Controllo di congestione

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1 Controllo di congestione CONGESTIONE - troppi pacchetti persi (buffer overflow ai router) - lunghi ritardi (lunghe code nei router) La congestione avviene quando il numero di pacchetti trasmessi (immessi nella rete) comincia ad approssimare la capacità di trattamento di pacchetti da parte della rete stessa Quando l'utilizzazione delle linee in ingresso ai nodi supera l'80%, e/o quando la velocità con cui arrivano i pacchetti eccede la velocità con cui possono essere trasmessi, la lunghezza delle code cresce in modo allarmante Congestione: troppe sorgenti che inviano troppi dati troppo rapidamente perchè la rete riesca a trattarli Il controllo della congestione può essere considerato come l'uso efficiente della rete ad alto carico Differente da controllo di flusso! Manifestazioni: - pacchetti persi (buffer overflow ai router) - lunghi ritardi (code nei router)

2 Prestazioni ideali Il caso ideale assume buffer di lunghezza infinita ed assenza di overhead per controllo di congestione Prestazioni in pratica buffer di lunghezza finita Punto A: alcuni nodi possono sperimentare congestione severa; inoltre messaggi di routing per evitare aree congestionate Punto B: molti più nodi in congestione severa (buffer pieni); ritrasmissioni per pacchetti con ACK in ritardo Throughput normalizzato Throughput normalizzato Carico normalizzato Congest. moderata A B.0 Carico normalizzato Congestione severa - Throughput normalizzato: throughput attraverso la rete, cioè il numero di pacchetti consegnati agli end system di destinazione, normalizzato al throughput teorico massimo della rete - Carico normalizzato: carico offerto, cioè numero di pacchetti trasmessi dagli end system sorgente, normalizzato al throughput teorico massimo della rete APPROCCI AL CONTROLLO DI CONGESTIONE Due approcci di larga massima: Controllo di congestione end-to-end: assenza di un feedback esplicito dalla rete congestione dedotta dalle perdite e dai ritardi osservati dal sender approccio seguito dal TCP Controllo di congestione assistito dalla rete: i router forniscono feedback agli end system singolo bit indicante congestione velocità esplicita a cui il sender dovrebbe trasmettere 2

3 MECCANISMI DI CONTROLLO DELLA CONGESTIONE Backpressure: può essere usata solo in reti che permettono controllo di flusso Implicito (delay,scarto) hop-by-hop (X.25 si; Frame Relay, ATM, IP no) policing backpressure Choke packet: pacchetto di controllo Choke packet source trasmesso direttamente alla sorgente (es. source quench in ICMP Internet Esplicito (binario,credito,velocità) Control Message Protocol) Segnalazione implicita: uso di controllo di flusso end-to-end (cioè a livello di trasporto, come in TCP, o di data link LAPF control in Frame Relay), basato sul riconoscimento di ritardi aumentati e perdite di pacchetti da parte dell'end system sorgente Segnalazione esplicita: la rete avverte gli end system di congestione crescente e gli end system riducono il carico; opera su reti orientate alla connessione Backward Forward (invio di eco alla sorgente o controllo di flusso ad uno strato superiore (TCP)): alterazione di bit in pacchetti dati o invio di pacchetti di controllo separati Binary, Basato su credito, Basato su velocità destination Controllo di congestione in TCP 3

4 Comportamento self-clocking del TCP La velocità a cui un entità TCP può trasmettere è determinata dalla velocità degli Ack di precedenti segmenti, in arrivo con nuovo credito: La velocità di arrivo degli Ack è determinata dai colli di bottiglia lungo il percorso di andata e ritorno tra la sorgente e la destinazione Il collo di bottiglia può essere la destinazione o Internet (congestione): il sender non può dire quale è dei due Gli ACK funzionano da segnali regolatori Nello stato stazionario, dopo un burst iniziale, la velocità dei segmenti trasmessi del sender è uguale a quella di arrivo degli ACK Così la velocità dei segmenti dal sender è uguale a quella del link più lento lungo il cammino In questo modo, il TCP sente automaticamente il collo di bottiglia e regola il suo flusso di conseguenza (comportamento self-clocking del TCP) Sorgente Segmenti di dati Segmenti di ACK Destinazione Sorgente Segmenti di dati Segmenti di ACK Destinazione Flusso determinato da congestione della rete Pr=Pb e quindi Ar=Pr=Pb, Ab=Ar=Pb, As=Ab=Pb, ed infine Ps=As=Pb Flusso determinato dal sistema di destinazione L'uso di GBN o SR per il recupero da errori/perdite fornisce automaticamente una forma piuttosto efficace di controllo di congestione Se la congestione monta ed aumentano i ritardi, gli ACK sono emessi in ritardo ed il sender viene rallentato La combinazione di ACK con il controllo di flusso ha però un Inconveniente: il posporre l'invio di ACK per controllo di flusso può causare anche ritrasmissioni non necessarie dovute a timeout Soluzione: Disaccoppiare gli ACK dalla concessione del permesso di invio di ulteriori unità di dati (il receiver, infatti, manda due numeri, Acknowledgement Number AN e Receiver Window W, come feedback al sender!) Supponiamo che Acknowledgement contenga AN = i, W = j: Gli ottetti sino al Sequence Number SN = i - sono acknowledged E accordato il permesso di inviare W = j altri ottetti, cioè gli ottetti da i sino a i + j - L allocazione di credito è flessibile Supponiamo che l ultimo messaggio inviato conteneva AN = i, W = j Per aumentare il credito a k (k > j) quando non ci sono nuovi dati, inviare AN = i, W = k Per limitarsi al solo riscontro di un segmento contenente m ottetti (m < j), senza concedere nuovo credito, inviare AN = i + m, W = j - m 4

