TCP-reno

В TCP-reno [17, 1990г] при нормальной ситуации размер окна меняется циклически. Размер окна увеличивается до тех пор, пока не произойдет потеря сегмента. TCP-reno имеет две фазы изменения размера окна: фаза медленного старта и фаза избежания перегрузки. При получении отправителем подтверждения доставки в момент времени t + t_A [сек], текущее значение размера окна перегрузки cwnd(t) преобразуется в cwnd(t + t_A) согласно (1):

(1)

где ssth(t) [пакетов] - значение порога, при котором TCP переходит из фазы медленного старта в фазу исключения перегрузки. Когда в результате таймаута детектируется потеря пакета значения cwnd(t) и ssth(t) обновляются следующим образом:

cwnd(t)=1; ssth(t)=(cwnd(t))/2;

С другой стороны, когда TCP детектирует потерю пакета согласно алгоритму быстрой повторной передачи, cwnd(t) и ssth(t) обновляются иначе:

ssth(t) = (cwnd(t))/2; cwnd(t)= ssth(t);

TCP-reno после этого переходит в фазу быстрого восстановления. В этой фазе размер окна увеличивается на один пакет, когда получается дублированное подтверждение. С другой стороны, cwnd(t) делается равным ssth(t), когда приходит не дублированный отклик для пакета, посланного повторно. В случае таймаута ssth(t)= (cwnd(t))/2; cwnd=1 (смотри описание алгоритма TCP-Tahoe).

Результаты моделирования показывают, что каждое соединение обычно теряет около двух пакетов в каждом эпизоде перегрузки. Потери случаются, когда буфер полон и одно соединение увеличивает размер окна на единицу. Когда ячейки из этого нового пакета приходит в буфер, они обычно вызывают потерю ячеек, принадлежащих двум пакетам (конец пакета, пришедшего из другого соединения, и начала следующего). Итак, в среднем следует ожидать потерю трех пакетов на одно столкновение. В нашем примере двух соединений с RTT 40 мсек и 80 мсек, раз буфер полон и произошло столкновение, эпизод перегрузки длится 40 мсек. За время этого периода 80 мсек соединение увеличивает свое окно грубо 50% времени. То есть среднее число потерянных пакетов из-за этого увеличивается в 1.5 раза. Следовательно, всего 4.5 пакетов, или 2.25 пакетов на соединение теряется в среднем на один эпизод перегрузки.

TCP Vegas

TCP-Vegas [9, 1994г] контролирует размер окна путем мониторирования отправителем RTT для пакетов, посланных ранее. Если обнаруживается увеличение RTT, система узнает, что сеть приближается к перегрузке и сокращает ширину окна. Если RTT уменьшается, отправитель определит, что сеть преодолела перегрузку, и увеличит размер окна. Следовательно, размер окна в идеальной ситуации будет стремиться к требуемому значению. В частности на фазе исключения перегрузки, размер окна будет равен

(2)

где rtt[сек] зарегистрированное RTT, base_rtt[сек] наименьшее встретившееся в данном цикле RTT, а a и b - некоторые константы (смотри также [3]). Эта модификация ТСР требует высокого разрешения таймера отправителя. t - текущий момент времени.

TCP-Tahoe

Алгоритм TCP-Tahoe является наиболее старым и широко распространенным [16]. Этот алгоритм был сформулирован Джакобсоном в 1988 году, некоторые коррекции были внесены в него позднее.

Если буфер переполнен, какое-то число сегментов будет потеряно. При этом может быть запущено несколько сценариев. Основной вариант - медленный старт, запускается в рамках классического алгоритма ТСР-Tahoe при потере сегмента и сопряженным с ним таймаутом (RTO) у отправителя, так как отправитель не получит сигнала подтверждения ACK для потерянного сегмента. Медленный старт предполагает установку окна перегрузки (CWND) равным 1, а порога медленного старта (ssthresh) равным половине значения CWND, при котором произошел таймаут. Сокращение CWND до единицы происходит потому, что отправитель не имеет никакой информации о состоянии сети. Далее после каждого подтверждения CWND_i+1 = CWND_i+1. Эта формула работает до тех пор, пока CWND не станет равным ssthresh. После этого рост CWND становится линейным (смотри формулу 1). Смысл этого алгоритма заключается в удержании значения CWND в области максимально возможных значений. По существу эта оптимизация осуществляется с помощью потери пакетов. Если потери пакетов не происходит, значение CWND достигает значения window по умолчанию, задаваемого при конфигурации ТСР-драйвера. На рис. 2 показана эволюция CWND при потере пакетов.

Рис. 2.

Значение таймаута вычисляется по формуле:

где s - средне-квадратичное отклонение среднего значения RTT.

Потерянный пакет и все, посланные после него, пакеты (вне зависимости оттого, подтверждено их получение или нет) пересылаются повторно. При большой вероятности потери это существенно понижает пропускную способность и увеличивает и без того высокую загрузку канала.

Использование стартового значения CWND>1 может увеличить эффективность виртуального ТСР-канала. Стартовое значение CWND = 2*MSS представляется вполне разумным. Понятно, что в критических ситуациях CWND=1 должно быть непременно разрешено. На рис. 3 показана эволюция CWND (результат моделирования [3]) при двух последовательных медленных стартах (один из них может быть вызван случайной потерей сегмента). Отсюда видно, что случайные потери сильно понижают пропускную способность канала.

Рис. 3. Эволюция cwnd при двух медленных стартах

(T. V. Lakshman, Upamanyu Madhow, “The performance of TCP/IP for networks with high bandwidth-delay products and random loss”, IEEE/ACM Trans. Networking, V5, N3, p.336-350, June 1997)

TCP Westwood

Среди множества предлагаемых моделей реализации ТСР можно выделит еще одну - TCPW (TCP Westwood). Эта модель позволяет достичь большей эффективности использования канала. В этой модификации протокола используется новый алгоритм управления окном перегрузки, основанный на оценке потока данных (RE - Rate Estimation) и текущего значения полосы пропускания. На основе этих оценок производится вычисление cwin и ssthresh. Для больших произведений полоcы на RTT этот алгоритм может дать лучший результат, чем NewReno.

где seg_size идентифицирует длину ТСР-сегмента в битах, а DUPACK -задублированное подтверждение, BE - (bandwidth estimation) оценка полосы. Заметим, что после получения n DUPACK следует повторная пересылка потерянных сегментов, как это делается в стандартном режиме быстрой повторной пересылке ТСР Reno. Окно ростет после установление его ширины равной ssthresh согласно правилам алгоритма быстрой повторной пересылки (cwin=cwin+1 при получении каждого ACK и делается равным ssthresh при получении ACK для новых данных). Следовательно, когда получено n DUPACK, мы достигли предела пропускной способности сети. window = BE × RTT_min.

Переход к фазе исключения перегрузки связан с плавным поиском доступного значения полосы пропускания канала. Значение RTT_min равно наименьшему значению измеренному протоколом ТСР. Заметим, что после установления ssthresh значение ширины окна перегрузки делается равным порогу медленного старта, только если cwin > ssthresh. В протоколе TCPW для оценки BE используются ACK. Для этого регистрируется частота ACK и измеряется объем данных, доставленных в единицу времени. b_k=d_k/Dt_k; Dt_k = t_k-t_k-1, где t_k время прихода k-го ACK отправителю, d_k - длина подтвержденного сегмента.

