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Mobilkommunikationsnetze
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Prof. Dr.-Ing. habil. Andreas Mitschele-Thiel
Fachgebiet Integrierte Kommunikationssysteme
www.tu-ilmenau.de/iks
Mobilkommunikationsnetze
- Transportschicht -
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Andreas Mitschele-Thiel
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Inhalt
• TCP
– Überblick
– Probleme im mobilen Einsatz
– Lösungsansätze
• SCTP Multihoming
• Literatur
– W. Richard Stevens: „TCP/IP Illustrated Vol. 1: The
Protocols“
– Standards: http://www.ietf.org oder http://www.rfc-
editor.org
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Überblick TCP
• Verbindungsorientiert
– Datentransport erst nach Verbindungsaufbau möglich
– 1:1-Beziehung zwischen Endsystemen
• Zuverlässig
– Auslieferungsgarantie durch Automatic Repeat Request
(ARQ)
• Stromorientiert
– Applikationen sehen durchgehenden Bytestrom statt
einzelner Pakete
– Reihenfolgegarantie für Bytes im Strom
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TCP – Header
Source Port (16 Bit) Destination Port (16 Bit)
Sequenznummer (32 Bit)
Acknowledgement-Sequenznummer (32 Bit)
Headerlänge reserviert Flags (6 Bit) Window Size (16 Bit)
Prüfsumme (16 Bit) Urgent Pointer (16 Bit)
Optionen (soweit vorhanden)
Daten
Nummer des ersten Bytes dieses Segmentes innerhalb
des Bytesstromes
Bestätigung der Gegenseite für empfangene Daten (nächste erwartete Sequenznummer)
Bestandteil des Verbindungsendpunktes
Prüfsumme: Einerkomplementsumme12 Byte IP-Pseudo-Header+TCP-Header+Daten)
Falsche Checksumme → Paketverwerfen. Wiederholung durch ARQ sichergestellt
Fenstergröße (Anzahl an Bytes, die der Empfänger empfangen kann, Puffergröße)
URG: Urgent Field PointerACK: Acknowledgement Sequence beachtenPSH: Push Function - Daten sofort übertragenRST: Verbindung abbrechenSYN: Sequenznummern synchronisieren (Verbindungsaufbau)FIN: keine weiteren Daten (Verbindungsabbau)
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TCP – Verbindungsaufbau
Client Server
Verbindung offen Datentransfer
Segment 1: SYN + ISN + Optionen
(bspw. MSS)
Active open Passive open
Segment 2: SYN, ACK + ISN +
Optionen (bspw. MSS)
Segment 3: ACK
Anwendung schließt Verbindung
Segment 1: FIN
EOF an Anwendung
Segment 2: ACKAnwendung darf noch
senden
Anwendung auf Serverseite geschlossen Segment n-1: FIN
Segment n: ACK
half-close #1
half-close #2
Active closePassive close
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TCP – Maximum Segment Size (MSS)
• Problem: Fragmentierung von TCP-Segmenten steigert
Verlustrate → erhöhter Aufwand zur Neuübertragung
• Lösung: 1 TCP-Segment = 1 IP-Paket MSS
• Idee:
– MSS wird von jedem Teilnehmer im Verbindungsaufbau als
Option gesendet kann theoretisch für beide Richtungen
unterschiedlich sein
– Gegenüber sendet Segmente
≤ min(𝑀𝑇𝑈 − 𝑠𝑖𝑧𝑒 𝐼𝑃𝐻𝑒𝑎𝑑𝑒𝑟 − 𝑠𝑖𝑧𝑒 𝑇𝐶𝑃𝐻𝑒𝑎𝑑𝑒𝑟 ,𝑀𝑆𝑆)
– normalerweise: abgeleitet von MTU des L2 (weitere
Grenzen möglich)
– ggf. Anpassung auf Basis von Path MTU Discovery
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TCP – Maximum Segment Size (MSS)
Client Server
Segment 1: SYN + ISN + MSS=536
Segment 2: SYN, ACK + ISN +
MSS=1460
Segment 3: ACK
Anwendung stellt Datenblocküber 1500 Byte ein
Segment 3:Seq: ISN+1
Payload: 536 ByteSegment 4: ACK, ACKSeq: ISN+537
Segment 5:Seq: ISN+537
Payload: 536 ByteSegment 6: ACK, ACKSeq: ISN+1073
Segment 7:Seq: ISN+1073
Payload: 428 ByteSegment 8: ACK, ACKSeq: ISN+1501
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TCP – Acknowledgements
• jedes ACK bestätigt alle Segmente bis zu dieser Stelle
• neues ACK für jedes Segment in der richtigen
Reihenfolge
39
Sender EmpfängerRouter Router
xx