5 Gestione del timer di ritrasmissione La definizione dei parametri per il controllo di flusso e di errore istante per istante (timeout e dimensione della window), unitamente alle politiche di ritrasmissione, possono avere effetti notevoli sull insorgere della congestione, come anche sulla prevenzione ed il ripristino dalla congestione stessa. Sono state così sviluppate delle tecniche di gestione del timer di ritrasmissione e della window di trasmissione finalizzate al controllo di congestione Come fissare un valore (statico) per il Retransmission Timeout RTO in TCP? troppo corto: timeout prematuri, ritrasmissioni non necessarie troppo lungo: reazione lenta a perdite di segmenti ancora peggio: RTT ha notevoli fluttuazioni Si può tentare di stimare il valore corrente del RTT e fissare il valore (dinamico) per RTO leggermente più grande del RTT stimato Come stimare RTT? SampleRTT: tempo misurato dalla trasmissione del segmento sino alla ricezione dell' ACK si ignorano le ritrasmissioni ed i segmenti con ACK cumulativi SampleRTT varia notevolmente, si vuole un RTT stimato che sia smoother Si usano diverse misurazioni recenti, non soltanto il SampleRTT corrente, e si fa la media Se si considera, però, soltanto la media di SampleRTT, si genereranno ancora molti timeout a causa delle notevoli variazioni della rete: bisogna tener conto anche della varianza 3 cause di alta varianza in RTT Se la velocità dei dati è relativamente bassa, allora il ritardo di trasmissione sarà relativamente grande, con varianza più grande a causa della varianza nelle dimensioni dei pacchetti Il carico può cambiare bruscamente a causa di altre sorgenti I receiver possono non riscontrare i segmenti immediatamente Media aritmetica: Se RTT(i) è il SampleRTT per l i-esimo segmento trasmesso, allora la media aritmetica ARTT (k+), o Average RTT, di RTT (i) per i primi k+ segmenti è: ( + ) = k + ARTT k RTT ( i) k + i = k = ARTT ( k) + RTT ( k + ) k + k + Con questa formulazione, non è necessario ricalcolare l intera sommatoria ogni volta Si noti che a ciascun termine nella sommatoria è dato un ugual peso /(k+) Media esponenziale: Si vorrebbe dare più peso ai SampleRTT più recenti Si può ottenere una stima smoothed SRTT (k+) di RTT, usando la media esponenziale: SRTT (k+ ) = ( x) SRTT (k) + x RTT (k + ) (x < ) = x RTT (k + ) + x ( x) RTT (k) + x ( x) 2 RTT (k -) + + x ( x) k RTT () L'influenza di un dato sample diminuisce in modo esponenziale rispetto alla distanza dal sample corrente Tipico valore di x: x=0.5 x= Età di osservazione Valore dei coefficienti 5