В случае, когда потеря пакета индицируется истечением времени таймаута, значения cwin и sstresh устанавливаются согласно:

В случае использования комбинированного алгоритма CRB (Combined RE/BE), где применен более сложный алгоритм оценки загрузки и доступной полосы пропускания, присвоение значений cwin и ssthresh производится согласно следующим соотношениям: (вариант потери с индикацией посредством присылки 3 DUPACK)

В случае, когда потеря пакета индицируется по таймауту, значения cwin и ssthresh вычисляются следующим образом.

Заметим также, что объекты, вовлеченные в соединения, оказываются в определенной мере синхронизованными. Это связано с тем, что когда происходит любое столкновение, сопряженное с увеличением ширины окна, когда буфер полон, все приходящие ячейки, принадлежащие пакетам, отбрасываются. В предположении о постоянной готовности отправителя к передаче и о том, что временной разброс ячеек не превосходит время пересылки пакета во входном канале, все соединения будут передавать ячейки в течение времени транспортировки пакетов вовлеченных в столкновение. Следовательно, все соединения теряют пакеты и сокращают вдвое ширину окна в пределах RTT.

Помимо таймаута, в протоколе TCP предусмотрена еще одна возможность уведомления отправителя о потере сегмента. Получатель, контролируя номера приходящих сегментов и обнаружив потерю, может начать посылать двойные ACK для пакетов, следующих за потерянным сегментом. Приход таких дублированных ACK позволяет разрешить проблему до истечения времени таймаута RTO (смотри описание алгоритма TCP-reno). Понятно, что для последнего сегмента в сообщении этот метод не работает и остается только таймаут. Получения двойного ACK не является надежным сигналом потери пакета. Двойные ACK возникают и при смене маршрута обмена. По этой причине сигналом потери считается получение трех ACK пакетов подряд (сигнал быстрой повторной посылки сегмента - fast retransmit). В этом режиме при потере одиночного пакета (Fast Recovery) CWND устанавливается на три сегмента больше, чем значение ssthresh. После получения сигнала ACK значение CWND становится равным ssthresh с дальнейшим линейным увеличением. Здесь приход очередного ACK увеличивает CWND на (MSS*MSS)/CWND. Область линейного увеличения CWND часто называется режимом исключения перегрузки (congestion avoidance) или AIMD (Additive Increase, Multiple Decrease).

На пути сегмента может повстречаться перегруженный переключатель (L2), который поддерживает алгоритм “обратного давления”. Такой сетевой прибор при переполнении его буферов пошлет отправителю уведомление о перегрузке в виде пакета ICMP(4). В ответ на такой сигнал отправитель должен понизить скорость передачи пакетов в два раза. Следует иметь в виду, что такое событие слабо коррелированно с процессами ТСР-обмена и определяется условиями, складывающимися в независимых соседних каналах. Характер реакции на ICMP(4) определяется конкретными особенностями ТСР-драйвера отправителя.

Вспомним, что помимо управления перегрузкой со стороны отправителя в ТСР предусмотрен механизм управления со стороны получателя. Получатель в отклике АСК посылает значение параметра window, которое определяет число сегментов, которое готов принять получатель. Механизм управления скользящим окном особенно важен при работе в сетях с большой величиной RTT (например, в случае спутниковых каналов). При этом размер буфера при заданной полосе пропускания канала B и времени задержке t должен равняться Bt /T, где t - время обслуживания пакета, а T = t + t. Канал можно рассматривать как трубу, которая при работе всегда должна быть заполнена. Емкость этой трубы определяется величиной cwnd. Максимально возможная емкость такой трубы V_t в стационарном режиме равна V_t = T/t + B = t /t +B +1. При этом буфер будет полностью заполнен и Т/t пакетов находится в пути. В алгоритме TCP-Tahoe после потери сегмента ssthresh = V_t/2. Понятно, что когда cwnd становится равным V_t, происходит переполнение буфера и потеря пакета. Задача управления перегрузкой виртуального канала является классической проблемой теории массового обслуживания. Аналитическое рассмотрение проблемы и результаты моделирования можно найти в [3].

Одна из существенных трудностей оптимизации виртуального соединения ТСР связана с тем, что между участниками обмена может находиться неизвестное число сетевых устройств, загрузка которых может варьироваться произвольным образом, а управление находится в компетенции внешних сетевых администраторов.

Поиски решения оптимизации ТСР-каналов можно вести по двум направлениям. Модифицировать сам ТСР-протокол, адаптируя его для новых условий и требований, или изменять сетевую среду, делая ее более дружественной по отношению к ТСР. Любое изменение ТСР-протокола должно обеспечить обратную совместимость, чтобы миллионы “старых” программ могли по-прежнему работать в этой среде. А это в свою очередь предполагает некоторый диалог при установлении виртуального соединения, который бы позволял выяснить, какими версиями ТСР обладают будущие партнеры. Причем сессии с модернизированным ТСР должны уживаться со старыми на всех уровнях. Совокупность этих соображений удерживала до сих пор Интернет общественность от радикальных модификаций протокола ТСР.

Одним из подходов, который используется весьма широко, является переход, там, где возможно, на протокол UDP.

Другой возможностью является привлечение вместо ТСР протокола T/TCP (TCP for Transactions), который улучшает эксплуатационные характеристики виртуального канала в случае коротких транзакций. T/TCP помещает данные запроса и флаг завершения FIN в начальный SYN-сегмент. Это может интерпретироваться, как попытка открыть сессию, передать данные, и закрыть сессию со стороны отправителя. Если сервер воспринимает такой формат, он откликнется одним пакетом, содержащим SYN-отклик, ACK на полученные данные и закрывающий сессию флаг FIN. Для окончательного завершения сессии клиент должен послать серверу сегмент с флагами ACK и FIN. К сожалению, внедрение T/TCP предполагает модификацию программного обеспечения, как сервера, так и клиента. По этой причине протокол T/TCP не получает широкого распространения. Кроме того, он достаточно уязвим с точки зрения безопасности.

Бесспорные преимущества при потере нескольких сегментов за один период RTT предлагает алгоритм выборочного подтверждения SACK (Selective Acknowledgement). Понятно, что следует избегать повторной пересылки благополучно доставленных пакетов (как это делается, например, в протоколе XTP).

Дополнительные проблемы возникают при реализации ТСР через спутниковые каналы, где RTT превышает 250 мсек, да и BER оставляет желать лучшего. При таких значениях RTT время преодоления ситуации перегрузки может занимать много циклов RTT и достигать десятка секунд. Короткие ТСР-сессии для таких каналов крайне неэффективны (не успеет система поднять значение CWND до приемлемого размера, а уже все данные переданы). Частично это может компенсироваться за счет реализации большого числа ТСР-сессий параллельно.

