신뢰적인 데이터 전송을 구현하는 문제는 트랜스포트 계층뿐만 아니라 링크 계층과 애플리케이션 계층에서도 발생할 수 있는 문제이다.
따라서 이 절에서는 일반적인 상황에서의 신뢰적인 데이터 전송 문제를 다룬다.
신뢰적인 데이터 전송 연구의 프레임워크는 다음과 같다.
상위 계층 객체에게 제공되는 서비스 추상화는 / 데이터가 전송될 수 있는 신뢰적인 채널의 서비스 추상화다.
- 신뢰적인 채널에서는 전송된 데이터가 손상되거나 손실되지 않으며,
- 모든 데이터는 전송된 순서 그대로 전달된다.
= TCP가 인터넷 애플리케이션에게 제공하는 서비스 모델
신뢰적인 데이터 전송 프로토콜(reliable data transfer protocol)의 의무는 신뢰적인 채널의 서비스 추상화를 구현하는 것이다.
이 절에서는 점점 복잡해지는 하위 채널 모델을 고려하여 신뢰적인 데이터 전송 프로토콜의 송신자 측면과 수신자 측면을 점진적으로 개발해나간다.
논의 과정 중 채택할 한 가지 가정 : 패킷은 순서대로 전달된다. (하부 채널은 패킷의 순서를 바꾸지 않음)
위 두 가지 그림 중 b는 데이터 전송 프로토콜의 인터페이스를 나타낸다.
- 데이터 전송 프로토콜의 송신 측은 rdt_send() 호출로 위쪽으로부터 호출될 것이며, 수신 측에서는 상위 계층으로 전달될 데이터를 넘길 것이다.
- rdt : 신뢰적인 데이터 전송(reliable data transfer) 프로토콜을 나타낸다.
- _send : rdt의 송신 측이 호출되고 있음을 나타낸다.
- 수신 측에서 rdt_rcv()는 패킷이 채널의 수신 측으로부터 도착했을 때 호출된다.
- rdt 프로토콜이 상위 계층에 데이터를 전달하려고 할 때 deliver_data()를 호출한다.
이 절에서는 단방향 데이터 전송(unidirectional data tranfer)의 경우인 송신 측으로부터 수신 측까지의 데이터 전송만을 고려한다.
양방향(전이중) 데이터 전송(bidirectional data transfer)의 설명은 상당히 복잡하다.
단방향 데이터 전송만 생각하더라도 프로토콜의 송신 측과 수신 측이 양방향으로 패킷을 전달할 필요가 있다.
즉, rdt의 송신 측과 수신 측은 전송 데이터를 포함하는 패킷을 교환하는 것 외에 제어 패킷을 양쪽으로 전송해야 한다.
- rdt의 송신 측과 수신 측 모두 udt_send()를 호출함으로써 다른 쪽에 패킷을 전송한다.
- udt : 비신뢰적인 데이터 전송(unreliable data transfer)을 나타냄
- 화살표는 한 상태로부터 다른 상태로의 전이를 나타낸다.
- FSM의 초기 상태는 점선 화살표로 표시된다.
- 전이를 일으키는 이벤트(event)는 변화를 표기하는 가로선 위에 나타낸다.
- 이벤트가 발생했을 때 취해지는 행동, 액션(action)은 가로선 아래에 나타낸다.
- 이벤트 발생 시 어떠한 행동도 취해지지 않거나, 어떠한 이벤트 발생 없이 행동이 취해질 때
동작이나 이벤트가 없음을 표시하기 위해 각각 가로선 아래나 위에 기호 𝚲를 사용한다.
하위 채널이 완전히 신뢰적인 가장 간단한 경우를 고려해보자.
rdt1.0 송신자와 수신자에 대한 유한상태 머신(FSM) 정리는 아래 그림과 같다.
💡 송신자에 대해 그리고 수신자에 대해 분리된 FSM이 있다
- a는 송신자(sender)의 동작에 대한 정의
- b는 수신자(receiver)의 동작에 대한 정의
rdt1.0에서 각각의 FSM은 하나의 상태만을 가지므로, 전이는 필연적으로 그 상태로부터 자신으로 되돌아온다.
- rdt_send(data) 이벤트에 의해
(이 이벤트는 상위 계층 애플리케이션의 프로시저 호출(e.g., rdt_send())에 의해 발생)- 상위 계층으로부터 데이터를 받아들이고
- 데이터를 포함한 패킷을 생성한다. (make_pkt(data))
- 그러고 난 후 패킷을 채널로 송신한다.
- rdt는 rdt_rcv(packet) 이벤트에 의해 하위의 채널로부터 패킷을 수신한다. : 이 이벤트는 하위 계층 프로토콜로부터의 프로시저 호출(e.g., rdt_rcv())에 의해 발생한다.
- 패킷으로부터 데이터를 추출하고 (extract(packet, data))
- 데이터를 상위 계층으로 전달한다. (deliver_data(data))
여기서는 데이터 단위와 패킷의 차이점이 없으며, 모든 패킷 흐름은 송신자로부터 수신자까지다.
💡 완전히 신뢰적인 채널에서는 오류가 생길 수 없으므로 수신 측이 송신 측에게 어떤 피드백(feedback)도 제공할 필요가 없다.
또한, 수신자는 송신자가 데이터를 송신하자마자 데이터를 수신할 수 있다고 가정하였다.
따라서 수신자가 송신자에게 천천히 보내라는 것을 요청할 필요가 없다.
패킷 안의 비트들이 하위 채널에서 손상되는 모델이다.
일반적으로 이러한 비트 오류는 패킷이 전송 도는 전파되거나 버퍼링될 때 네트워크의 물리적인 구성요소에서 발생한다.
- 긍정 확인응답(positive acknowledgment, “OK”)
- 부정 확인응답(negative acknowledgment, “그것을 반복해주세요”)
이러한 제어 메시지는 정확하게 수신되었는지 또는 잘못 수신되어 반복이 필요한지를 수신자가 송신자에게 알려줄 수 있게 한다.
비트 오류를 처리하기 위해 기본적으로 다음과 같은 세 가지 부가 프로토콜 기능이 ARQ 프로토콜에 요구된다.
비트 오류가 발생했을 때 수신자가 검출할 수 있는 기능이 필요하다. → checksum
이러한 기술은 수신자가 패킷 비트 오류를 검출하고 복구할 수 있게 해준다.
송신자가 수신자의 상태를 알기 위한 유일한 방법은 수신자가 송신자에게 피드백을 제공하는 것이다.
수신자의 상태 : 패킷이 정확하게 수신되었는지 아닌지 등
e.g., rdt2.0 프로토콜에서는 수신자로부터 송신자 쪽으로 ACK와 NAK 패킷들을 전송할 것이다.
- 긍정 확인 응답(ACK)
- 부정 확인 응답(NAK)
→ 이러한 패킷은 단지 한 비트 길이면 된다. (0 또는 1)
수신자에서 오류를 가지고 수신된 패킷은 송신자에 의해 재전송(retransmit)된다.
2개의 상태가 존재한다.
- 왼쪽 상태에서 송신 측 프로토콜은 상위 계층으로부터 데이터가 전달되기를 기다린다.
- 송신자는 패킷 체크섬과 함께 전송될 데이터를 포함하는 패킷(sndpkt)을 생성하고,
- 그 패킷을 udt_send(sndpkt) 동작을 통해 전송한다.