6 Algoritmo di Jacobson Stima della media di RTT SRTT (k+) = (-x) SRTT (k) + x RTT (k+) Stima della varianza di RTT = stima della deviazione media SDEV (k+) = (-h) SDEV (k) + h RTT (k+) SRTT (k) Retransmission timeout RTO (k+) = SRTT (k+) + MAX [G, f SDEV(k+)], dove G è la granuralità del clock Valori usati dalla maggior parte delle implementazioni: x = 0.25, h = 0.25, f = 4 Algoritmo di Karn Se un ack è ricevuto per un segmento ritrasmesso, ci sono 2 possibilità:. Ack è per la prima trasmissione 2. Ack è per la seconda trasmissione La sorgente TCP non può distinguere i 2 casi Nessun modo valido per calcolare RTT: dalla prima trasmissione all ack, o dalla seconda trasmissione all ack? Usare l'algoritmo di Jacobson per il calcolo di RTO sino a quando non avviene una ritrasmissione Fare backoff ad ogni ritrasmissione: RTO = 2 RTO Riprendere l'algoritmo di Jacobson quando finiscono le ritrasmissioni, cioè quando viene ricevuto un ACK di un segmento non ritrasmesso Gestione della window Receiver Window RcvWin : anche nota come Advertised Window, usata dal receiver per informare circa lo spazio disponibile di buffer Congestion Window CongWin : il suo valore dipende dalla congestione di rete così come è percepita dal sender TCP La window del sender è min (CongWin, RcvWin) Provare per conoscere la bandwidth utilizzabile: idealmente: arrivare a trasmettere il più velocemente possibile (cioè CongWin la più grande possibile) senza avere perdite. Per questo: partire da una CongWin piccola ed aumentarla sino a che non si hanno perdite (congestione) appena si hanno perdite: diminuire CongWin, quindi ricominciare a provare (aumentandola) Due fasi slow start congestion avoidance Variabili importanti: CongWin Threshold: definisce la soglia tra la fase di slow start e la fase di congestion avoidance 6

7 SLOWSTART Slowstart Host A Host B RTT crescita esponenziale (rispetto a RTT, non rispetto all arrivo degli ACK!) in window size (non così lento!) evento di perdita: timeout (Tahoe TCP) e/o tre ACK duplicati (Reno TCP) time CONGESTION AVOIDANCE Congestion avoidance Congestion avoidance Slow start ( ): TCP Reno effettua la fase di slowstart soltanto ai timeout, mentre la salta (fast recovery) se la perdita è attribuita all arrivo di tre ACK duplicati Round-trip times La crescita della window è esponenziale nella fase di slow start, mentre è lineare in quella di congestion avoidance. Si noti che in ascisse ci sono RTT e non arrivi di ACK. 7

8 FAST RETRANSMIT E FAST RECOVERY TCP sender: Un ACK duplicato è causato da un segmento perso o soltanto da un segmento fuori ordine? Se il TCP sender riceve tre ACK duplicati, assume questo come una indicazione che il segmento seguente il segmento riscontrato è stato perso TCP esegue fast retransmit di un segmento perso prima che il suo timer scada e comincia la fase di slow start (TCP Tahoe) TCP Reno (de facto TCP) impiega anche un meccanismo di fast recovery che essenzialmente salta la fase di slow start dopo una fast retransmission (la congestione dopo tutto è moderata se sono ritornati ACK multipli!!) AIMD: additive increase, multiplicative decrease aumenta la window di ad ogni RTT diminuisce la window di un fattore 2 quando ci sono perdite desunte dall arrivo di tre duplicati TCP Tahoe Inizializzazione: cwnd (MSS); Threshold 8 (MSS) State Slow Start; Case of: ACK ricevuto in Slow Start: cwnd cwnd +; /* crescita esponenziale di cwnd rispetto ad RTT*/ If cwnd > Threshold Then State= Congestion Avoidance; ACK ricevuto in Congestion Avoidance: If # Acks ricevuti = cwnd Then cwnd cwnd +; /* crescita lineare di cwnd */ Timeout: Threshold cwnd/2; cwnd ; State Slow Start; Round-trip times 8

9 TCP Reno,+.+ ssthresh ssthresh ssthresh ssthresh! #" $ % " &# ' ( " ' $ ) * $ '& & '( " ' $ ) * $ '& & '( " ' $ ) * $ '& #! #" $ % " & '( " ' $ ) * $ '& TD: Triple duplicate acknowledgements TO: Timeout EQUITA Obiettivo di equità: se N sessioni TCP condividono lo stesso bottleneck link, ciascuna dovrebbe ottenere /N della capacità del link EQUITA IN TCP Due sessioni in competizione additive increase: pendenza di (W, e quindi il throughput, crescono linearmente per entrambe le connessioni) multiplicative decrease: linee che passano per l'origine (W, e quindi il throughput, si dimezzano per entrambe le connessioni) il traffico UDP non è soggetto al controllo di congestione TCP; alcune sorgenti UDP (es. telefonia IP) possono abusare di questo privilegio per forzare conessionetcp connessione TCP 2 bottleneck router capacità R buffer overflow e così slow start su connessioni TCP (esse sono TCP unfriendly!) applicazioni multicast usano UDP; anch'esse sono TCP unfriendly alcune applicazioni (es. HTTP) possono aprire diverse sessioni TCP in parallelo, ottenendo così un vantaggio non equo R Throughput connessione 2 Linea di piena utilizzazione di banda Throughput connessione Uguale condivisione di banda R 9

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