Хотя ТСР использует соединение точка-точка, имеется возможность попытаться улучшить рабочие характеристики канала, оптимизируя алгоритм управления очередями. Одним из возможных подходов является алгоритм RED (Random Early Detection). RED позволяет маршрутизатору отбрасывать пакеты, даже когда в очереди еще имеется место.

Алгоритм RED использует взвешенное значение длины очереди в качестве фактора, определяющего вероятность отбрасывания пакета. По мере роста средней длины очереди растет вероятность отбрасывания пакетов. Если средняя длина очереди меньше определенного порога вероятность отбрасывания пакета равна нулю. Небольшие кластеры пакетов могут успешно пройти через фильтр RED. Более крупные кластеры могут понести потери. Это приводит к тому, что ТСР-сессии с большими открытыми окнами имеют большую вероятность отбрасывания пакетов. Главной целью алгоритма RED является исключение ситуация, когда несколько ТСР-потоков перегружаются почти одновременно и затем синхронно начинают процедуру восстановления. Интересное предложение относительно выборочного (приоритетного) отбрасывания пакетов содержится в работе [36] в отношении мультимедиа потоков.

Алгоритм RED позволяет организовать очереди таким образом, что их размер отслеживает осцилляции величины RTT. RED пытается увеличить число коротких перегрузок и избежать долгих. Задача RED заключается в том, чтобы сообщить отправителю о возможности перегрузки, и отправитель должен адаптироваться к этой ситуации.

Существует модификация алгоритма обработки очередей WRED (Weighted Random Early Detection), широко используемая в маршрутизаторах. Этот алгоритм применяется и при реализации DiffServ и гарантированной переадресации (AF), когда решение об обработке пакета принимается в каждом транзитном узле независимо (PHB). При этом может учитываться код DSCP IP-заголовка.

Алгоритм WRED удобен для адаптивного трафика, который формируется протоколом ТСР, так как здесь потеря пакетов приводит к снижению темпа их посылки отправителем. Алгоритм WRED приcваивает пакетам не IP типа нулевой приоритет, повышая вероятность потери таких пакетов. Имеется возможность конфигурации WRED и WFQ для одного и того же интерфейса.

WRED полезен для любого выходного интерфейса, где ожидается перегрузка. Когда приходит пакет, вычисляется среднее значение длины очереди. Если вычисленное значение меньше минимального порога очереди, приходящий пакет ставится в очередь. Если вычисленное значение лежит между минимальным порогом очереди для данного типа трафика и максимальным порогом для интерфейса, пакет ставится в очередь или отбрасывается в зависимости от вероятности отброса, установленной для данного типа трафика. И, наконец, если размер очереди больше максимального порога, пакет отбрасывается.

Рис. 4.

WRED статистически отбрасывает больше пакетов для сессий с большими потоками. По этой причине ТСР-отправители больших потоков будут вынуждены в большей степени понизить поток, чем отправители малого трафика.

Ни АТМ-интерфейсы маршрутизаторов, ни АТМ-коммутаторы не предоставляют гарантий QoS для UBR виртуальных каналов. Маршрутизатор CISCO может специфицировать только пиковую скорость передачи (PCR) для UBR-канала.

Маршрутизатор автоматически определяет параметры, которые нужно использовать в вычислениях WRED. Среднее значение длины очереди определяется на основе предыдущего значения и текущего размера очереди, согласно:

Среднее = (old_evarage × (1-2^-n)) + (current_queue_size × 2^-n),

где n - экспоненциальный весовой фактор, конфигурируемый пользователем.

Большое значение этого фактора сглаживает пики и провалы значения длины очереди. Средняя длина очереди не будет меняться быстро. Процесс WRED не сразу начнет отбрасывать пакеты при перегрузке, зато продолжит отбрасывание даже когда перегрузки уже нет (очередь уже сократилась ниже минимального порога). Когда n становится слишком большим, WRED не будет реагировать на перегрузку. Пакеты будут посылаться или отбрасываться так, как если бы WRED не работал.

Для малых значений n среднее значение длины очереди практически совпадает c текущей ее величиной, что вызывает значительные флуктуации среднего значения. В этом случае реакция WRED на превышение длины очереди становится практически мгновенной. Если значение n слишком мало, WRED чрезвычайно чувствителен к флуктуациям трафика, что может снижать пропускную способность.

Вероятность отбрасывания пакета зависит от минимального порога, максимального порога и маркерного деноминатора вероятности. Когда средняя длина очереди выше минимального порога, RED начинает отбрасывать пакеты. Частота отбрасываний увеличивается линейно по мере роста длины очереди до тех пор, пока размер очереди не достигнет максимального порога.

Маркерный деноминатор вероятности равен доле теряемых пакетов, когда средняя длина очереди равна максимальному порогу. Например, если деноминатор равен 512, один из 512 пакетов отбрасывается, когда средняя дина очереди достигает максимального порога (см. рис. ниже). Когда длина очереди превышает максимальный порог, отбрасываются все пакеты. Минимальный порог следует выбрать достаточно высоким, чтобы максимизировать использование канала.

Рис. 5.

Разница между максимальным и минимальным порогом должна быть достаточно велика, чтобы избежать глобальной синхронизации ТСР агентов (синхронное изменение CWND).

В качестве альтернативы можно рассмотреть ситуацию, когда маршрутизатор осуществляет пометку пакетов с помощью бита-флага СЕ (Congestion Experienced). Отправитель должен реагировать на этот флаг так, как если бы произошла потеря пакета. Этот механизм, называемый ECN (Explicit Congestion Notification), использует двух битную схему оповещения, занимая биты 6 и 7 в поле ToS заголовка IPv4 (или два неиспользуемые бита в поле IP Differentiated Services). Бит 6 устанавливается отправителем с целью индикации того, что эта система совместима с ECN (бит ECN). Бит 7 является СЕ-битом и устанавливается маршрутизатором, когда размер очереди превышает заданное при конфигурации значение. ECN-алгоритм реализует в маршрутизаторе RED. Когда какой-то пакет выбран, он помечается битом СЕ, если в нем установлен бит ECN, в противном случае пакет отбрасывается.

Заметим, что механизмы управления очередями во многих случаях не будут работать, так как перегрузка происходит в сетевом устройстве (например, L2), которым вы управлять не можете.

Исходный диалог установления соединения ТСР при реализации данного алгоритма предполагает добавление возможности ECN-эха и CWR (Congestion Window Reduced) для уведомления партнера о возможности работы с СЕ-битом. Отправитель устанавливает бит ECN во всех посылаемых пакетах. Если отправитель получит ТСР-сегмент с флагом ECN-эхо, он должен подстроить ширину CWND в соответствии с алгоритмом быстрого восстановления при потере одиночного пакета. Следующий посланный пакет должен иметь TCP CWR-флаг, оповещающий получателя о его реакции на перегрузку. Отправитель реагирует подобным образом, по крайней мере, один раз за время RTT. Далее ТСР-пакеты с установленным флагом ECN не вызывают никакой реакции в пределах интервала RTT. Получатель устанавливает ECN-флаг во всех пакетах, когда он получает пакет с установленным битом СЕ. Это продолжается до тех пор, пока он не получит пакет с флагом CWR, указывающим на реакцию отправителя на перегрузку. ECN-флаг устанавливается только в пакетах, которые содержат поле данных. Пакеты ТСР ACK, которые не имеют поля данных, должны содержать флаг ECN=0.