yy
Segment xxACK für Segment yy
3536
36
3738
353433
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TCP – Delayed ACKs
• ACK-Anzahl reduzieren durch Verzögerung bis
– weiteres Segment empfangen wurde
– Timer abläuft (typisch: 200 ms)
39
Sender EmpfängerRouter Router
xx
yy
Segment xxACK für Segment yy
3536
36
3738
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TCP – Duplicate ACKs
• Bei Empfang eines außerplanmäßigen Segments:
letztes planmäßiges Segment erneut bestätigen
Fehlerindikator
• Beispiel Paketverlust
39
Sender EmpfängerRouter Router
36
xx
yy
Segment xxACK für Segment yy
3536
36
3738
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TCP – Duplicate ACKs
• Beispiel Paketvertauschung
• unterschiedliche Dup-ACK-Muster
– Einzeln: Paketvertauschung
– Serie: wahrscheinlich einzelner Paketverlust
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Sender EmpfängerRouter Router
36
xx
yy
Segment xxACK für Segment yy
3537
38
3638
36
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TCP: ARQ
• Detektion von Paketverlusten durch Timeout
– Stellen eines Timers für gesendetes Segment x
– Senden von n-1 weiteren Paketen (Fenstergröße n)
– bei Ablauf des Timers: Neuübertragung ab x
go-back-N ARQ
• Berechnung des Retransmission Timeouts (RTO)
(RFC 6298)
– SRTT: gewichteter Mittelwert von RTT,
– RTTVAR: mittlere Abweichung von SRTT,
– G: Auflösung d. Systemtimers,
– K: Gewichtung RTTVAR (oft: K = 4)
𝑅𝑇𝑇𝑉𝐴𝑅 ← 1 − 𝛽 ∙ 𝑅𝑇𝑇𝑉𝐴𝑅 + 𝛽 ∙ 𝑆𝑅𝑇𝑇 − 𝑅𝑇𝑇
𝑆𝑅𝑇𝑇 ← 1 − 𝛼 ∙ 𝑆𝑅𝑇𝑇 + 𝛼 ∙ 𝑅𝑇𝑇𝑹𝑻𝑶 ← 𝑺𝑹𝑻𝑻 +𝐦𝐚𝐱 𝑮,𝑲 ∙ 𝑹𝑻𝑻𝑽𝑨𝑹
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TCP: ARQ - Exponential Backoff
• Problem: zu viele Neuübertragungen verstopfen bereits
überlastete Router im Netz
• Lösung: Verdoppelung RTO bei aufeinander folgenden
Timeouts
– Einschränkung des Maximums möglich, min. 60 s, in der
Realität meist deutlich mehr
• Vorteil: löst Probleme mit Überlast
• Nachteil: ggf. lange Timeouts bis Erholung bei
kurzzeitigen Linkunterbrechungen (bspw.
Satellitenkommunikation)
𝑇1 = 𝑅𝑇𝑂, 𝑇2 = 2 ∙ 𝑇1, 𝑇3 = 2 ∙ 𝑇2, …
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TCP: ARQ – Fast Retransmit
• Problem: Timeout bei einzelnen verlorenen Pakete zu
lang ineffizient
• Idee: mehrere DUP-ACK mit gleicher Nummer deuten
auf Einzelverlust hin
sofortige Neuübertragung des betreffenden Segments
(selective repeat ARQ)
• Beispiel: Segmente 33, 35, 36 ausgeliefert
3 DUP-ACK für 34
sofortige Neuübertragung, statt Timeout
• Nachteil: unnötige Neuübertragung, wenn Pakete stark
unsortiert
zuverlässig nur mit „nahezu reihenfolgetreuen“
unteren Schichten
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TCP: ARQ – Selective ACK
• Problem: Cumulative ACKs können nur durchgehende
Datenbereiche bestätigen bei einzelnem Paketverlust
ggf. unnötige Übertragung mehrerer Segmente
• Idee: Selective ACKs (RFC 2018) erlauben Bestätigung
unzusammenhängender Bereiche
– Bestätigung durch SACK-Blöcke (von x bis y) in TCP
Option Header
– Neuübertragung nur fehlender Segmente
– nur möglich, wenn beidseitig unterstützt Aushandlung
während Verbindungsaufbau
• heute Standard in allen verbreiteten Systemen
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TCP: Flow Control – Sliding Window Protocol
• Problem: Bandbreitenverzögerungsprodukt
• Übertragungsfenster: mögliches Volumen ohne ACK zu
übertragender Daten
– Beispiel: Window Size = 10 kB → 10 kB Daten können
„auf Verdacht“ vom Sender losgeschickt werden (auch in
mehreren Segmenten)
• Fenstergröße ist Minimum aus
– Receive Window Size: vom Empfänger in jedem ACK
bekannt gegeben, bestimmt von der Größe des
Empfangspuffers
– Congestion Window: laut Slow-Start-Algorithmus aktuell
zulässiges Volumen unbestätigt übertragener Segmente
