В поисках утерянного гигабита или немного про окна в TCP

в 13:50, , рубрики: linkmeup, tcp, tcp window, где гигабит, окно tcp, Сетевые технологии, сети для самых маленьких, системное администрирование

Поводом для написания этой статьи послужила лень, которая, как известно, двигатель прогресса и свидетель появления на свет невероятно облегчающих жизнь вещей.

В моём случае это была лень объяснять в тысячный раз клиенту, почему он арендовал канал точка-точка и в договоре чёрным по белому написано Ethernet 1Гбит/с, а он как ни измеряет, но чуть-чуть да меньше получается.

Где остальное? Почему недобор? Куда девался интернет из провода? А может его и вовсе страшно обманули?

Ну что ж, давайте искать, а заодно напишем заметку, которую будет не стыдно показать тысяче первому клиенту, у которого будет недосдача скорости.

Важно

Если вы сетевой инженер, то не читайте эту статью. Она оскорбит все ваши чувства т.к. написана максимально простым и доступным языком с множеством упущений.

История про окна. Мир до окон

Итак, чтобы понять, где скорость, нам придётся разобраться в том, как работает TCP в плане обеспечения надежности соединения.

Как нам всем известно, у ТСР есть финт последней надежды, когда все ухищрения доставить кадр до получателя не сработали, он просто заново отправляет испорченный или утерянный кадр.

Как это выглядит в простейшем случае:

  • Кадр отправляется передатчиком. На передатчике включается таймер, в течении которого от получателя должно быть получено подтверждение АСК об успешном получении кадра или явное указание, что кадр был испорчен/утерян в пути — NACK
  • Если по истечении таймера АСК не получен, пакет отправляется ещё раз
  • Если приходит NACK, источник повторяет отправку кадра
  • А если АСК получен, источник отправляет следующий кадр

Графически этот алгоритм легко представляется на временной шкале:

В поисках утерянного гигабита или немного про окна в TCP - 1

Называется этот алгоритм методом простоя источника, что сразу даёт нам понять его главный минус: катастрофически неэффективное использование канала связи. Технически, ничего не мешает передатчику сразу после отправки первого кадра отправлять второй, но мы принуждаем его ждать прихода ACK/NACK или истечения таймера.

Поэтому важно понимать, что процессы отправки и получения ACKов могут идти независимо друг от друга. На этой идее и был рождён метод скользящего окна.

Окно первое. Скользящее. Теоретическое.

После осознания минусов предыдущего метода, в голову приходит идея разрешить источнику передавать пакеты в максимально возможном для него темпе, без ожидания подтверждения от приёмника. Но не бесконечное их количество, а ограниченное неким буфером, который называется окном, а его размер указывает на количество кадров которое разрешено передать без ожидания подтверждений.

Вернёмся к картинкам:

В поисках утерянного гигабита или немного про окна в TCP - 2

Для наглядности рассмотрим окно размером К кадров, в котором находятся пакеты (1...N) в некий момент времени, т.е. у нас была отправлена пачка кадров, каждый кадр по мере своей возможности достиг получателя, тот их обработал и отправил подтверждение для каждого.

Теперь усложняем ситуацию, включив время.

В момент прихода АСК на первый кадр, последний ещё не был даже отправлен, но поскольку мы знаем об успешности доставки, в окно можно добавить следующий по порядку кадр, т.е. окно сдвигается и теперь включает в себя кадры 2...N+1. Когда приходит ACK на 2-й кадр, окно снова сдвигается: 3...N+2. И так далее. Получается, что окно как-бы "скользит" по потоку пакетов. Или пакеты через него, тут кому как удобней представлять.

Таким образом, все кадры глобально делятся на три вида:

  • Прошлое.Были отправлены, были получены подтверждения
  • Суровое настоящее. Состоит из отправленных кадров, но без полученных подтверждений и тех, кто уже в окне, но стоит в очереди на отправку
  • Светлое будущее. Кадры в очереди на попадание в окно.

В поисках утерянного гигабита или немного про окна в TCP - 3

И как это влияет на скорость связи? – спросите вы.

