Capa Transporte3-1 Capítulo 3: Continuación r 3.1 Servicios de la capa transporte r 3.2...
25
Capa Transporte 3-1 Capítulo 3: Continuación 3.1 Servicios de la capa transporte 3.2 Multiplexing y demultiplexing 3.3 Transporte sin conexión: UDP 3.4 Principios de transferencia confiable de datos 3.5 Transporte orientado a la conexión: TCP Estructura de un segmento Transferencia confiable de datos Control de flujo Administración de conexión 3.6 Principios del control de congestión 3.7 Control de congestión en TCP
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Capa Transporte 3-1
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 3-2
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a
extremo (sin asistencia de la red)
Tx limita su transmisioacuten LastByteSent-LastByteAcked
min CongWin RcvWindow Aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Peacuterdidas = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de peacuterdidas
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) Partida lenta Conservativo despueacutes
de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
Capa Transporte 3-3
Incremento-aditivo decremento-multiplicativo AIMD en TCP
8 Kbytes
16 Kbytes
24 Kbytes
time
congestionwindow
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 MSS(MSSCongWin) por cada ACK
Conexioacuten TCP en el tiempo
Capa Transporte 3-4
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 primera peacuterdida
Capa Transporte 3-5
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin 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 3-6
Refinamiento
Despueacutes de 3 ACKs duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Pero luego de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
La ventana crece exponencialmente
Hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-7
Refinamiento (maacutes)Q iquestCuaacutendo el aumento
exponencial deberiacutea cambiar a lineal
A Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable Ante 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 opera hoy TCP
Capa Transporte 3-8
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventan crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando curre un triple duplicado de ACK 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 3-9
Control de congestioacuten del Tx TCP
State Event TCP Sender Action Commentary
Slow Start (SS)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongestionAvoidance (CA)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en 1 MSS cada RTT
SS or CA Loss event detected by triple duplicate ACK
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
SS or CA Timeout Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
SS or CA Duplicate ACK
Increment duplicate ACK count for segment being acked
CongWin y Threshold no cambian
Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
-
Capa Transporte 3-2
Control de Congestioacuten en TCP Usa control extremo a
extremo (sin asistencia de la red)
Tx limita su transmisioacuten LastByteSent-LastByteAcked
min CongWin RcvWindow Aproximadamente
CongWin es dinaacutemica y funcioacuten de la congestioacuten percibida de la red
iquestCoacutemo el Tx percibe la congestioacuten
Peacuterdidas = timeout oacute 3 acks duplicados
Tx TCP reduce tasa (CongWin) despueacutes de peacuterdidas
Hay tres mecanismos AIMD (Additive-Increase
Multiplicative-Decrease) Partida lenta Conservativo despueacutes
de timeout
tasa = CongWin
RTT Bytessec
Capa Transporte 3-3
Incremento-aditivo decremento-multiplicativo AIMD en TCP
8 Kbytes
16 Kbytes
24 Kbytes
time
congestionwindow
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 MSS(MSSCongWin) por cada ACK
Conexioacuten TCP en el tiempo
Capa Transporte 3-4
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 primera peacuterdida
Capa Transporte 3-5
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin 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 3-6
Refinamiento
Despueacutes de 3 ACKs duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Pero luego de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
La ventana crece exponencialmente
Hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-7
Refinamiento (maacutes)Q iquestCuaacutendo el aumento
exponencial deberiacutea cambiar a lineal
A Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable Ante 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 opera hoy TCP
Capa Transporte 3-8
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventan crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando curre un triple duplicado de ACK 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 3-9
Control de congestioacuten del Tx TCP
State Event TCP Sender Action Commentary
Slow Start (SS)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongestionAvoidance (CA)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en 1 MSS cada RTT
SS or CA Loss event detected by triple duplicate ACK
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
SS or CA Timeout Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
SS or CA Duplicate ACK
Increment duplicate ACK count for segment being acked
CongWin y Threshold no cambian
Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
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- Slide 22
- Slide 23
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- Slide 25
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Capa Transporte 3-3
Incremento-aditivo decremento-multiplicativo AIMD en TCP
8 Kbytes
16 Kbytes
24 Kbytes
time
congestionwindow
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 MSS(MSSCongWin) por cada ACK
Conexioacuten TCP en el tiempo
Capa Transporte 3-4
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 primera peacuterdida
Capa Transporte 3-5
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin 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 3-6
Refinamiento
Despueacutes de 3 ACKs duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Pero luego de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
La ventana crece exponencialmente
Hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-7
Refinamiento (maacutes)Q iquestCuaacutendo el aumento
exponencial deberiacutea cambiar a lineal
A Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable Ante 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 opera hoy TCP
Capa Transporte 3-8
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventan crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando curre un triple duplicado de ACK 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 3-9
Control de congestioacuten del Tx TCP
State Event TCP Sender Action Commentary
Slow Start (SS)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongestionAvoidance (CA)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en 1 MSS cada RTT