Соединение не должно ждать получения трех ACK, чтобы детектировать перегрузку. Вместо этого получатель уведомляется о зарождающейся ситуации перегрузки путем установления соответствующего бита, который в свою очередь вызывает соответствующий отклик. Широкое использование ECN в ближайшее время не ожидается, во всяком случае, в контексте IPv4. По этой причине не принято никакого стандарта для позиционирования соответствующих бит в IP-заголовке.

ECN предоставляет некоторое улучшение эксплуатационных характеристик канала по сравнению со схемой RED, в частности для коротких ТСР-транзакций. Главной особенностью алгоритма ECN является необходимость изменения программ работы как маршрутизатора так и стека TCP/IP. Выгоды этого алгоритма могут стать заметными лишь при достаточно широком внедрении. Можно ожидать более быстрого по отношению ECN распространения алгоритма RED, так как он требует лишь локальной модификации программного обеспечения маршрутизатора.

Оптимизировать виртуальный канал можно, если отправитель и получатель имеют исчерпывающую информацию о состоянии партнера и самого канала. К сожалению такой информации обычно нет. Получатель, например, не знает, находится ли отправитель в режиме медленного старта, исключения перегрузки или проходит стадию восстановления после перегрузки.

Другим подходом управления перегрузкой является использование откликов ACK для контроля поведения отправителя. Предпосылкой для такого решения является то, что путь трафика симметричен и устройство, где происходит перегрузка, может идентифицировать пакеты ACK, двигающиеся в противоположном направлении. Для такого подхода имеется две альтернативы.

ACK Pacing (прореживание): Каждый кластер пакетов будет генерировать соответствующий кластер откликов ACK. Расстояние между этими откликами определяет частоту следования пакетов в кластере. Для систем с большими временами RTT размер кластера может оказаться ограничивающим скорость передачи фактором. Если вы можете замедлить скорость передачи, размер очереди в буфере может быть сокращен. Одним из подходов к снижению скорости передачи, является увеличение периода следования ACK на выходе транзитного маршрутизатора. Такой подход может оказаться эффективным для каналов с большими задержками. Этот механизм предполагает, информационные сегменты и отклики идут по тому же маршруту (но естественно в разных направлениях).

Манипуляция окном. Каждый пакет ACK несет в себе размер окна получателя. Такое окно определяет максимальный размер кластера, который может прислать отправитель. Манипулируя размером окна, можно регулировать скорость передачи.

Оба указанных механизма подразумевают достаточно широкие предположения о GW сети. Главное предположение заключается в том, что в точке GW потоки симметричны. Оба механизма подразумевают, что GW может кэшировать статусные данные для каждого из потоков, так что RTT текущего потока, текущее значение скорости передачи и размер окна получателя доступны контролеру услуг. Прореживание ACK предполагает также, что один ACK-отклик активен в любое время вдоль сетевого маршрута. Задержка ACK может привести к истечению времени таймаута у отправителя.

Если потеря из-за перегрузки происходит на ранней фазе медленного старта, в сети недостаточно пакетов, чтобы сгенерировать три дублированных ACK-отклика для запуска быстрой повторной пересылки и быстрого восстановления. Вместо этого отправитель должен подождать таймаута RTO (минимальное время равно одной секунде). Для коротких сессий длиной (6-7) RTT ~ нескольких миллисекунд издержки, связанные с потерей одного пакета слишком велики. Приблизительно 56% повторных передач осуществляется после таймаута RTO.

Возможным усовершенствованием данного алгоритма может быть механизм, называемый ограниченной передачей (Limited Transmit).

При реализации этого механизма налагаются два условия. Присланное получателем значение окна разрешает передачу данного сегмента, а часть данных остается за пределами окна перегрузки плюс порог двойного ACK, который используется для запуска быстрой повторной передачи. Второе условие предполагает, что отправитель может послать только два сегмента вне пределов CWND и делает это только в качестве отклика на удаления сегмента из сети.

Базовый принцип этой стратегии заключается в продолжении сигнального обмена между отправителем и получателем, несмотря на потерю пакета, увеличивающего вероятность того, что отправитель восстановится после потери, используя дублированные ACK и быстрый алгоритм восстановления и уменьшая шанс односекундного (или даже долее) восстановления после RTO.

Ограниченная передача уменьшает также возможность того, что процедуры восстановления приведут к новым потерям пакетов.

Иногда возникают ситуации, когда приложение воспринимает управляющие функции ТСР слишком лимитирующими. Это может происходить, например, при управлении общедоступными коммутирующими телефонными сетями через Интернет. В таком варианте не требуется обеспечение строгой последовательности пакетов (отсутствие перепутывания порядка). Кроме того, ограниченное число TCP-сокетов усложняет поддержку приложений, использующих несколько сетевых интерфейсов, да и сам протокол ТСР уязвим для ряда атак, например SYN-шторм. Решение такого типа проблем возможно с привлечением протокола SCTP (Stream Control Transmission Protocol).

Основным отличие между SCTP и TCP проявляется на фазе инициализации, когда партнеры SCTP обмениваются списком оконечных адресов (IP-адресов и номеров портов), которые ассоциируются с текущей сессией. Стартовая процедура SCTP также отличается от четырех ходового диалога. Здесь получатель не выделяет никаких ресурсов для соединения, что делает процедуру более устойчивой против атак типа SYN-шторма. Инициатор соединения может, в конце концов, откликнуться, послав COOKIE-ECHO, куда вкладывается порция данных. Таким образом, информационный обмен начинается уже на фазе формирования виртуального соединения. С этого момента сессия считается открытой.

Закрытие сессии SCTP также отличается от ТСР. В SCTP закрытие сессии с одной стороны означает опустошение очередей и прекращение посылки данных и с другой стороны. Здесь через одну и ту же ассоциацию транспортного уровня может осуществляться несколько обменов. Порядок сообщений в рамках одного обмена неукоснительно соблюдается. Каждый поток имеет однозначную идентификацию. Протокол SCTP поддерживает также доставку вне очереди, когда пакет помечается для немедленной доставки, и тогда он получает приоритет и будет доставлен раньше, чем это предписывалось его порядковым номером. Протокол SCTP требует предварительного выяснения значения MTU. предусмотрен в SCTP (как и в ТСР) и таймер повторных передач, запускаемый при посылке каждого сегмента. Получатель SCTP использует режим подтверждений SACK, реализуемый для каждого второго полученного сегмента. Если сообщение оказалось в зазоре между SACK, после трех таких откликов отправитель повторно посылает такое сообщение и сокращает вдвое CWND.

Использование обменов точка-мультиточка предполагает, что каждый оконечный адрес, ассоциированный с одной и той же ЭВМ, не обязательно использует один и тот же путь. По этому для каждой конечной точки периодически должна производится проверка осуществимости связи (процедура keepalive).