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TCP: Flow Control – Sliding Window Protocol
• Ohne Sliding Window:
• Bestätigung frühestens nach RTT möglich Leitung ist
„voll“, wenn während RTT ständig Daten nachfließen
• Datenmenge in RTT = Datenrate · RTT optimale
Fenstergröße
Daten
ACK
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TCP: Flow Control – Sliding Window Protocol
• Mit Sliding Window:
• Kontinuierlicher Datenfluss über die Leitung
optimale Ausnutzung
Daten
ACK
DatenDatenDatenDatenDaten
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TCP: Flow Control – Sliding Window Protocol
• Zu großes Übertragungsfenster
– Daten verbleiben im lokalen Puffer oder
– steigender Pufferfüllstand auf Routern (bei unterschiedlich
schnellen Teilstrecken, bspw. WLAN – DSL - …)
steigendes Delay
mögliche Paketverluste
• Zu kleines Übertragungsfenster
– keine weiteren Daten zur Übertragung frei
ungenutzte Übertragungskapazität
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TCP: Flow Control – Receive Window
• Freie Pufferkapazität im Empfänger
• bestimmt durch Entnahme von Daten seitens der
Applikation
• Silly Window Syndrome
– voller Empfängerpuffer ( RWIN = 0, Sender stoppt)
– Entnahme in kleinen Häppchen ( RWIN sehr klein,
Sender schickt angeforderte, kleine Datenmenge als ein
Segment)
ineffiziente Übertragung durch großen Overhead (TCP-
Header)
Empfangene DatenRWIN
Empfängerpuffer
zur Applikation
aus demNetz
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TCP: Flow Control – Congestion Window
• Maximale Anzahl ohne ACK zu sendender Segmente
– Vermeidung von Überlast im Netzwerk und am Ziel
– faire Ressourcenverteilung ohne zentrale Steuerung
• 2 Phasen:
– Slow Start: Erhöhung des Congestion Window (cwnd) um
1 MSS je empfangenem ACK resultiert in Verdoppelung
des cwnd mit jedem RTT (bis zur Erreichung des Slow
Start Schwellwerts (ssthresh))
– Congestion Avoidance: Erhöhung des cwnd um 1/cwnd mit
jedem ACK resultiert in linearer Vergrößerung des cwnd (1
MSS je RTT)
• Theoretisch: Vergrößerung bis RWIN
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TCP: Flow Control – Congestion Window
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9
14
12
10
8
6
4
2
0
Time (RTT)
cwn
d(S
egm
ente
)
Slowstart
Congestionavoidance
RWIN=12
ssthresh=8
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TCP: Flow Control – Reaktion auf Paketverlust
• 2 Fälle:
– Timeout (ernsthaftes Problem im Netz)
• Zurück auf Slow Start
• Cwnd = 1 MSS
• Ssthresh auf halbe Fenstergröße vor Verlust (min. 2 MSS)
– DUP-ACK (Link i.O., einzelner Paketverlust)
• Fast Retransmit (des fehlenden Segmentes, ab TCP Reno)
• Fast Recovery
– ssthresh & cwnd auf halbe Fenstergröße vor dem Verlust
– weiter mit Congestion Avoidance
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TCP: Flow Control – Slow Start nach Timeout
0 3 6 9 12 15 18 21 24
25
20
15
10
5
0
ssthresh = 8
cwnd = 20
Timeout
ssthresh = 10
cwnd = 1
Time (RTT)
cwn
d(S
egm
ente
)
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TCP: Flow Control – Fast Recovery
0 3 6 9 12 15 18 21 24
25
20
15
10
5
0
ssthresh = 8
cwnd = 20
≥ 3 DUP-ACK Fast Recovery
ssthresh = 10cwnd = 10
Time (RTT)
cwn
d(S
egm
ente
)
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TCP: Flow Control – Heute und Morgen
• TCP Vegas, New Reno, Hybla, CUBIC, SPDY, etc.
– Anpassung verschiedener Parameter an unterschiedliche
Einsatzzwecke (mobil, hohe Latenz, ...)
– Beispiel CUBIC http://research.csc.ncsu.edu/netsrv/?q=content/bic-and-cubic
cwnd
Zeit
Wmax
Steady StateBehavior
Probing
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TCP: Probleme im mobilen Einsatz
• Annahme: Paketverlust = Stau im Netzwerk
– Staukontrolle mit Slow Start etc.