- rdt_sent(data) 이벤트가 발생하면,
- 오른쪽 상태에서 송신자 프로토콜은 수신자로부터의 ACK 또는 NAK 패킷을 기다린다.
- 만약 ACK 패킷이 수신된다면 (rdt_rcv(rcvpkt) && isACK(rcvpkt))
- 가장 최근에 전송된 패킷이 정확하게 수신되었음을 의미한다.
- 따라서 프로토콜은 상위 계층으로부터 데이터를 기다리는 상태로 돌아간다.
- 만약 NAK가 수신된다면
- 프로토콜은 마지막 패킷을 재전송한다.
- 재전송된 데이터 패킷에 대한 응답으로 수신자에 의해 응답하는 ACK 또는 NAK를 기다린다.
- 만약 ACK 패킷이 수신된다면 (rdt_rcv(rcvpkt) && isACK(rcvpkt))
rdt2.0과 같은 프로토콜은 전송 후 대기(stop-and-wait) 프로토콜이다.
💡 송신자가 ACK 또는 NAK를 기다리는 상태에 있을 때, 상위 계층으로부터 더 이상의 데이터를 전달받을 수 없다.
즉, rdt_send() 이벤트는 발생할 수 없으며, 이는 오직 송신자가 ACK를 수신하고 이 상태를 떠난 후에 발생할 것이다.
따라서 송신자는 수신자가 현재의 패킷을 정확하게 수신했음을 확신하기 전까지 새로운 데이터를 전달하지 않는다.
단일 상태를 갖는다.
패킷이 도착했을 때, 수신자는 수신된 패킷이 손상되었는지 아닌지에 따라 ACK 또는 NAK로 응답한다.
여기서는 ACK 또는 NAK 패킷이 손상될 수 있다는 가능성을 고려하지 않았다.
만약 ACK 또는 NAK가 손상되었다면, 송신자는 수신자가 전송된 데이터의 마지막 부분을 올바르게 수신했는지를 알 방법이 없다.
대안 1 : 송신자가 검출뿐만 아니라 비트 오류로부터 회복할 수 있도록 충분한 체크섬 비트들을 추가한다.
이 방식은 패킷이 손상될 수 있으나 손실되지는 않는 채널의 경우에는 즉각적으로 문제를 해결할 수 있다.
대안 2 : 송신자가 왜곡된 ACK 또는 NAK 패킷을 수신할 때 현재 데이터 패킷을 단순히 다시 송신한다.
그러나 이 방식은 송신자에게 수신자 간의 채널로 중복 패킷(duplicate packet)을 전송한다.
- 송신자 입장에서는 마지막으로 전송된 ACK 또는 NAK가 송신자에게 정확하게 수신됐는지를 알 수 없다.
- 수신자 입장에서는 도착하는 패킷이 새로운 데이터를 포함하고 있는 것인지 아니면 재전송인지를 사전에 알 수 없다.
💡 데이터 패킷에 새로운 필드를 추가하고 이 필드 안에 순서 번호(sequence number)를 삽입하는 방식으로 데이터 패킷에 송신자가 번호를 붙인다.
이는 현존하는 데이터 전송 프로토콜에 채택된 방법이다.
수신자는 수신된 패킷이 재전송인지를 결정할 때는 이 순서 번호만 확인하면 된다.
rdt2.1은 rdt2.0보다 두 배 많은 상태를 가지고 있다.
이는 아래의 2가지를 반영해야 하기 때문이다.
- 프로토콜 상태가 현재 (송신자에 의해) 전송되고 있는지에 대한 반영
- (수신자가) 기다리고 있는 패킷이 순서 번호 0 또는 1을 가져야 하는지에 대한 반영
프로토콜 rdt2.1은 수신자로부터 송신자까지의 긍정 확인응답과 부정 확인응답을 모두 포함한다.
- 순서가 바뀐 패킷이 수신되면, 수신자는 이미 전에 수신한 패킷에 대한 긍정 확인응답을 전송한다.
- 손상된 패킷이 수신되면, 수신자는 부정 확인응답을 전송한다.
NAK를 송신하는 것 대신에,
가장 최근에 정확하게 수신된 패킷에 대해 ACK를 송신함으로써 NAK를 송신한 것과 같은 효과를 얻을 수 있다.
즉, 같은 패킷에 대해 2개의 ACK를 수신(즉, 중복(duplicate) ACK를 수신)한 송신자는
수신자가 두 번 ACK 한 패킷의 다음 패킷을 정확하게 수신하지 못했다는 것을 알게 된다. (NAK의 의미와 동일)
rtd2.2는 rdt2.1과 다르게,
- 수신자가 반드시 ACK 메시지에 의해 확인 응답되는 패킷의 순서 번호를 포함해야 한다.
- 이는 수신자 FSM의 make_pkt()에 ACK, 0 또는 ACK, 1인 인수를 넣어서 수행한다.
- 송신자는 수신된 ACK 메시지에 의해 확인응답된 패킷의 순서 번호를 반드시 검사해야만 한다.
- 이는송신자 FSM의 isACK()에 0 또는 1인 인수를 넣어서 수행한다.
하위 채널이 패킷을 손실하는 경우도 생각해보자.
다음과 같은 두 가지 부가 내용을 프로토콜이 다루어야 한다.
- 어떻게 패킷 손실을 검출할 것인가?
- 패킷 손실이 발생했을 때 어떤 행동을 할 것인가?
💡 송신자에게 손실된 패킷의 검출과 회복 책임을 부여한다.
송신자가 데이터 패킷을 전송하고, 패킷 또는 수신자의 패킷에 대한 ACK를 손실했다고 가정하자.
어느 경우에서나 송신자에게는 수신자로부터 어떠한 응답도 없다.
즉, 송신자는 데이터 패킷이 손실되었는지, ACK가 손실되었는지, 패킷 또는 ACK가 단순히 지나치게 지연된 것인지를 알지 못한다.
만약 송신자가 패킷을 잃어버렸다고 확신할 정도로 충분한 시간을 기다릴 수만 있다면, 데이터 패킷은 간단하게 재전송될 수 있다.
그러나 송신자가 어떤 패킷을 손실했다는 것을 확신하기 위해 얼마나 오랫동안 기다려야 할까?
송신자는 적어도 다음의 시간만큼을 기다려야 한다.
송신자와 수신자 사이의 왕복 시간 지연(중간 라우터에서의 버퍼링을 포함) + 수신 측에서 패킷을 처리하는 데 필요한 시간
실제 상황에서 채택한 접근 방식은 이와 같다.
💡 패킷 손실이 일어났을 만한 그런 시간을 선택하여, 만일 ACK가 이 시간 안에 수신되지 않는다면 패킷은 재전송된다.
이것은 송신자 대 수신자 채널에서 중복 데이터 패킷(duplicate data packet)의 가능성을 포함하나,
프로토콜 rdt2.2에서처럼 패킷의 순서 번호를 통하여 처리가 가능하다.
시간 기반의 재전송 메커니즘을 구현하기 위해서는
주어진 시간이 지난 후에 송신자를 인터럽트(중단)할 수 있는 카운트다운 타이머(countdown timer)가 필요하다.
그러므로 송신자는 다음처럼 동작해야 한다.