Идея совмещения состояния ТСР перегрузки для нескольких каналов применима и для смеси потоков с гарантией и без гарантии доставки, осуществляющих одновременно обмен между общими конечными пунктами. Именно такая схема мультиплексирования реализуется в модели менеджера перегрузки. Менеджер перегрузки представляет собой модуль оконечной системы, который позволяет набору одновременных потоков от ЭВМ к некоторой точке назначения совместно использовать общую систему управления перегрузкой.

Основной причиной для использования менеджера перегрузки послужило то, что наиболее критическим пунктом управления сетью является управление взаимодействием между ТСР потоками с контролем перегрузки и информационными UDP потоками. В крайних случаях такого взаимодействия каждый из классов трафика может отказывать в сервисе другому, оказывая достаточное давление на сетевые механизмы управления очередями и тем самым лишая этих ресурсов другой класс трафика. Ситуация достаточно типична, например для WEB-сервера, который может организовать несколько виртуальных соединений для одного клиента для разных классов трафика.

Реализация общей функции управления перегрузкой может базироваться на механизме отзыва (callback), когда приложение посылает запрос менеджеру перегрузки (МП). МП откликается посылкой отзыва и приложение после этого может послать информационный сегмент протокольному драйверу.

Другой поддерживаемый механизм МП называется синхронной передачей. Здесь МП предоставляет приложению данные о состоянии канала (пропускная способность, RTT и т.д.) и оно может осуществить запрос лишь, когда состояние сети изменится существенным образом (пороги по базовым параметрам задаются при конфигурации). Удаленная ЭВМ информирует МП о числе полученных и потерянных байтов, о результатах измерения RTT, полученных на уровне приложения. Приложение предоставляет информацию о причинах потерь (истечение таймаута, состояние транзитных сетей или отбрасывание на основе ECN-флагов).

В последнее время появилось достаточно много версий протокола “лучше чем ТСР”, большинство из них предлагаются в комплекте с WEB-сервером. Чаще всего это модифицированные версии ТСР. Например, за счет таймера более высокого разрешения, позволяющего реагировать более быстро на изменения в сети. Некоторые версии предлагают большее стартовое значение CWND или более быструю версию медленного старта, где размер окна не удваивается, а утраивается на каждом из шагов (за RTT). Сходные модификации могут быть использованы на фазе избежания перегрузки (линейный участок увеличения CWND). Все эти модификации вынуждают отправителя вести себя более агрессивно, увеличивая давления на сетевые буферы. Возможно создание программ обмена, где, например, при копировании через сеть файла, формируется не одно, а несколько виртуальных соединений. Такого рода решения дают выигрыш главным образом за счет ухудшения условий реализаций других одновременных сессий. Это противоречит общей философии Интернет (Интернет - это клуб джентльменов). Но на самом деле агрессивное поведение ТСР приложения в конечном итоге делает его неэффективным (менее эффективным, чем стандартный ТСР). Как правило, такие решения приводят к большим потерям пакетов, так как их усилия максимально загрузить ресурсы сети приводят к понижению чувствительности к сигналам перегрузки. Если же таких приложений в Интернет станет много, это приведет к серьезной деградации пропускной способности каналов из-за перегрузки. Приемлемыми усовершенствованиями ТСР можно признать только такие, которые не ухудшают условий работы для окружающих. Это наилучшая стратегия, так как позволяет использовать ресурсы сети более эффективно.

Работа протокола TCP AIMD в режиме исключения перегрузок можно характеризовать формулой [1]:

BW=

где BW - полоса пропускания;

MSS - максимальный размер сегмента в байтах, используемый сессией.

RTO - таймаут повторной пересылки.

r - частота потери пакетов (0.01 означает 1% потерь)

Эта формула является наилучшей аппроксимацией. Некоторое упрощение формулы можно получить, считая RTO=5*RTT.

Еще более упрощенная формула может быть взята из работы [31].

Данные формулы выведены при следующих предположениях:

• Окно получателя не ограничивает рабочих характеристик соединения.
• Обе формулы позволяют полосе достигать бесконечности при нулевых потерях.
• Значение RTT является средним и включает в себя задержку, сопряженную с пребыванием пакета в очереди.
• Формулы работают только для одного ТСР-соединения. Если через канал осуществляется несколько ТСР-соединений, каждое из них следует указанным формулам.
• Формулы предполагают долговременные ТСР-соединения. Для особо коротких соединений (<10 пакетов), когда нет потерь, работает алгоритм медленного старта. Для сессий промежуточной длительности, где в среднем теряется несколько сегментов, параметры окажутся несколько лучше, чем предсказывают формулы.
• Различие между простой и сложной формулами заключается в том, что сложная формула учитывает влияние таймаутов повторных передач. Для низкого уровня потерь (<1%), таймауты обычно не происходят и формулы дают практически идентичные результаты. При высоких потерях (³1%) сложная формула дает большую точность оценки.