Как мы видим из графика, необходимым условием для максимальной утилизации канала связи является регулярное поступление подтверждений в рамках действия окна. АСК не обязаны приходить в чётком порядке, главное чтобы АСК на первый кадр в окне пришёл раньше, чем будет отправлен последний кадр, иначе сработает таймер неответа, кадр будет отправлен заново, а движение окна прекратится.

Также, стоит отметить, что в большинстве реализаций алгоритма скользящего окна, подтверждения приходят не на каждый пакет, а сразу на всю принятую пачку (называется Selective Ack). Это позволяет ещё больше увеличить эффективную утилизацию канала за счёт снижения объёма служебной информации.

Итак, что же мы имеем в сухом остатке? Какие параметры имеют существенное влияние на эффективность передачи данных между двумя точками?

Их два:

  • Размер окна, который выбирается меньшим из двух: окно, объявленное получателем (размер его буфера) или CWND — размер, определяемый отправителем на основе RTT
  • Само RTT: время приёма-передачи, равное времени, затраченному на отправку сигнала, плюс время необходимое для подтверждения о приёме.

И мы не должны передать больше, чем готов принять получатель или пропустить сеть.

Давайте представим, что у нас супер надёжная сеть, где пакеты практически никогда не теряются и не бьются. В такой сети нам выгодно иметь окно максимально возможного размера, что позволит нам минимизировать паузы между отправкой кадров.

В плохой же сети ситуация обратная — при частых потерях и большом количестве битых пакетов нам важно доставить каждый из них в целости и сохранности, поэтому мы уменьшаем окно так, чтобы трафик как можно меньше терялся и мы избежали фатальных переотправок. Жертвовать в этом случае приходится скоростью.

И как нам всем известно, реальность — это смесь двух крайних случаев, поэтому в реальной сети размер окна величина переменная. Причём он может быть изменён, как в одностороннем порядке на любой стороне, так и по согласованию.

Промежуточное резюме. Как мы видим, даже без привязки к конкретным протоколам, чисто технически крайне сложно утилизировать канал на все 100%, т.к. хотим мы того или нет, но даже в лабораторных условиях между кадрами будут минимальные, но задержки, которые и не дадут нам достичь заветных 100% утилизации полосы пропускания.

А что уж говорить про реальные сети? Вот во второй части мы и рассмотрим одну из реализаций на примере TCP.

Окно второе. Реализация в TCP

Чем замечателен ТСР? На основе ненадёжных дейтаграмм IP, он позволяет обеспечить надежную доставку сообщений.

При установлении логического соединения модули ТСР обмениваются между собой следующими параметрами:

  • Размер буфера получателя — это верхнее ограничение размера окна
  • Начальный порядковый номер байта, с которого начнётся отсчёт потока данных в рамках этой сессии

Сразу запоминаем важную особенность — в ТСР окно оперирует не количеством кадров, а количеством байт. Это значит, что окно представляет из себя множество нумерованных байт неструктурированного потока данных от верхних протоколов. Звучит громоздко, но проще написать не получается.

Итак, ТСР протокол дуплексный, а значит каждая сторона в любой момент времени выступает и как отправитель, и как получатель. Следовательно с каждой стороны должен быть буфер для приёма сегментов и буфер для ещё не отправленных сегментов. Но кроме того, должен быть ещё и буфер для копий уже отправленных сегментов, на которые ещё не получили подтверждения о приёме.

Кстати, отсюда следует упускаемая многими особенность: в двух направлениях условия сети могут быть разными, а значит разный размер окон и разная пропускная способность.

В такой ситуации пляска ведётся от возможностей получателя. При установлении соединения, обе стороны высылают друг другу окна приёма. Получатель запоминает его размер и понимает сколько байт можно отправить, не дожидаясь АСК.

Дальше включаются механизмы описанные в первой главе. Отправка сегментов, ожидание подтверждение, повторная отправка в случае необходимости и т.д. Важное отличие от теоретических изысканий — это комбинирование различных методик. Так например, получение нескольких сегментов, пришедших по порядку, происходит автоматически, прерываясь, только если сбивается очередность поступления. Это одна из функций буфера получателя — восстановить порядок сегментов. И то, если в потоке обнаруживается разрыв, ТСР модуль может повторить запрос потерянного сегмента.