- 매 패킷(첫 번째 또는 재전송 패킷)이 송신된 시간에 타이머를 시작한다.
- 타이머 인터럽트에 반응한다. (즉, 적당한 행동을 취함)
- 타이머를 멈춘다.
아래의 4가지 다이어그램은 프로토콜이 패킷 손실 또는 지연 없이 어떻게 동작하는지와 손실된 데이터 패킷을 어떻게 처리하는지를 나타낸 것이다.
시간은 다이어그램의 위로부터 아래로 흐른다.
패킷에 대한 수신 시간은 전송 지연과 전파 지연 때문에 패킷 전송 시간보다 더 늦다.
패킷의 순서 번호가 0과 1이 번갈아 일어나기 때문에 프로토콜 rdt3.0은 얼터네이팅 비트 프로토콜(alternating-bit protocol)이라고 부른다.
프로토콜 rdt3.0은 기능적으로는 정확한 프로토콜이나, 오늘날의 고속 네트워크에서 누구나 이것의 성능에 만족하는 것은 아니다.
💡 rdt3.0의 핵심적인 성능 문제는 전송 후 대기(stop-and-wait) 프로토콜이라는 점 때문에 발생한다.
전송 후 대기 프로토콜은 형편없는 송신자 이용률(utilization, 또는 효율)을 갖는다.
이에 대한 해결책은 다음과 같다.
송신자에게 확인응답을 기다리기 전에 송신을 전송하도록 허용하는 것이다. = 파이프라이닝(pipelining)
즉, 많은 전송 중인 송신자-수신자 패킷을 파이프라인에 채워 넣는 것이다.
아래의 그림들을 통해 만약 확인응답들을 기다리기 전에 송신자가 3개의 패킷을 전송하도록 허용한다면
송신자의 이용률은 3배가 되리라는 것을 볼 수 있다.
즉, window size 만큼 효율이 증가한다는 것이다.
파이프라이닝 방식은 신뢰적인 데이터 전송 프로토콜에서 다음과 같은 중요성을 지니고 있다.
각각의 전송 중인 패킷은 유일한 순서 번호를 가져야 한다.
전송 중인 확인응답(ACK)이 안 된 패킷이 여럿 있을지도 모르기 때문이다.
최소한 ‘송신자는 전송되었으나 확인응답되지 않은 패킷’을 버퍼링해야 한다.
정확하게 수신된 패킷의 버퍼링은 수신자에게서도 필요하다.
파이프라인 오류 회복의 두 가지 기본적인 접근 방법
- GBN(Go-Back-N) : N부터 반복
- SR(Selective Repeat) : 선택적 반복
💡 GBN(Go-Back-N, N부터 반복) 프로토콜에서 송신자는 확인 응답을 기다리지 않고 여러 패킷을 전송(가능할 때)할 수 있다.
그러나 파이프라인에서 확인응답이 안 된 패킷의 최대 허용 수 N보다 크지 말아야 한다.
아래 그림은 GBN 프로토콜에서 송신자 관점의 순서 번호 범위를 보여준다.
- 확인응답이 안 된 가장 오래된 패킷의 순서 번호를 base로 정의한다.
- 가장 작은 순서 번호를 nextseqnum(전송될 다음 패킷의 순서 번호)으로 정의한다.
이를 통해서 순서 번호의 범위에서 4개의 간격을 식별할 수 있다.
- 간격 [0, base-1] : 순서 번호는 이미 전송되고 확인응답이 된 패킷
- 간격 [base, nextseqnum-1] : 송신은 되었지만 아직 확인응답되지 않은 패킷
- 간격 [nextseqnum, base+N-1] : 상위 계층으로부터 데이터가 도착하면 바로 전송될 수 있는 패킷
- base+N 이상
→ 파이프라인에서 확인응답이 안 된 패킷(특히, 순서 번호 base를 가진 패킷)의 확인응답이 도착할 때까지 사용될 수 없다.
전송되었지만 아직 확인응답이 안 된 패킷을 위해,
허용할 수 있는 순서 번호의 범위는 순서 번호의 범위상에서 크기가 N인 ‘윈도(window)’로 나타낸다.
- 프로토콜이 동작할 때, 이 윈도는 순서 번호 공간에서 오른쪽으로 이동(slide)된다.
- N = 윈도 크기(window size)
따라서 GBN 프로토콜은 슬라이딩 윈도 프로토콜(sliding-window protocol)이라고 부른다.
실제로 패킷의 순서 번호는 패킷 헤더 안의 고정된 길이 필드에 포함된다.
- 만약 k가 패킷 순서 번호 필드의 비트 수라면, 순서 번호의 범위는 [0, 2^k - 1]
- 순서 번호의 제한된 범위에서, 순서 번호를 포함하는 모든 계산은 모듈로(modulo) 2^k 연산을 이용한다.
- base와 nextseqnum 변수를 추가한다.
- 이러한 변수에서의 동작과 이러한 변수를 포함하는 조건부 동작을 추가한다.
GBN 송신자는 다음과 같은 세 가지 타입의 이벤트에 반응해야 한다.
1️⃣ 상위로부터의 호출
- rdt_send()가 위로부터 호출되면, 송신자는 우선 윈도가 가득 찼는지 확인한다.
(즉, N개의 아직 확인응답되지 않은 패킷이 있는지를 확인) - 만약 윈도가 가득 차 있지 않다면 패킷이 생성되고 송신되며, 변수들이 적절하게 갱신된다.
- 만약 윈도가 가득 차 있다면, 단지 데이터를 상위 계층으로 반환한다.
- 이는 윈도가 가득 차 있음을 가리키는 함축적인 의미이다.
- 따라서 상위 계층은 나중에 rdt_send()를 다시 시도할 것이다.
실제적인 구현에서 송신자는 아래와 같은 방법을 사용할 것이다.
- 이 데이터를 버퍼링한다. (그러나 즉시 송신하진 않음)
- 오직 윈도가 가득 차 있지 않을 때만 rdt_send()를 호출하는 동기화 메커니즘을 사용한다.
(e.g., semaphore 또는 flag)
2️⃣ ACK의 수신
GBN 프로토콜에서
순서 번호 n을 가진 패킷에 대한 확인응답은 누적 확인응답(cumulative acknowledgment)으로 인식된다.
이 누적 확인 응답은 수신 측에서 올바르게 수신된 n을 포함하여, n까지의 순서 번호를 가진 모든 패킷에 대한 확인 응답이다.
3️⃣ 타임아웃 이벤트
타이머는 손실된 데이터 또는 손실된 확인응답 패킷으로부터 회복하는 데 사용된다.
만약 타임아웃이 발생한다면, 송신자는 이전에 전송되었지만 아직 확인응답되지 않은 !!모든!! 패킷을 다시 송신한다.
위의 그림에서 송신자는
가장 오래된 ‘전송했지만, 아직 확인응답 안 된 패킷’에 대한 타이머로 생각될 수 있는 단일 타이머를 사용한다.
- 만일 한 ACK가 수신되었지만, 추가로 ‘전송했지만, 아직 확인응답 안 된 패킷’이 아직 존재한다면, 타이머를 다시 시작한다.
- 만약 아직 확인응답 안 된 패킷이 없다면, 타이머를 멈춘다.