Выводы

1. TCP уязвимость в отношении случайных потерь делает трудным мультиплексирование информационного потока с трафиком реального времени при вариации скорости передачи со временем (мультимедиа), в особенности если оба вида трафика работают с общим буфером, что типично для большинства современных сетей. В сетях ATM, однако, TCP соединения могут поддерживаться с помощью классов трафика UBR или ABR, которые обычно буферизуются отдельно от высоко приоритетного VBR (Variable Bit Rate) или CBR (Constant Bit Rate) трафика. Если последние классы трафика имеют более высокий приоритет, TCP соединения обнаружат для себя емкость канала, варьируемую со временем, оставшуюся после обслуживания потоков VBR и CBR. Эти вариации могут приводить к “случайным потерям”, которые сильно ухудшают рабочие характеристики. Однако если буфер имеет достаточный объем, чтобы сгладить эти вариации и удержать вероятность потери для соединения точка-точка ниже обратного квадрата произведения полосы на задержку, тогда рабочие характеристики TCP не будут серьезно ухудшены. Включение селективного подтверждения в TCP облегчит эту проблему, так как размер окна не нужно резко сокращать для изолированных случайных потерь.
2. В дополнение к уязвимости от случайных потерь, тот факт, что потери являются основным средством обратной связи, используемым TCP, приводит к непомерным задержкам. Это происходит потому, что в сетях с высоким коэффициентом использования, размер окна для TCP соединения будет увеличиваться и, после того как возможности узкого участка канала окажутся полностью исчерпанными, а буфер переполненным, произойдет потеря. Задержка и рабочие характеристики при потерях могут быть существенно улучшены, если мы вместо этого используем схему, которая лишь пытается поддерживать ширину окна, чтобы достичь высокого использования канала. Такая схема как DECbit [26] реализует это, используя явную обратную связь со стороны коммутаторов, подобные схемы имеет смысл рассмотреть, особенно потому, что Explicit Congestion Notification (явное оповещение о перегрузке) встроена в качестве опции для сетей ATM. Заметим, однако, что схема DECbit в частности подвержена, как и TCP, проблемам при работе с соединениями при больших задержках распространения. Другой возможностью является более изощренная оценка RTT, сходная с тем, что сделано в работе [22]. Это конечно привлекательно, так как исключает необходимость явной обратной связи. Однако если задержка RTT может меняться существенно без изменения загрузки в канале (например, из-за того, что задержка обработки в узлах зависит от загрузки операционной системы или потому, что задержки связаны с особенностями работы мобильных приложений), тогда адаптация, базирующаяся на обработке задержек может оказаться менее устойчивой, чем адаптация на основе потерь или явной обратной связи. Кроме того, если различные соединения не изолированы друг от друга с точки зрения использования ими полосы и сетевых буферов, тогда соединение, которое более агрессивно в отношении получения полосы и поднимающее скорость передачи до тех пор, пока не произойдет потеря, забьет соединения, которые анализируют RTT, чтобы избежать перегрузки. Таким образом, изменения на транспортном уровне должны либо адаптироваться универсально, либо тесно сотрудничать с сетевым уровнем, отслеживающим “алчные” соединения.
3. Использование групповых подтверждений в TCP мотивирует в TCP-tahoe сокращение ширины окна до единицы после потери, чтобы избежать всплеска пакетов из-за повторной их передачи. Это в свою очередь приводит к экспоненциальному увеличению размера окна при медленном старте необходимому для сетей с большим произведением полосы на задержку. С другой стороны, это экспоненциальное увеличение вызывает серьезные флуктуации трафика, которые, если размер буфера меньше чем 1/3 от произведения полосы на задержку, вызывает переполнение буфера и второй медленный старт, понижая пропускную способность. TCP-reno пытается избежать этого явления путем сокращения окна вдвое, при обнаружении потери. В то время как это при идеальных условиях обеспечивает улучшенную пропускную способность, TCP-reno в его нынешнем виде слишком уязвим для фазовых эффектов и множественной потери пакетов, чтобы стать заменителем для TCP-tahoe. Основной проблемой с TCP-reno является то, что могут быть множественные ограничения на окно, связанные с одним эпизодом перегрузки, и что множественные потери могут приводить к таймауту (который на практике вызывает значительное снижение пропускной способности, если используется таймеры с низким разрешением). Предложенная в последнее время версия TCP (TCP-Vegas) [4,9] пытается реализовать ряд усовершенствований, таких, как более изощренная обработка и оценка RTT. Но для флуктуаций RTT в Интернет существует много других причин помимо заполнения буфера. Для того чтобы существенно улучшить существующие версии TCP, необходимо избегать резких сокращений размеров окна как в TCP-tahoe, так и в TCP-reno за исключением случая, когда имеет место продолжительная перегрузка (которая вызывает массовые потери пакетов). Одним возможным средством обработки изолированных потерь без изменения размера окна является использование некоторой формы селективного подтверждения. В ожидании разработки удовлетворительного нового варианта предлагается использовать TCP-tahoe (в сочетании с управлением сетевого уровня, чтобы оптимизировать рабочие характеристики), так как этот вариант несравненно устойчивей, чем TCP-reno.
4. Несовершенство TCP для соединений с высокими задержками распространения может вызвать проблемы при мультиплексировании потоков на короткие и дальние расстояния в WAN. Короче говоря, эти эксплуатационные проблемы могут не проявиться, так как WAN может быть существенно недогружена и там может не оказаться узких мест (т.e. размер окна, необходимый для хорошей работы может быть слишком мал, чтобы вызвать переполнение буфера, так что достигается максимальная стационарная пропускная способность). Однако для гарантирования рабочих характеристик в высоко загруженных сетях, каждое TCP соединение должно иметь зарезервированный буфер и полосу пропускания вдоль всего сетевого маршрута. Обычно, выделение ресурсов осуществляется при формировании соединения и заставляет коммутаторы и маршрутизаторы формировать независимые очереди для каждого соединения [11], [25]. Так как администрирование ресурсов по принципу “наилучшего возможного” может оказаться весьма дорого, более приемлемой альтернативой может оказаться резервирование ресурсов для каждого класса трафика. В такой ситуации несовершенство будет сохраняться, если TCP поддерживается поверх ATM с классом трафика UBR. Однако если TCP поддерживается поверх класса трафика ABR, варьирующаяся со временем скорость передачи, доступная для каждого соединения определяется на сетевом уровне и администрируется отправителем, так чтобы различные TCP соединения были изолированы друг от друга, даже если они используют совместно буферы.
5. Так как предубеждение против соединений с большими задержками RTT связано с механизмом адаптации окна, оно в принципе может быть преодолено путем модификации механизма мониторирования полосы во время фазы избежания перегрузки, например, путем увеличения размера окна так, чтобы темп увеличения пропускной способности для всех соединений был одним и тем же (такая схема была рассмотрена, но не рекомендована в [13]). Однако невозможно выбрать универсальный временной масштаб для настройки окна, который бы работал для сетей с разной пропускной способностью и топологией. Например, зондирование дополнительной полосы с темпом 1 Mb/s в секунду может быть слишком быстрым для сети с каналом 1 Mb/s, но слишком медленным для гигабитной сети. Таким образом, чтобы заставить работать такую схему, некоторый обмен между сетевым и транспортным уровнем был бы крайне существенным. Во-вторых, такая схема будет все же подвержена сильному воздействию некоторых недостатков TCP, таких как деградация рабочих характеристик при наличии случайных потерь и чрезмерных задержек, связанных с попытками использования дополнительной полосы в условиях полного использования канала. Таким образом, эта модификация не может считаться лучшим подходом к проблеме оптимальности.

Суммируя, можно сказать, что мы идентифицировали несколько недостатков TCP, мы также представили возможные средства получения хороших рабочих характеристик посредством решений сетевого уровня, таких как изоляция соединений друг от друга, и предоставление буферов достаточного объема, чтобы устранить быстрые вариации доступной канальной емкости. Но нужно помнить, что нельзя увеличивать объем буфера беспредельно, так как это может привести к таймаутам и в конечном итоге к большим потерям пропускной способности. Особенно интересным является вопрос, как наилучшим образом поддержать TCP поверх ATM классов услуг ABR и UBR, так как это включает адаптацию сетевого и транспортного уровней. Другой важной областью исследований является разработка альтернативного механизма управления окном, который устранит некоторые недостатки TCP, сохранив его децентрализованную структуру. Децентрализованное адаптивное управление скоростью передачи, при сохранении справедливости распределения ресурсов является трудным, если вообще возможным, но некоторое улучшение TCP несомненно реально. Возможные усовершенствования могут превзойти алгоритм исключение перегрузки за счет более изощренной оценки задержек RTT, и использования селективного подтверждения, чтобы улучшить рабочие характеристики при наличии случайных потерь.