SS or CA Loss event detected by triple duplicate ACK
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
SS or CA Timeout Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
SS or CA Duplicate ACK
Increment duplicate ACK count for segment being acked
CongWin y Threshold no cambian
Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
-
Capa Transporte 3-4
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 primera peacuterdida
Capa Transporte 3-5
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin 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 3-6
Refinamiento
Despueacutes de 3 ACKs duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Pero luego de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
La ventana crece exponencialmente
Hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-7
Refinamiento (maacutes)Q iquestCuaacutendo el aumento
exponencial deberiacutea cambiar a lineal
A Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable Ante 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 opera hoy TCP
Capa Transporte 3-8
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventan crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando curre un triple duplicado de ACK 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 3-9
Control de congestioacuten del Tx TCP
State Event TCP Sender Action Commentary
Slow Start (SS)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongestionAvoidance (CA)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en 1 MSS cada RTT
SS or CA Loss event detected by triple duplicate ACK
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
SS or CA Timeout Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
SS or CA Duplicate ACK
Increment duplicate ACK count for segment being acked
CongWin y Threshold no cambian
Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
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Capa Transporte 3-5
Partida Lenta en TCP (maacutes)
Cuando la conexioacuten comienza aumentar tasa exponencialmente hasta primera peacuterdida Duplicar CongWin cada
RTT Es hecho incrementando CongWin 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 3-6
Refinamiento
Despueacutes de 3 ACKs duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Pero luego de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
La ventana crece exponencialmente
Hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-7
Refinamiento (maacutes)Q iquestCuaacutendo el aumento
exponencial deberiacutea cambiar a lineal
A Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable Ante 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 opera hoy TCP
Capa Transporte 3-8
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventan crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando curre un triple duplicado de ACK 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 3-9
Control de congestioacuten del Tx TCP
State Event TCP Sender Action Commentary
Slow Start (SS)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongestionAvoidance (CA)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en 1 MSS cada RTT
SS or CA Loss event detected by triple duplicate ACK
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
SS or CA Timeout Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
SS or CA Duplicate ACK
Increment duplicate ACK count for segment being acked
CongWin y Threshold no cambian
Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
-
Capa Transporte 3-6
Refinamiento
Despueacutes de 3 ACKs duplicados CongWin baja a la mitad Luego la ventana crece
linealmente Pero luego de un timeout
CongWin es fijada en 1 MSS
La ventana crece exponencialmente
Hasta un umbral luego crece linealmente
bull3 ACKs duplicados indican la red es capaz de transportar algunos segmentosbull timeout antes de 3 duplicados es ldquomaacutes alarmanterdquo
Filosofiacutea
Capa Transporte 3-7
Refinamiento (maacutes)Q iquestCuaacutendo el aumento
exponencial deberiacutea cambiar a lineal
A Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable Ante 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 opera hoy TCP
Capa Transporte 3-8
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventan crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando curre un triple duplicado de ACK 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 3-9
Control de congestioacuten del Tx TCP
State Event TCP Sender Action Commentary
Slow Start (SS)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongestionAvoidance (CA)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en 1 MSS cada RTT
SS or CA Loss event detected by triple duplicate ACK
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
SS or CA Timeout Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
SS or CA Duplicate ACK
Increment duplicate ACK count for segment being acked
CongWin y Threshold no cambian
Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
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- Slide 15
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- Slide 17
- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
-
Capa Transporte 3-7
Refinamiento (maacutes)Q iquestCuaacutendo el aumento
exponencial deberiacutea cambiar a lineal
A Cuando CongWin llega a 12 de su valor antes del timeout
Implementacioacuten Umbral variable Ante 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 opera hoy TCP
Capa Transporte 3-8
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventan crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando curre un triple duplicado de ACK 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 3-9
Control de congestioacuten del Tx TCP
State Event TCP Sender Action Commentary
Slow Start (SS)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongestionAvoidance (CA)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en 1 MSS cada RTT
SS or CA Loss event detected by triple duplicate ACK
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
SS or CA Timeout Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
SS or CA Duplicate ACK
Increment duplicate ACK count for segment being acked
CongWin y Threshold no cambian
Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
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- Slide 20
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- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
-
Capa Transporte 3-8
Resumen Control de Congestioacuten en TCP Cuando CongWin estaacute bajo Threshold (umbral) Tx estaacute en fase slow-start la ventan crece exponencialmente
Cuando CongWin estaacute sobre Threshold Tx estaacute en fase abolicioacuten de congestioacuten la ventana crece linealmente
Cuando curre un triple duplicado de ACK 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 3-9