- 만약 순서 번호 n을 가진 패킷이 오류 없이, 그리고 순서대로 수신된다면
(= 상위 계층에 마지막으로 전달된 데이터가 순서 번호 n-1을 가진 패킷에서 온 것이라면)
수신자는 패킷 n에 대한 ACK를 송신하고 상위 계층에 패킷의 데이터 부분을 전달한다. - 그 외의 경우에는 수신자는 그 패킷을 버리고 가장 최근에 제대로 수신된 순서의 패킷에 대한 ACK를 재전송한다.
지금 패킷 n이 수신되어야 하지만, 그 사람 다음의 패킷 n+1이 먼저 도착했다고 가정하자.
수신자는 상위 계층에 데이터를 전달해야 한다.
데이터가 순서대로 전달되어야 하므로, 수신자는 패킷 n+1을 저장하고
나중에 패킷 n이 수신되고 전달된 후에 상위 계층에 이 패킷을 전달한다.
그러나 만일 패킷 n이 손실된다면, GBN 재전송 규칙에 따라 수신자에게는 패킷 n과 n+1이 모두 재전송될 것이다.
💡 이점 : 수신자 버퍼링이 간단하다 (수신자는 어떤 순서가 잘못된 패킷에 대해 버퍼링을 할 필요가 없다!)
- 송신자가 유지해야 하는 것
- 윈도 상위와 하위 경계
- 이 윈도 안에 있는 nextseqnum 위치
- 수신자가 유지해야 하는 것 : 다음 순서 패킷의 순서 번호
물론, 올바르게 수신된 패킷을 버리는 것의 단점은 그 패킷의 재전송이 손실되거나 왜곡될 수 있으므로 많은 재전송이 필요할 수도 있다는 것이다.
아래 그림은 윈도 크기가 4 패킷인 경우에 대한 GBN 프로토콜의 동작을 보여준다.
- 윈도 크기가 4 → 송신자는 패킷 0부터 3까지 송신한다.
- 송신을 계속하기 전에 하나 이상의 패킷이 긍정 확인응답되는 것을 기다려야 한다.
- ACK0, ACK1처럼 각각의 성공적인 ACK가 수신되었을 때
- 윈도는 앞으로 이동한다.
- 송신자는 하나의 새로운 패킷(pkt4와 pkt5, 각각)을 전송한다.
- 수신 측에서는 pkt2가 손실되었으므로 pkt3, 4, 5는 순서가 잘못된 패킷으로 발견되어 제거된다.
앞에서 본, 확장된(extended) FSM을 다시 떠올려보자.
이 구현은 발생할 수 있는 다양한 이벤트에 대한 대응으로 취할 수 있는 동작을 구현하는 다양한 절차들과 유사하다.
이러한 이벤트 기반 프로그래밍(event-based programming)에서의 다양한 프로시저들은
프로토콜 스택에서 다른 프로시저에 의해 야기되거나 인터럽트의 결과로 요청될 것이다.
송신자에서 이러한 이벤트들에 대한 예시로는 다음과 같다.
- rdt_send()를 호출하기 위한 상위 계층 개체로부터의 호출
- 타이머 인터럽트
- 패킷이 도착했을 때 rdt_rcv()를 호출하기 위한 하위 계층으로부터의 호출
GBN 프로토콜은 송신자가 패킷으로 파이프라인을 채우는 것을 통해 전송 후 대기 프로토콜에서의 채널 이용률 문제를 피하도록 하였다.
그러나 GBN 자체에는 성능 문제를 겪는 시나리오들이 존재한다.
윈도 크기와 대역폭 지연(bandwidth-delay) 곱의 결과가 모두 클 때, 많은 패킷이 파이프라인에 있을 수 있다.
GBN은 패킷 하나의 오류 때문에 많은 패킷을 재전송하므로, 많은 패킷을 불필요하게 재전송하는 경우가 발생한다.
채널 오류의 확률이 증가할수록 파이프라인은 불필요한 재전송 데이터로 채워진다.
💡 SR(Selective Repeat, 선택적 반복) 프로토콜은
수신자에서 오류(손실되거나 변조된)가 발생한 패킷을 수신했다고 의심되는 패킷만을 재전송한다.
- 이를 통해서 SR는 불필요한 재전송을 피한다.
- 필요에 따라 각각의 개별적인 재전송은 수신자가 올바르게 수신된 패킷에 대한 개별적인 확인응답을 요구할 것이다.
윈도 크기 N은 파이프라인에서 아직 확인응답이 안 된 패킷 수를 제한하는 데 사용된다.
그러나 GBN과는 달리, 송신자는 윈도에 있는 몇몇 패킷에 대한 ACK를 이미 수신했을 것이다.
- SR 수신자는 패킷의 순서와는 무관하게 손상 없이 수신된 패킷에 대한 확인응답을 할 것이다.
- 빠진 패킷이 존재하는 경우
- 순서가 바뀐 패킷은 빠진 패킷이 수신될 때까지 버퍼에 저장하고,
(빠진 패킷 = 아직 도착하지 않은 더 낮은 순서 번호를 가진 패킷) - 빠진 패킷이 수신된 시점에서 일련의 패킷을 순서대로 상위 계층에 전달할 수 있다.
(re-order & reassemble the packets → in-order delivery to upper layer)
- 순서가 바뀐 패킷은 빠진 패킷이 수신될 때까지 버퍼에 저장하고,
1️⃣ 상위로부터 데이터 수신
상위에서 데이터가 수신될 때, SR 송신자는 패킷의 다음 순서 번호를 검사한다.
- 순서 번호가 송신자 윈도 내에 있으면 데이터는 패킷으로 송신된다.
- 그렇지 않으면 GBN처럼 버퍼에 나중에 전송하기 위해 되돌려진다.
2️⃣ 타임아웃
타이머는 손실된 패킷을 보호하기 위해 재사용된다.
그러나 타임아웃 시 오직 한 패킷만이 전송되기 때문에, 각 패킷은 자신의 논리 타이머가 있어야 한다.
3️⃣ ACK 수신
ACK가 수신되었을 때, SR 송신자는 그 ACK가 윈도 내에 있다면 그 패킷을 수신된 것으로 표기한다.
- 만약 패킷 순서 번호가 send_base와 같다면, 윈도 베이스는 가장 작은 순서 번호를 가진 아직 확인응답되지 않은 패킷으로 옮겨진다.
- 만약 윈도가 이동하고 윈도 내의 순서 번호를 가진 미전송 패킷이 있다면, 이 패킷들은 전송된다.
1️⃣ [rcv_base, rcv_base+N-1] 내의 순서 번호를 가진 패킷이 손상 없이 수신된다.
이 경우는 수신된 패킷이 수신자의 윈도에 속하는 것이며, 선택적인 ACK 패킷이 송신자에게 회신된다.
- 만약 이 패킷이 이전에 수신되지 않았던 것이라면 버퍼에 저장된다.
- 만약 이 패킷이 수신 윈도의 base와 같은 순서 번호를 가졌다면,
이 패킷과 이전에 버퍼에 저장되어 연속적으로 번호를 가진(rcv_base로 시작하는) 패킷들은 상위 계층으로 전달된다.
2️⃣ [rcv_base-N, rcv_base-1] 내의 순서 번호를 가진 패킷이 수신된다.
