x+1 A←−−−−−−−−−−−B Ne marche pas en pratique..

2.4.2 Fermeture Fermeture de la connexion – PrÉvenirqu’on a plus rien À envoyer – LibÉrerles ressources allouÉes – Attention,l’autre partenaire peut avoir quelque chose À envoyer

Fermeture

F IN A−−−→B ACK A←−−−B F IN A←−−−B ACK A−−−→B – Lesdeux segments envoyÉs parBne peuvent pas toujours tre confondus – Timeoutpour Éviter les problÈmes.

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