– Realität: Paketverlust viel häufiger aufgrund Fehler im
Medium
unnötiges Abregeln der Senderate
• Annahme: Jitter verhältnismäßig klein
– je nach Implementierung schwache Gewichtung neuer
RTT-Werte
– Realität: je nach Medium (WLAN!) massiv schwankende
Übertragungsverzögerung (bspw. durch ARQ auf Link
Layer)
einfache Änderung durch breite Verteilung nicht möglich
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TCP: Lösungsbeispiele – Indirect TCP
• Aufspaltung der Verbindung in festen und mobilen Teil
– normales TCP im Festnetz
– optimiertes TCP auf drahtlosem Link
– Vorteil: keine Anpassung der Systeme im Internet
– Nachteil: Verlust der Ende-zu-Ende-Semantik
Internet
Standard-TCP „mobiles“ TCP
Mobility SupportRouter (MSR)
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TCP: Lösungsbeispiele – Indirect TCP
• Vorteile:
– keine Änderungen am bestehenden Netz, alle TCP-
Optimierungen funktionieren wie gewohnt
– Festnetz gegen Übertragungsfehler im mobilen Teil isoliert
– sehr schnelle Neuübertragung auf Funklink möglich, da
Linkparameter gut bekannt
• Nachteile
– Verlust der Ende-zu-Ende-Semantik ACK heißt nicht
mehr, dass der Empfänger das Paket erhalten hat
– möglicherweise höhere Latenz durch Pufferung
– Probleme bei Handover/Mobilität
– scheitert an Sicherheitsmechanismen wie IPSec
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TCP: Lösungsbeispiele – Snooping TCP
• transparente TCP-Erweiterung im MSR
– Puffern von Paketen an MH
– verlorene Pakete auf dem Funklink werden lokal erkannt
und direkt neu übertragen
mehr Wissen über Funklink, ggf. schnellere Erkennung
von Ausfällen
– Filterung von DUP-ACK bei lokaler Neuübertragung
Paketverlust wird vor Sender verborgen
Internet
MSR
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TCP: Lösungsbeispiele – Snooping TCP
• Übertragung an MH (Downlink)
– Zwischenspeichern von Paketen im AP
– Neuübertragung bei DUP-ACK oder lokalem Timeout
• Übertragung von MH (Uplink)
– Erkennung von Lücken in Sequenznummern
– Explizite Signalisierung von Verlusten mittels TCP SACK
an MH schnelle lokale Neuübertragung
• Probleme
– Isolation nicht so vollständig, wie bei Indirect-TCP
– IPSec verhindert Anwendung
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TCP: Lösungsbeispiele – Sonstige
• Mobile TCP
– Indirekt-TCP-Ansatz mit TCP ohne Slow Start auf Mobilseite
– Anhalten der netzseitigen Verbindung bei Abbruch im Funklink RWIN=0
– Wiederaufnahme durch RWIN > 0
• Erzwungenes Fast Retransmit/Fast Recovery
– MH täuscht durch DUP ACKs nach Netzwechsel einzelnePaketverluste vor Fast Retransmit, statt Slow Start
– lediglich Lösung für Handover, keine Isolation von Paketverlusten im Funklink
• verschiedene andere Speziallösungen Grundproblem bleibt: Paketverluste + hoher Jitter problematisch für TCP
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Stream Control Transmission Protocol
• Transportprotokoll mit Schwerpunkt auf Signalisierungs-
transport
• RFC 4960
• nachrichtenorientiert Transport ( vgl. UDP)
• Auslieferungs- & Reihenfolgegarantie ( vgl. TCP)
• Staukontrolle ( vgl. TCP)
• Transport mehrerer, unabhängiger Ströme
• Multihoming-Fähigkeit
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SCTP Multihoming
• Mehrere Adressen pro Endpunkt möglich
• Umkonfiguration der bevorzugten Adresse im Betrieb
• Verwendung alternativer Adressen bei Neuübertragung
• Mit Erweiterung (RFC 5061): dynamisches Hinzufügen
und Löschen von Adressen (auch nach Wechsel der
Anbindung)
S1 S2
A
BC
D
E
IP-Adressen
SCTP associationS1: A, B, CS1-active: AS2: D, ES2-active: E
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Zusammenfassung
• Mobilität stellt Transportschicht vor neue Probleme
– veränderte Designannahmen
• Verlustrate
• Jitter
– Änderung des Netzzugangspunktes möglich
Probleme mit Nutzung der IP-Adresse als Identifikation
in Verbindungsinformationen
• verschiedene Lösungsansätze
– Isolation des Funklinks durch Indirect-TCP, u.ä.
– Multihoming mit dynamischer Adressverwaltung bei SCTP
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