이 경우에는 이 패킷이 수신자가 이전에 확인응답한 것이라도 ACK가 생성되어야 한다.
3️⃣ 그 외의 경우, 패킷을 무시한다.
- 처음에 pkt3, 4, 5를 버퍼에 저장한다.
- 마지막으로 pkt2가 수신되었을 때 pkt2와 함께 상위 계층에 전달한다.
SR 수신자 이벤트와 행동의 2단계 : [rcv_base-N, rcv_base-1] 내의 순서 번호를 가진 패킷이 수신된다.
여기서 수신자가 현재의 윈도 base보다 작은 특정 순서 번호를 가진 ‘이미 수신된 패킷’을 무시하지 않고 재확인 응답을 하는 것이 중요하다!
e.g.,
송신자와 수신자의 순서 번호 공간을 줬을 때, 수신자가 송신자에게 보내는 send_base 패킷에 대한 ACK가 없다면
(우리에게는 수신자가 그 패킷을 이미 수신했음이 분명하더라도) 결국 송신자는 send_base 패킷을 재전송할 것이다.
만약 수신자가 이 패킷에 대한 확인응답을 하지 않는다면, 송신자의 윈도는 결코 앞으로 이동하지 않을 것이다.
💡 송신자와 수신자는 올바른 수신과 그렇지 않은 수신에 대해 항상 같은 관점을 갖지는 않을 것이다.
→ 이는 SR 프로토콜에서 송신자와 수신자의 윈도가 항상 같지 않다는 것을 뜻한다.
송신자와 수신자 윈도 사이의 동기화 부족은 순서 번호의 한정된 범위에 직면했을 때 중대한 결과를 가져온다.
e.g.,
- 한정된 범위의 네 패킷 순서 번호 0, 1, 2, 3
- 윈도 크기 : 3
0부터 2까지의 패킷이 전송되어 올바로 수신되고, 수신자에게서 확인이 되었다고 가정하자.
그 순간에 수신자의 윈도는 각각의 순서 번호가 3, 0, 1인 4, 5, 6번째 패킷에 있다.
- 처음 3개의 패킷에 대한 ACK가 손실되고, 송신자는 이 패킷을 재전송한다.
- 수신자는 순서 번호가 0인 패킷(처음 보낸 패킷의 복사본)을 수신한다.
- 처음 3개의 패킷에 대한 ACK가 모두 올바르게 전달되었다.
- 송신자는 자신의 윈도를 앞으로 이동시켜, 각각의 순서 번호가 3, 0, 1인 4, 5, 6번째 패킷을 보낸다.
- 순서 번호 3을 가진 패킷이 손실되고, 순서 번호 0을 가진 패킷(새로운 데이터를 포함한 패킷)은 도착한다.
수신자는 송신자의 행동을 볼 수 없다.
모든 수신자는 채널을 통해 받고, 채널을 통해 보내는 메시지의 순서를 관찰하는데, 이는 위의 두 가지 시나리오가 똑같다.
즉, 다섯 번째 패킷의 원래 전송과 첫 번째 패킷의 재전송을 구별할 방법은 없다.
윈도 크기는 SR 프로토콜에 대한 순서 번호 공간 크기의 절반보다 작거나 같아야 한다.
맨 앞에서 패킷들은 송신자와 수신자 사이의 채널 안에서 순서가 바뀔 수 없다는 가정 하에 신뢰적인 데이터 전송 프로토콜에 대한 설명을 진행하였다.
이는 일반적으로 송신자와 수신자가 단일한 물리적 선으로 연결되어 있을 때 적합한 가정이다.
하지만 둘을 연결하는 ‘채널’이 네트워크일 때는 패킷 순서 바뀜이 일어날 수 있다.
패킷 순서 바뀜 현상으로, 송신자와 수신자의 윈도가 x를 포함하지 않고 있더라도
순서 번호 또는 확인응답 번호 x를 가진 오래된 패킷의 복사본들이 생길 수 있다.
패킷 순서가 바뀌는 채널이라는 것은 본질적으로 패킷들을 버퍼에 저장하고, 나중에 어느 때나 이 패킷들을 임의로 내보낸다고 간주할 수 있다.
순서 번호가 재사용될 수 있으므로 그런 중복된 패킷들을 막을 수 있는 조치가 필요하다.
실제 방식은 송신자가 이전에 송신된 순서 번호 x를 가진 패킷들이
더는 네트워크 상에 없음을 어느 정도 ‘확신’할 때까지 순서 번호가 재사용되지 않음을 확실히 하는 것이다.
이는 패킷이 어느 일정 시간 이상으로 네트워크에서 존재할 수 없다는 가정에 의해 이루어진다.
전송된 패킷 안의 비트 오류를 발견하는 데 사용된다.
채널 안에서 패킷이 손실되었기 때문에 발생되는 패킷(또는 이것의 ACK)의 타임아웃/재전송에 사용된다.
발생 이유
- 패킷이 지연되었지만 손실되지는 않았을 경우 (조기 타임 아웃)
- 패킷이 수신자에 의해 수신되었으나 수신자에서 송신자로의 ACK가 손실되었을 경우
→ 수신자에 의해 수신되는 패킷은 중복으로 복사(수신)된 패킷일 수 있다.
송신자에서 수신자로 가는 데이터 패킷의 순서 번호를 붙이기 위해 사용된다.
- 수신자 패킷의 순서 번호의 간격 : 수신자가 손실된 패킷을 검사하게 한다.
- 중복된 순서 번호를 갖는 패킷 : 수신자가 패킷의 중복 복사를 검사하게 한다.
수신자가 한 패킷 또는 패킷 집합이 정확히 수신되었다는 응답을 송신자에게 하기 위해 사용된다.
- 일반적으로 패킷 또는 이미 확인응답된 패킷들의 순서 번호를 전달한다.
- 프로토콜에 따라 개별적이거나 누적된 것일 수 있다.
수신자가 패킷이 정확히 수신되지 않았다는 응답을 송신자에게 하기 위해 사용된다.
- 일반적으로 정확히 수신되지 않은 패킷의 순서 번호를 전달한다.
송신자는 주어진 범위에 있는 순서 번호를 가진 패킷만 전송하도록 제한될 수 있다.
확인응답은 없지만 허가된 패킷이 전송될 수 있으므로, 송신자의 이용률은 전송 후 대기 모드의 동작보다 증가할 수 있다.
윈도 크기는 수신자의 메시지를 수신하고 버퍼링하는 능력, 네트워크의 혼잡 정도, 또는 두 가지 모두에 근거하여 설정된다.
💡 TCP는 애플리케이션 프로세스가 데이터를 다른 프로세스에게 보내기 전에,
두 프로세스가 서로 ’핸드셰이크’를 먼저 해야 하므로 연결지향형(connection-oriented)이다.
즉, 데이터 전송을 보장하는 파라미터들을 각자 설정하기 위한 어떤 사전 세그먼트들을 보내야 한다.
TCP 연결은 두 통신 종단 시스템의 TCP에 존재하는 상태를 공유하는 논리적인 것이다.
TCP 연결은 전이중 서비스(full-duplex service)를 제공한다.
만약 호스트 A의 프로세스와 호스트 B의 프로세스 사이에 TCP 연결이 있다면,
애플리케이션 계층 데이터는 B에서 A로 흐르는 동시에 A에서 B로 흐를 수 있다.