Control de congestioacuten del Tx TCP
State Event TCP Sender Action Commentary
Slow Start (SS)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongestionAvoidance (CA)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en 1 MSS cada RTT
SS or CA Loss event detected by triple duplicate ACK
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
SS or CA Timeout Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
SS or CA Duplicate ACK
Increment duplicate ACK count for segment being acked
CongWin y Threshold no cambian
Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
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70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
- Slide 3
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- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
-
Capa Transporte 3-9
Control de congestioacuten del Tx TCP
State Event TCP Sender Action Commentary
Slow Start (SS)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin + MSS If (CongWin gt Threshold) set state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Resulta en una duplicacioacuten de CongWin cada RTT
CongestionAvoidance (CA)
ACK receipt for previously unacked data
CongWin = CongWin+MSS (MSSCongWin)
Aumento aditivo resulta en aumento de CongWin en 1 MSS cada RTT
SS or CA Loss event detected by triple duplicate ACK
Threshold = CongWin2 CongWin = ThresholdSet state to ldquoCongestion Avoidancerdquo
Recuperacioacuten raacutepida implementando reduccioacuten multiplicativa CongWin no caeraacute bajo 1 MSS
SS or CA Timeout Threshold = CongWin2 CongWin = 1 MSSSet state to ldquoSlow Startrdquo
Ingresa a Partida Lenta (slow start)
SS or CA Duplicate ACK
Increment duplicate ACK count for segment being acked
CongWin y Threshold no cambian
Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
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- Slide 6
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Capa Transporte 3-10
Throughput en TCP (tasa de transferencia de datos lograda) iquestCuaacutel es el throughout promedio de TCP como
una funcioacuten del tamantildeo de ventana y RTT Ignoremos slow start
Sea W el tamantildeo de ventana cuando ocurre una peacuterdida
Cuando la ventana es W el throughput es WRTT
Justo despueacutes de peacuterdida la ventana cae a W2 y el throughput a W2RTT
Throughout promedio 075 WRTT Esto debido a que el throughput crece
linealmente entre ambos valores
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
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- Slide 16
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- Slide 18
- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
-
Capa Transporte 3-11
Futuro de TCP Ejemplo segmentos de 1500 byte RTT de
100ms queremos throughput de 10 Gbps Requiere tamantildeo de ventana W = 83333
segmentos en traacutensito Throughput en teacuterminos de tasa de peacuterdida es
(la derivacioacuten no se muestra Ejercicio)
L = 210-10 Wow (1 cada 5 mil millones de segmentos)
Se requieren nuevas versiones de TCP para enlaces de alta velocidad
LRTT
MSS221
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
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- Slide 6
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- Slide 19
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- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
-
Capa Transporte 3-12
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 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
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- Slide 8
- Slide 9
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- Slide 19
- Slide 20
- Slide 21
- Slide 22
- Slide 23
- Slide 24
- Slide 25
-
Capa Transporte 3-13
iquestPor queacute TCP es justa
Supongamos 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
exi oacute
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 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
- Slide 2
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- Slide 24
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-
Capa Transporte 3-14
Equidad (maacutes)
Equidad y UDP Aplicaciones Multimedia
no usan TCP No quieren tasa ahogada
por control de congestioacuten
En su lugar usan UDP Bombean audiovideo 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 R2
Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
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Capa Transporte 3-15
Modelando el Retardo
Q iquestCuaacutento tiempo tarda recibir un objeto desde un servidor Web luego del enviacuteo del requerimiento
Ignorando congestioacuten y retardo el retardo es influido por
Establecimiento de conexioacuten TCP
Retardo en la transmisioacuten de datos
Algoritmo de partida lenta (slow start)
Notacioacuten y suposiciones
Suponemos un enlace de tasa R entre cliente y servidor
S MSS (bits) O tamantildeo del objeto
(bits) No retransmisiones (no
peacuterdidas ni errores)
Tamantildeo de ventana Asumir primero ventana
de congestioacuten fija W segmentos
Luego ventana dinaacutemica modelando slow start
Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
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ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
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S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
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Capa Transporte 3-16
Ventana de congestioacuten Fija (1)
Primer casoWSR gt RTT + SR ACK
del primer segmento en ventana retorna antes que los datos de la ventana sean enviados
delay = 2RTT + OR
servidorcliente objeto
Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
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pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
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ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
- Slide 1
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Capa Transporte 3-17
Ventana de congestioacuten Fija (2)
Segundo caso WSR lt RTT + SR
esperar por ACK despueacutes de enviar los datos de la ventana
delay = 2RTT + OR+ (K-1)[SR + RTT - WSR]
K es el nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
30
40
50
60
70
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 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
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Capa Transporte 3-18
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (1)
Ahora supongamos que la ventana crece de acuerdo a slow start
Mostraremos que el retardo para un objeto es
R
S
R
SRTTP
R
ORTTLatency P )12(2
Donde P es el nuacutemero de veces que TCP estaacute inactivo en el servidor
1min KQP
- Donde Q es el nuacutemero de veces que el servidor estariacutea inactivo si el objeto fuera de tamantildeo infinito