Здесь уместно сказать, что радикальным решением могло бы быть исчерпывающее информирование отправителя о состояние и динамике заполнения всех буферов вдоль виртуального соединения. Такой алгоритм можно реализовать лишь при условии, что все сетевое оборудование вдоль виртуального пути способно распознавать сегменты-отклики и выдавать требующиеся данные в рамках определенного протокола (в том числе и оборудование уровня L2!). Здесь предполагается, что маршрут движения сегментов туда и обратно идентичны. В последнее время появилось оборудование L2 (Ethernet), способное фильтровать трафик по IP-адресам и даже номерам портов (а это уже уровень L4). Так что это уже не представляется чем-то совершенно фантастическим. Такие сетевые приборы могли бы помещать в пакеты откликов ACK информацию о состоянии своих буферов. Учитывая, что объемы буферов в разных устройствах могут отличаться весьма сильно, имеет смысл выдавать не число занятых позиций, а относительную долю занятого буферного пространства. Проблема здесь в том, что длительное время даже в локальных сетях, я уже не говорю про Интернет, будут сосуществовать сетевые устройства, как поддерживающие этот новый протокол, так и старые - не поддерживающие. Но даже в таких условиях этот протокол будет давать заметный выигрыш. Ведь новые устройства будут ставиться в первую очередь именно в “узких” местах сети, где потери были наиболее значимы. Условия загрузки нового устройства останутся теми же, но о них отправитель получит исчерпывающую информацию и за счет этого оптимизировать трафик. При этом отправитель должен отслеживать не просто состояние на текущий момент, но и темп заполнения и освобождения буферов. Ширина окна в этом случае может определяться на основе прогноза состояния буфера на момент, когда туда придет соответствующий ТСР-сегмент. Для этого отправителю придется выделить дополнительную память для хранения коэффициентов заполнения буферов. Задержка в цепи отслеживания состояния тракта при этом будет минимальной.

Проблема усложнена разнообразием технологий L2, ведь трудно себе представить, чтобы нужную информацию о состоянии буферов будет выдавать ATM или SDH. Но наметившаяся тенденция использования Ethernet не только в LAN, но в региональных сетях, может упростить задачу.

Альтернативой этому алгоритму могла бы служить схема, где каждому виртуальному соединению в каждом вовлеченном сетевом устройстве (включая L2) выделялся свой независимый буфер известного объема.

Любое из названных решений требует замены огромного объема оборудования. Но, во-первых, раз в 2-5 лет оборудование все равно обновляется, во-вторых, это даст выигрыш в пропускной способности не менее двух раз и существенно упростит задачу обеспечения требуемого уровня QoS.

Первым шагом на пути внедрения отслеживания уровня заполнения буфера может служить ECN-алгоритм, описанный выше.

Разрабатывая новые версии драйверов ТСР-протокола надо с самого начала думать и о сетевой безопасности, устойчивости программ против активных атак.

Новые трудности в реализации модели протокола ТСР возникли при работе с современными быстрыми (1-10 Гбит/с) и длинными (RTT>200мсек) каналами. Для пакетов с длиной 1500 байт время формирования окна оптимального размера достигает 83333 RTT (режим предотвращения перегрузки), что при RTT=100мсек составляет 1,5 часа! При этом требования к вероятности потери пакетов становятся невыполнимыми. Это явление называется реактивностью. В норме для таких каналов BER лежит в пределах 10^-7 - 10^-8. Разрешение проблемы возможно путем использования опции Jumbo пакетов или за счет открытия нескольких параллельных ТСР-соединений. В последнее время предложено несколько новых моделей реализации ТСР: High Speed TCP (HSTCP - S.Floyd), Scalable TCP (STCP - T.Kelly), FAST (http://datatag.web.cern.ch/datatag/pfldnet2003/papers/ low.pdf), XCP (http://portal.acm.org/citation.cfm?doid=633035), SABUL (Y.Gu, X.Hong). Модификации HSTCP и STCP характеризуются тем, что при нескольких потоках с разными RTT они некорректно распределяют полосу. В этих условиях заметные трудности создает синхронизация потерь для конкурирующих потоков. Специально для случая высокой скорости и больших задержек разработана модификация BI-TCP (Binary Increase TCP - http://www.csc.ncsu.edu/faculty/rhee/export/bitcp.pdf, Lisong Xu, Khaled Harfoush and Injong Rhee, Binary Increase Congestion Control for Fast, Long Distance Networks). Протокол BI-TCP имеет следующие свойства:

1. Масштабируемость. Протокол может масштабировать свою долю полосы до 10 Гбит/c при BER ~ 3,5×10^-8
2. RTT (равенство условий). При больших значениях окна его RTT- неэквивалентность (unfairness) пропорциональна RTT-отношению (как в случае AIMD).
3. TCP дружественность. Протокол достигает ограниченной ТСР-эквивалентности для всех размеров окна. Для высокой вероятности потерь, где ТСР работает хорошо, ТСР-дружественность сопоставима с STCP.
4. Эквивалентность (fairness) и сходимость. По сравнению с HSTCP и STCP он позволяет получить большую эквивалентность полос пропускания в широком временном диапазоне и быструю сходимость к уровням справедливых долей.

AIMD демонстрирует квадратичный рост пропускной способности при увеличении отношения RTT (линейный рост "несправедливости"). Для других протоколов степень несправедливости еще выше.

Функция отклика протокола на перегрузку определяется отношением скоростей передачи пакетов в зависимости от вероятности их потери.

BI-TCP встраивается в TCP-SACK. В протоколе используются следующие фиксированные параметры:

Low_window - если размер окна больше чем этот порог, используется BI-TCP, в противном случае обычный ТСР.

S_max - максимальное приращение

S_min - минимальное приращение

b - мультипликативный коэффициент сокращений ширины окна.

default_max_win - значение максимума окна по умолчанию

В протоколе используются следующие параметры:

При входе в режим быстрого восстановления:

if (low_window <= cwnd) {

prev_max = max_win;

max_win = cwnd;

cwnd = cwnd *(1-b);

min_win = cwnd;

if (prev_max > max _win) //Fast. Conv.

max_win = (max_win + min_win)/2;

target_win = (max_win + min_win)/2;

} else {
cwnd = cwnd*0,5; //normal TCP

Когда система не находится в режиме быстрого восстановления и приходит подтверждение для нового пакета, то

if (low_window > cwnd) {

cwnd =cwnd + 1/cwnd; // normal TCP

return

}

if (is_BITCP_ss is false) { //bin.increase

if (target_win - cwnd < Smax) // bin.search

cwnd += (target_win - cwnd)/cwnd;

else

cwnd += Smax/cwnd; // additive incre.

if (max_win > cwnd) {

min_win = cwnd;

target_win = (max_win + min_win)/2;

} else {

is_BITCP_ss = true

ss_cwnd =1;

ss_target = cwnd+1;

max_win = default_max_win;

}

} else {

cwnd = cwnd + ss_cwnd/cwnd;

if(cwnd >= ss_target) {

ss_cwnd = 2*ss_cwnd; ss_target = cwnd + ss_cwnd;

}

if(ss_cwnd >= Smax)

is_BITCP_ss = false;

}

Характеристики BI-TCP

При анализе характеристик протокола предполагается, что потери пакетов происходят с вероятностью 1/р. Авторы определяют эпоху перегрузки, как время между двумя последовательными потерями пакетов.

Пусть W_max обозначает размер окна непосредственно перед потерей пакета. После потери размер окна уменьшается до Wmax(1 - b). BI-TCP переключается от аддитивного увеличения к двоичному поисковому увеличению окна, когда различие между текущим значением ширины окна и конечным значением (target) меньше Smax. Так как конечное (target) значение ширины окна является средней точкой между W_max и текущим значением ширины окна, можно сказать, что BI-TCP переключается между этими двумя приращениями, когда разница между текущей шириной окна и W_max меньше 2S_max . Ниже в таблицах 2.2 и 2.3 представлены расчетные характеристики протоколов AIMD, BI-TCP, HSTCP и STCP для каналов с быстродействием 100 и 2500 Мбит/c.