TCP 연결은 항상 단일 송신자와 단일 수신자 사이의 점대점(point-to-point)이다.
따라서 단일 송신 동작으로 한 송신자가 여러 수신자에게 데이터를 전송하는 ‘멀티캐스팅(multicasting)’은 TCP에서는 불가능하다.
- 클라이언트 프로세스(client process) : 연결을 초기화하는 프로세스
- 서버 프로세스(server process)
(3.5.6에서 더 자세히 다룰 예정)
- 클라이언트 애플리케이션 프로세스는 서버의 프로세스와 연결을 설정하기를 원한다고 TCP 클라이언트에게 먼저 알린다.
- 클라이언트의 트랜스포트 계층은 서버의 TCP와의 TCP 연결 설정을 진행한다.
- 즉, 클라이언트가 먼저 특별한 TCP 세그먼트를 보낸다.
- 서버는 두 번째 특별한 TCP 세그먼트로 응답한다.
- 마지막으로, 클라이언트가 세 번째 특별한 세그먼트로 다시 응답한다.
- 처음 2개의 세그먼트에는 페이로드(payload, 애플리케이션 계층 데이터)가 없다.
- 세 번째 세그먼트는 페이로드를 포함할 수 있다.
일단 TCP 연결이 설정되면, 두 애플리케이션 프로세스는 서로 데이터를 보낼 수 있다.
- 클라이언트 프로세스는 소켓(프로세스의 관문)을 통해 데이터의 스트림을 전달한다.
- 데이터가 관문을 통해 전달되면, 이제 데이터는 클라이언트에서 동작하고 있는 TCP에 맡겨진다.
- TCP는 초기 세 방향 핸드셰이크 동안 준비된 버퍼 중의 하나인 연결의 송신 버퍼(send buffer)로 데이터를 보낸다.
- 때때로 TCP는 송신 버퍼에서 데이터 묶음을 만들어서 네트워크로 보낸다. (TCP가 언제 버퍼된 데이터를 전송해야 하는지는 정해져 있지 않음)
세그먼트로 모아 담을 수 있는 최대 데이터 양은 최대 세그먼트 크기(maximum segment size, MSS)로 제한된다.
MSS를 결정하는 요소
- 로컬 송신 호스트에 의해 전송될 수 있는 가장 큰 링크 계층 프레임의 길이
(최대 전송 단위(maximum transmission unit, MTU) - TCP 세그먼트(IP 데이터그램 안에 캡슐화되었을 때)와 TCP/IP 헤더 길이(통상 40바이트)가 단일 링크 계층 프레임에 딱 맞도록 한다.
💡 MSS는 헤더를 포함하는 TCP 세그먼트의 최대 크기가 아니라, 세그먼트에 있는 애플리케이션 계층 데이터에 대한 최대 크기이다.
TCP 헤더 + 클라이언트 데이터
- 네트워크 계층에 전달되어 네트워크 계층 IP 데이터그램 안에 각각 캡슐화된다.
- 세그먼트는 네트워크로 송신된다.
- TCP가 상대에게서 세그먼트를 수신했을 때, 세그먼트의 데이터는 TCP 연결의 수신 버퍼에 위치한다.
→ 애플리케이션은 이 버퍼로부터 데이터의 스트림을 읽는다.
TCP 연결의 양 끝은 각각 자신의 송신 버퍼와 수신 버퍼를 갖고 있다.
💡 즉, TCP 연결은 한쪽 호스트에서의 버퍼, 변수, 프로세스에 대한 소켓 연결과
다른 쪽 호스트에서의 버퍼, 변수, 프로세스에 대한 소켓 연결의 집합으로 이루어진다.
- 출발지와 목적지 포트 번호(source and destination port number)
- 체크섬 필드(checksum field)
- 32비트 순서 번호 필드(sequence number field)
- 32비트 확인응답 번호 필드(acknowledgement number field)
- 16비트 수신 윈도(receive window) : 흐름 제어에 사용된다.
(수신자가 받아들이려는 바이트의 크기를 나타내는데 사용됨) - 4비트 헤더 길이 필드(header length field) : 32비트 워드 단위로 TCP 헤더의 길이를 나타낸다.
- 옵션 필드(option field)
- 이 필드는 선택적이고 가변적인 길이를 가진다.
- 송신자와 수신자가 최대 세그먼트 크기(MSS)를 협상하거나 고속 네트워크에서 사용하기 위한 윈도 확장 요소로 이용된다.
- 플래그 필드(flag field) : 6비트를 포함한다.
- ACK 비트 : 확인응답 필드에 있는 값이 유용함을 가리키는 데 사용된다.
- RST, SYN, FIN 비트 : 연결 설정과 해제에 사용된다.
- PSH 비트 : 이 비트가 설정되었다면 이것은 수신자가 데이터를 상위 계층에 즉시 전달해야 함을 가리킨다.
- URG 비트
- 이 세그먼트에서 송신 측 상위 계층 개체가 ‘긴급’으로 표시하는 데이터임을 가리킨다.
- 이 긴급 데이터의 마지막 바이트의 위치는 16비트의 긴급 데이터 포인터 필드(urgent data pointer field)에 의해 가리켜진다.
애플리케이션 데이터의 일정량을 담는다.
MSS는 세그먼트 데이터 필드의 크기를 제한한다.
- 큰 파일 전송 시, 일반적으로 MSS 크기로 파일을 분절한다.
- 많은 대화식 애플리케이션은 MSS보다 작은 양의 데이터를 전송한다.
이 두 필드는 TCP의 신뢰적인 데이터 전송 서비스의 중대한 부분이다.
TCP는 데이터를 구조화되어 있지 않고 단지 순서대로 정렬되어 있는 바이트 스트림으로 본다.
세그먼트에 대한 순서 번호는 세그먼트에 있는 첫 번째 바이트의 바이트 스트림 번호다.
e.g.,
- 데이터 스트림은 500,000 바이트로 구성된 파일이라고 가정한다.
- MSS는 1,000 바이트
- 데이터 스트림의 첫 번째 바이트는 0으로 설정한다.
아래 그림처럼 TCP는 데이터 스트림으로부터 500개의 세그먼트들을 구성하며, 각 세그먼트가 할당받는 순서 번호는 다음과 같다.
💡 각각의 순서 번호는 적절한 TCP 세그먼트의 헤더 내부의 순서 번호 필드에 삽입된다.
TCP는 전이중 방식임을 상기하자.
(호스트 A가 호스트 B로 데이터를 송신하는 동안에 호스트 B로부터 데이터를 수신하게 해줌)
호스트 B로부터 도착한 각 세그먼트는 B로부터 A로 들어온 데이터에 대한 순서 번호를 갖는다.
💡 호스트 A가 자신의 세그먼트에 삽입하는 확인응답 번호는 호스트 A가 호스트 B로부터 기대하는 다음 바이트의 순서 번호다.
e.g.,
호스트 A가 호스트 B로부터
0 ~ 535의 바이트를 포함하는 어떤 세그먼트와 900 ~ 1,000의 바이트를 포함하는 또 다른 세그먼트를 수신했다고 가정하자.
(어떤 이유 때문인지 몰라도, 호스트 A는 그 사이 536~899의 바이트를 아직 수신하지 않았음)
호스트 A는 B의 데이터 스트림을 재생성하기 위해 536번째(와 그 다음의) 바이트를 아직 기다리고 있다.