- y K es el nuacutemero de ventanas que cubre el objeto
Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
R
SRTTPRTT
R
O
R
SRTT
R
SRTT
R
O
idleTimeRTTR
O
P
kP
k
P
pp
)12(][2
]2[2
2retardo
1
1
1
ventanaeacutesima-k
de luego inactivo tiempo2 1
R
SRTT
R
S k
recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
ventanaeacutesima-k la
r transmitipara tiempo2 1
R
Sk
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
)1(logmin
12min
222min
222min
2
2
110
110
S
OS
Okk
S
Ok
SOk
OSSSkK
k
k
k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
10
20
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28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
parallel non-persistent
Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
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Capa Transporte 3-19
Modelo del Retardo en TCP Slow Start (2)
RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2S R
third w indow= 4S R
fourth w indow= 8S R
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Ejemplobull OS = 15 segmentosbull K = 4 ventanasbull Q = 2bull P = minK-1Q = 2
Servidor inactivo P=2 veces
Componentes del retardobull 2 RTT por establ de conexioacuten y requerimientobull OR para transmitir el objetobull Tiempo inactivo del servidor por slow start
Server idles P = minK-1Q times
Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
R
S
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R
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recibos de acuses recibe eacutel que hasta
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RTT
initia te TCPconnection
requestobject
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delivered
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Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
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12min
222min
222min
2
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S
OS
Okk
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k
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k
Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
1log2
RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
101214161820
28Kbps
100Kbps
1Mbps
10Mbps
non-persistent
persistent
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Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
Capa Transporte 3-24
0
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100Kbps
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non-persistent
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Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
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Capa Transporte 3-20
Modelo del retardo en TCP (3)
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de luego inactivo tiempo2 1
R
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recibos de acuses recibe eacutel que hasta
segmentosenviar a comienzaservidor el que desde tiempoRTTR
S
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r transmitipara tiempo2 1
R
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RTT
initia te TCPconnection
requestobject
first w indow= S R
second w indow= 2SR
third w indow= 4SR
fourth w indow= 8SR
com pletetransm issionobject
delivered
tim e atc lient
tim e atserver
Capa Transporte 3-21
Modelo del retardo en TCP (4)
)1(log
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Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
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RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
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2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
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Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
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Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)RTT = 100 msec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
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Tiempo de Respuesta HTTP (in segundos)
RTT =1 sec O = 5 Kbytes M=10 y X=5
Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
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Modelo del retardo en TCP (4)
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Caacutelculo de Q nuacutemero de veces de inactividad para tamantildeo de objetoes similar (ejercicio)
Recordar K = nuacutemero de ventanas que cubren el objeto
iquestCoacutemo calculamos K
1
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RS
RTTQ
Capa Transporte 3-22
Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
imaacutegenes Tiempo de respuesta = (M+1)OR + 3RTT + suma de
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Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
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Capa Transporte 3-23
02468
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Capa Transporte 3-24
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Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
Capa Transporte 3-25
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 de la red (capas aplicacioacuten y transporte)
Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
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Modelo de HTTP Asumamos que una paacutegina WEB consiste de
1 paacutegina HTML base (de tamantildeo O bits) M imaacutegenes (cada una de tamantildeo O bits)
HTTP no-persistente M+1 conexiones TCP en serie Tiempo de Respuesta = (M+1)OR + (M+1)2RTT +
suma de tiempos inactivos HTTP Persistente
2 RTT para requerir y recibir archivo HTML base 1 RTT para requerir e iniciar la recepcioacuten de M
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tiempos inactivos HTTP No-persistente con X conexiones paralelas
Supongamos MX entero 1 conexioacuten TCP para archivo base MX imaacutegenes por conexioacuten paralela Tiempo Respuesta = (M+1)OR + (MX + 1)2RTT +
suma de tiempo inactivo
Capa Transporte 3-23
02468
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Para bajo ancho de banda tiempos de conexioacuten y respuesta son dominados por tiempo de transmisioacuten
Conexiones persistentes soacutelo dan mejora menor sobre conexiones paralelas
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Para RTT grandes tiempo de respuesta es dominado por establecimiento de TCPy retardos de slow start Conexiones persistentes ahora hacen una mejora importante particularmente en redes de alto producto retardobandwidth
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datos Control de flujo Control de congestioacuten
Uso e implementacioacuten en Internet UDP TCP
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Nos internaremos en el centro de la red ldquonetwork corerdquo
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