Таблица 2.2. Отношения пропускной способности протоколов при 100Мбит/c

Таблица 2.3. Отношения пропускной способности протоколов при 2,5Гбит/c

На рис. 6 приведены расчетные данные для откликов при использовании разных модификаций протокола ТСР.

Рис. 6. Сравнение функций отклика для разных протоколов (http://www.csc.ncsu.edu/faculty/rhee/export/bitcp.pdf)

Модель TCP Hybla

Версия TCP Hybla разработана в 2003-4 годах и имеет целью исключить издержки соединения TCP, которое включает участки каналов с большой задержкой (большие значения RTT). Это достигается путем аналитической оценки динамики окна перегрузки, которая предлагает модификации, исключающие зависимость от RTT.

TCP Hybla является экспериментальным улучшением TCP, имеющим целью блокировать ухудшения рабочих характеристик соединения при больших RTT, типичных для спутниковых каналов. Протокол включает в себя следующие процедуры:

• улучшение стандартного алгоритма управления перегрузкой (чтобы обеспечить для соединений с большими RTT те же мгновенные значения пропускной способности, что и в стандартных широкополосных каналах)
• обязательное использование политики SACK
• использование временных меток
• принятие оценки полосы канала Hoe
• использование техники позиционирования пакетов (известной под названием "pacing")

TCP Hybla предполагает модификацию TCP только на стороне отправителя. По этой причине алгоритм полностью совместим со стандартными получателями.

Модель BIC TCP

BIC TCP (Binary Increase Congestion) является реализацией TCP с оптимизацией алгоритма управления перегрузкой для сетей с большими задержками: так называемые "длинные широкополосные сети".

BIC TCP реализован и используется в ядре Linux версии 2.6.8 и выше. По умолчанию модель реализации протокола была заменена на CUBIC TCP в версии 2.6.19.

Модель CUBIC TCP

Список документов RFC, посвященных протоколу TCP, начиная с 1997 года

2018   TCP Selective Acknowledgement Options. M. Mathis, J. Mahdavi, S. Floyd, A. Romanow. October 1996.

2042   Registering New BGP Attribute Types. B. Manning. January 1997.

2126   ISO Transport Service on top of TCP (ITOT). Y. Pouffary, A. Young. March 1997.

2140   TCP Control Block Interdependence. J. Touch. April 1997.

2309   Recommendations on Queue Management and Congestion Avoidance in the Internet. B. Braden, D. Clark, J. Crowcroft, B. Davie, S. Deering, D. Estrin, S. Floyd, V. Jacobson, G. Minshall, C. Partridge, L. Peterson, K. Ramakrishnan, S. Shenker, J. Wroclawski, L. Zhang. April 1998.

2398   Some Testing Tools for TCP Implementors. S. Parker, C. Schmechel. August 1998. (Also FYI0033)

2414   Increasing TCP's Initial Window. M. Allman, S. Floyd, C. Partridge. September 1998.

2415   Simulation Studies of Increased Initial TCP Window Size. K. Poduri, K. Nichols. September 1998.

2416   When TCP Starts Up With Four Packets Into Only Three Buffers. T. Shepard, C. Partridge. September 1998.

2488   Enhancing TCP Over Satellite Channels using Standard Mechanisms. M. Allman, D. Glover, L. Sanchez. January 1999. (Also BCP0028)

2525   Known TCP Implementation Problems. V. Paxson, M. Allman, S. Dawson, W. Fenner, J. Griner, I. Heavens, K. Lahey, J. Semke, B. Volz. March 1999.

2581   TCP Congestion Control. M. Allman, V. Paxson, W. Stevens. April 1999.

2582   The NewReno Modification to TCP's Fast Recovery Algorithm. S. Floyd, T. Henderson. April 1999.

2675   IPv6 Jumbograms. D. Borman, S. Deering, R. Hinden. August 1999.

2760   Ongoing TCP Research Related to Satellites. M. Allman, Ed., S. Dawkins, D. Glover, J. Griner, D. Tran, T. Henderson, J. Heidemann, J. Touch, H. Kruse, S. Ostermann, K. Scott, J. Semke. February 2000.

2760   Ongoing TCP Research Related to Satellites. M. Allman, Ed., S. Dawkins, D. Glover, J. Griner, D. Tran, T. Henderson, J. Heidemann, J. Touch, H. Kruse, S. Ostermann, K. Scott, J. Semke. February 2000.

2873   TCP Processing of the IPv4 Precedence Field. X. Xiao, A. Hannan, V. Paxson, E. Crabbe. June 2000.

2883   An Extension to the Selective Acknowledgement (SACK) Option for TCP. S. Floyd, J. Mahdavi, M. Mathis, M. Podolsky. July 2000.

2923   TCP Problems with Path MTU Discovery. K. Lahey. September 2000.

2988   Computing TCP's Retransmission Timer. V. Paxson, M. Allman. November 2000.

3042   Enhancing TCP's Loss Recovery Using Limited Transmit. M. Allman, H. Balakrishnan, S. Floyd. January 2001.

3081   Mapping the BEEP Core onto TCP. M. Rose. March 2001.

3168   The Addition of Explicit Congestion Notification (ECN) to IP. K. Ramakrishnan, S. Floyd, D. Black. September 2001.

3293   General Switch Management Protocol (GSMP) Packet Encapsulations for Asynchronous Transfer Mode (ATM), Ethernet and Transmission Control Protocol (TCP). T. Worster, A. Doria, J. Buerkle. June 2002.

3390   Increasing TCP's Initial Window. M. Allman, S. Floyd, C. Partridge. October 2002.

3448   TCP Friendly Rate Control (TFRC): Protocol Specification. M. Handley, S. Floyd, J. Padhye, J. Widmer. January 2003.

3449   TCP Performance Implications of Network Path Asymmetry. H. Balakrishnan, V. Padmanabhan, G. Fairhurst, M. Sooriyabandara. December 2002.

3465   TCP Congestion Control with Appropriate Byte Counting (ABC). M. Allman. February 2003

3481   TCP over Second (2.5G) and Third (3G) Generation Wireless Networks. H. Inamura, Ed., G. Montenegro, Ed., R. Ludwig, A. Gurtov, F. Khafizov. February 2003.

3517   A Conservative Selective Acknowledgment (SACK)-based Loss Recovery Algorithm for TCP. E. Blanton, M. Allman, K. Fall, L. Wang. April 2003.

3522   The Eifel Detection Algorithm for TCP. R. Ludwig, M. Meyer. April 2003.

3708   Using TCP Duplicate Selective Acknowledgement (DSACKs) and Stream Control Transmission Protocol (SCTP) Duplicate Transmission Sequence Numbers (TSNs) to Detect Spurious Retransmissions. Blanton, E. and M. Allman, February 2004.

3782   The NewReno Modification to TCP's Fast Recovery Algorithm. Floyd, S., Henderson, T., and A. Gurtov. April 2004.

Прочие ссылки