그러므로 B에 대한 A의 다음 세그먼트이 확인응답 번호 필드에 536을 가질 것이다.
TCP는 스트림에서 첫 번째 잃어버린 바이트까지의 바이트들까지만 확인응답하기 때문에,
TCP는 누적 확인응답(cumulative acknowledgment)을 제공한다고 한다.
위 예에서 호스트 A는 세 번째 세그먼트(900~1,000 값의 바이트)를 두 번째 세그먼트(536~899 값의 바이트)가 수신되기 전에 수신했다.
즉, 세 번째 세그먼트는 순서가 틀리게 도착했다.
이 상황에서 호스트는 어떻게 행동을 할까?
TCP RFC는 TCP 연결에서 순서가 바뀐 세그먼트를 수신할 때 호스트가 어떤 행동을 취해야 하는지에 대한 어떤 규칙도 부여하지 않았고,
TCP 구현 개발자에게 맡기고 있다.
두 가지 선택지
- 수신자가 순서가 바뀐 세그먼트를 즉시 버린다.
- 수신자는 순서가 바뀐 데이터를 보유하고, 빈 공간에 잃어버린 데이터를 채우기 위해 기다린다.
후자가 네트워크 대역폭 관점에서는 효율적이며, 실제에서도 취하는 방법이다.
- 원격 로그인을 위해 사용되는 유명한 애플리케이션 계층 프로토콜
- TCP 상에서 실행되며, 한 쌍의 호스트들 사이에서 동작하도록 설계되었다.
호스트 A가 호스트 B로 텔넷 세션을 시작한다고 가정하자.
- 호스트 A가 세션을 시작하므로 클라이언트
- 호스트 B는 서버
💡 세그먼트의 순서 번호 = 데이터 필드 안에 있는 첫 번째 바이트의 순서 번호
- 클라이언트의 초기 순서 번호 : 42 → 클라이언트에서 송신된 첫 번째 세그먼트는 순서 번호 42를 가진다.
- 서버의 초기 순서 번호 : 79 → 서버에서 송신된 첫 번째 세그먼트는 순서 번호 79를 가질 것이다.
💡 확인응답 번호 = 호스트가 기다리는 데이터의 다음 바이트의 순서 번호
TCP 연결이 설정된 후에 어떤 데이터도 송신되기 전,
- 클라이언트는 바이트 79를 기다리고 있다.
- 서버는 바이트 42를 기다리고 있다.
사용자가 하나의 문자 ‘C’를 입력하고, 커피를 마신다고 가정하자.
위 그림처럼 3개의 세그먼트가 송신된다. = 세 방향 핸드셰이크(three-way handshake)
1️⃣ 첫 번째 세그먼트
- 클라이언트에서 서버로 송신된다.
- 순서 번호 필드 안에 42를 가진다.
2️⃣ 두 번째 세그먼트
- 서버에서 클라이언트로 송신된다.
- 두 가지 목적을 가진다.
- 수신하는 서버에게 데이터에 대한 확인응답을 제공
- 확인응답 필드 안에 43을 넣음으로써,
(1) 서버는 클라이언트에게 바이트 42를 성공적으로 수신했고
(2) 앞으로 바이트 43을 기다린다는 것을 말해준다. - 문자 ‘C’를 반대로 반향되도록 하는 것두 번째 세그먼트는 TCP 연결의 서버-클라이언트 데이터 흐름의 최초 순서 번호인 순서 79를 갖는다.
(이는 서버가 보내는 데이터의 맨 첫번째 바이트) - → 그의 데이터 필드에 ‘C’의 ASCII 표현을 한다.
💡 클라이언트/서버 데이터에 대한 확인응답은 서버와 클라이언트 간에서 데이터를 운반하는 세그먼트 안에서 전달된다.
= 확인응답은 서버-클라이언트 데이터 세그먼트 상에서 피기백된다(piggybacked)
3️⃣ 세 번째 세그먼트
- 클라이언트에서 서버로 송신된다.
- 목적 : 서버로부터 수신한 데이터에 대한 확인응답을 하는 것
- 이 세그먼트는 빈 데이터 필드를 갖는다.
- 즉, 확인응답은 어떤 클라이언트-서버 데이터와 함께 피기백되지 않는다.
- 세그먼트는 확인응답 필드 안에 80을 갖는다.
- 클라이언트가 순서 번호 79의 바이트를 통해 바이트의 스트림을 수신했기 때문이다.
- 앞으로 80으로 시작하는 바이트를 기다린다.
이 세그먼트가 데이터를 포함하지 않는데도 순서 번호를 갖는다는 것이 이상하지만,
TCP가 순서 번호 필드를 갖고 있으므로 세그먼트 역시 어떤 순서 번호를 가져야 한다.
💡 TCP는 손실 세그먼트를 발견하기 위해 타임아웃/재전송 매커니즘을 사용한다.
타임아웃은 연결의 왕복 시간(round-trip time, RTT)보다 좀 커야 한다.
💡 왕복 시간(round-trip time, RTT) : 세그먼트가 전송된 시간부터 긍정 확인응답될 때까지의 시간
TCP가 송신자와 수신자 사이에 왕복 시간을 어떻게 예측하는지에 대하여 알아보자.
✅ SampleRTT라고 표시되는 세그먼트에 대한 RTT 샘플 : 세그먼트가 송신된 시간(IP에게 넘겨진 시간)으로부터 그 세그먼트에 대한 긍정응답이 도착한 시간까지의 시간 길이
대부분의 TCP는 한 번에 하나의 SampleRTT 측정만을 시행한다.
- 즉, 어떤 시점에서 SampleRTT는 전송되었지만 현재까지 확인응답이 없는 세그먼트 중 하나에 대해서만 측정된다.
- 이는 대략 왕복 시간마다 SampleRTT의 새로운 값을 얻게 한다.
✅ SampleRTT 값은 라우터에서의 혼잡과 종단 시스템에서의 부하 변화 때문에 세그먼트마다 다르기 때문에
대체로 RTT를 추정하기 위해 SampleRTT 값의 평균값을 채택한다.
→ TCP는 SampleRTT 값의 평균(EstimatedRTT)을 유지한다.
EstimatedRTT = (1 - α) × EstimatedRTT + α × SampleRTT
(권장되는 α의 값 : 0.125)
💡 EstimatedRTT는 SampleRTT의 가중평균(weighted average)이다.
- 이 가중평균은 예전 샘플보다 최근 샘플에 높은 가중치를 준다.
- 최신 샘플들이 네트워크상의 현재 혼잡을 더 잘 반영한다. → 지수적 가중 이동 평균(exponential weighted moving average, EWMA)
아래는 TCP 연결에 대해 α = 1/8의 값에 대한 SampleRTT 값들과 EstimatedRTT를 보여준다.
✅ DevRTT는 RTT 변화율을 의미한다.
이는 SampleRTT가 EstimatedRTT로부터 얼마나 많이 벗어나는지에 대한 측으로 정의한다.
DevRTT = (1 - β) × DevRTT + β × | SampleRTT - EstimatedRTT |
(권장되는 β의 값 : 0.25)
DevRTT는 SampleRTT와 EstimatedRTT 값 차이의 EWMA이다.