Пара слов про буфер копий на отправителе. У всех сегментов, лежащих в этом буфере, работает таймер. Если за время таймера приходит соответствующий АСК, сегмент удаляется. Если нет — отправляется заново. Возможна такая ситуация, что по таймеру сегмент будет отправлен ещё раз до того, как придёт АСК, но в этом случае повторный сегмент просто будет отброшен получателем.

И вот от этого тайм-аута на ожидание и зависит производительность ТСР. Будет слишком короткий — появятся избыточные переотправки пакетов. Слишком длинный — получим простои из-за ожидания несуществующих АСК.

На самом деле ТСР определяет размер тайм-аута по сложному адаптивному алгоритму, где учитываются скорость, надежность, протяжённость линии и множество других факторов. Но в общих чертах он таков:

  • При отправке каждого сегмента замеряется время до прихода АСК.
  • Получаемые значения усредняются с весовыми коэффициентами, возрастающими от прошлого к будущему. Это позволяет более новым данным оказывать большее влияние на итоговый результат.
  • Затем считается среднее значение от усреднений на предыдущем шаге и получается величина таймаута.Но если разброс величин очень велик, то учитывается ещё и дисперсия.

Но что-то мы всё больше про окно отправки, хотя окно приёма представляет из себя более интересную сущность. На разных концах соединения окна, обычно, имеют разный размер. В мире победивших клиент-серверных технологий, не приходится ожидать, что клиент будет готов оперировать окном того же размера, который может обрабатывать сервер.

Точно так же размер его может меняться динамически, в зависимости от состояния сети, но здесь неправильный выбор подразумевает уже “двойную” ответственность. В случае получения данных бОльших, чем может обработать ТСР модуль, они будут отброшены, на источнике сработает таймер, он переотправит данные, они опять не попадут в размер окна и т.д.

С другой стороны, установка слишком маленького окна приведёт к использованию канала на скорости равной скорости передачи одного сегмента.Поэтому разработчики ТСР предложили схему, в которой при установлении соединения размер окна устанавливается относительно большим и в случае проблем начинает сокращаться в два раза за шаг. Это действительно выглядит странно, поэтому были созданы реализации ТСР повторяющие привычную нам логику: начать с малого окна и, если сеть справляется, то начать его увеличивать.

Но на размер окна приёма может влиять не только принимающая сторона, но и отправитель данных. Если мы видим, что АСК регулярно приходят позже таймеров, что приходится часто переотправлять сегменты, то источник может выставить своё значение окна приёма и будет действовать правило наименьшего — будет принято самое маленькое значение, кто бы его ни назначил.

Остаётся рассмотреть ещё один вариант развития событий, а именно перегрузку ТСР-соединения. Это состояние сети характеризуется тем, что на на промежуточных и оконечных узлах возникают очереди пакетов. В данном случае у приёмника есть два варианта:

  • Уменьшить размер окна.
  • Совсем отказаться от приёма, установив размер окна, равный нулю.

Хотя полностью закрыть соединение таким образом нельзя. Существует специальный указатель срочности, который принуждает порт принять сегмент данных, даже если для этого придётся очистить существующий буфер. А принявший нулевой размер окна отправитель не теряет надежды и периодически отправляет контрольные запросы на приёмник и, если тот уже готов для принятия новых данных, то в ответ он получит новый, не нулевой, размер окна.

Итого

Капитан подсказывает — если одна TCP сессия в принципе не может обеспечивать 100% утилизацию канала, то используй две. Если мы говорим про клиента, который взял в аренду канал точка-точка и поднял в нём GRE туннель, то пусть поднимет второй. Дабы они не дрались за полосу, заворачиваем в первый важный трафик, во второй — всякую ерунду и страшно зарезаем ему скорость. Этого как раз хватит на то, чтобы выбрать остатки полосы, которую первая сессия не может взять чисто технически.

Автор: Loxmatiymamont

Источник

Поделиться

* - обязательные к заполнению поля