주어진 EstimatedRTT 와 DevRTT 값에서, TCP 타임아웃 주기에는 어떤 값이 사용되어야 하는가?
- 주기는 EstimatedRTT보다 크거나 같아야 한다.
(그렇지 않다면 불필요한 재전송이 보내질 것) - EstimatedRTT보다 너무 크면 안된다.
(너무 크면 세그먼트를 잃었을 때, TCP는 세그먼트의 즉각적인 재전송을 하지 않게 됨)
→ 타임아웃값은 EstimatedRTT에 약간의 여윳값을 더한 값으로 설정하는 것이 바람직하다.
TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4 × DevRTT
- 초기 TimeoutInterval의 값으로는 1초를 권고한다.
- 타임아웃이 발생할 때, TimeoutInterval의 값은 두 배로 하여
조만간 확인응답할 후속 세그먼트에게 발생할 수 있는 조기 타임아웃을 피하도록 한다.
💡 TCP는 IP의 비신뢰적인 최선형 서비스에서 신뢰적인 데이터 전송 서비스(reliable data transfer service)를 제공한다.
- 프로세스가 자신의 수신 버퍼로부터 읽은 데이터 스트림이 손상되지 않음을 보장한다.
- 중복이 없다는 것과 순서가 유지된다는 것을 보장한다.
즉, 바이트 스트림은 송신자가 전송한 것과 같은 바이트 스트림이다.
타이머 관리는 상당한 오버헤드를 유발할 수 있다.
따라서 전송되었지만 확인응답이 안 된 다수의 세그먼트들이 있다고 하더라도,
권장되는 TCP 타이머 관리 절차에서는 오직 단일 재전송 타이머를 사용한다.
(이 장에서 설명하는 TCP 프로토콜은 단일 타이머를 따름)
1️⃣ 상위 애플리케이션으로부터 수신된 데이터
첫 번째 이벤트 발생으로,
- TCP는 애플리케이션으로부터 데이터를 받고,
- 세그먼트로 이 데이터를 캡슐화하고,
- IP에게 이 세그먼트를 넘긴다.
- 각 세그먼트는 세그먼트의 첫 번째 데이터 바이트의 바이트 열 번호인 순서 번호를 포함한다.
- 타이머가 이미 다른 세그먼트에 대해 실행 중이 아니면, TCP는 이 세그먼트를 IP로 넘길 때 타이머를 시작한다.
2️⃣ 타이머 타임아웃
- TCP는 타임아웃 이벤트에 대해 타임아웃을 일으킨 세그먼트를 재전송하여 응답한다.
- 그리고 TCP의 타이머를 다시 시작한다.
3️⃣ 수신 확인응답 세그먼트(ACK) 수신
이 이벤트가 발생하면, TCP는 변수 SendBase와 ACK 값 y를 비교한다.
- SendBase : 수신 확인응답이 확인되지 않은 / 가장 오래된 바이트의 순서번호
- SendBase-1 : 수신자에게서 정확하게 차례대로 수신되었음을 알리는 마지막 바이트의 순서번호
TCP는 누적 확인응답을 사용하고, y는 y바이트 이전의 모든 바이트의 수신을 확인한다.
y > SendBase이면, ACK는 이전에 확인응답 안 된 하나 이상의 세그먼트들을 확인해준다.
- 송신자는 자신의 SendBase 변수를 갱신한다.
- 아직 확인응답 안 된 세그먼트들이 존재한다면 타이머를 다시 시작한다.
TCP 프로토콜이 어떻게 작동하는지 몇 가지 간단한 시나리오를 통해 알아보자.
호스트 A로부터 세그먼트가 호스트 B 측에서 수신되었음에도 B로부터 A로의 긍정 확인응답이 손실된다면
- 타임아웃이 발생한다.
- 호스트 A는 같은 세그먼트를 B에게 재전송한다.
- 호스트 B의 TCP는 재송신된 세그먼트의 바이트를 버린다.
호스트 A가 연속해서 두 세그먼트를 전송한다.
호스트 A에서 타임아웃 이전에 어떠한 긍정 확인응답도 수신하지 못한다고 가정하자.
타임아웃 이벤트가 발생하면
- 호스트 A는 순서 번호 92로 첫 번째 세그먼트를 재전송한다.
- 타이머를 다시 시작한다.
- 새로운 타임아웃 이전에 두 번째 세그먼트에 대한 ACK가 도착하는 한, 두 번째 세그먼트는 재전송을 하지 않을 것이다.
호스트 A가 연속해서 두 세그먼트를 전송한다.
첫 번째 세그먼트의 긍정 확인응답이 네트워크에서 분실되었지만,
첫 번째 세그먼트의 타임아웃 전에 호스트 A가 긍정 응답번호 120의 긍정 확인응답을 수신하면
- 호스트 A는 호스트 B가 119바이트까지 모든 데이터를 수신했음을 알게 된다.
- 그러므로 호스트 A는 두 세그먼트 중 어느 것도 재전송하지 않는다.
💡 TCP 확인응답은 누적되고 올바르게 수신되지만, 순서가 잘못된 세그먼트는 수신자가 개별적으로 ACK를 받지 않는다.
TCP 송신자는 전송했지만 확인응답 안 된 바이트의 가장 작은 순서 번호, SendBase와 전송될 다음 바이트의 순서 번호, NextSeqNum을 유지해야 한다.
이런 관점에서 TCP는 GBN 형태의 프로토콜과 비슷해보이나, ’TCP에서는 올바르게 수신되었지만 순서가 바뀐 세그먼트들을 버퍼링한다’는 차이점이 존재한다.
e.g.,
패킷 n < N에 대한 긍정 확인응답이 손실되었지만,
나머지 N-1개의 긍정 확인 응답들은 타임아웃 전에 송신 측에 도달했다고 가정한다.
- GBN : 패킷 n뿐만 아니라, 연속적인 패킷 n+1, n+2, … , N 모두를 재전송한다.
- TCP
- 세그먼트 n 하나만을 재전송
- 세그먼트 n에 대한 타임아웃 전에 세그먼트 n+1에 대한 긍정 확인 응답이 도착한다면 세그먼트를 재전송하지 않는다.
💡 TCP에서 수정제안된 선택적 확인응답(selective acknowledgment) : TCP 수신자가 마지막으로 올바로 수신된 ‘순서가 맞는’ 세그먼트에 대해 누적 확인응답을 하기보다는
‘순서가 틀린’ 세그먼트에 대해 선택적으로 확인응답을 하게 한다.
이를 선택적 재전송과 결합했을 경우, SR 프로토콜과 매우 유사하다.
따라서 TCP의 오류 복구 메커니즘은 GBN과 SR 프로토콜의 혼합으로 분류하는 것이 적당하다.
타임아웃이 유발하는 재전송의 문제 : 타임아웃의 주기가 때때로 비교적 길다.
긴 타임아웃 주기는 종단 간의 지연을 증가시키지만,
다행히도 송신자는 종종 중복 ACK에 의한 타임아웃이 일어나기 전에 패킷 손실을 발견한다.
💡 중복 ACK(duplicate ACK) : 송신자가 이미 이전에 받은 확인응답에 대한 재확인응답 세그먼트 ACK
TCP는 부정 확인응답을 사용하지 않으므로, 수신자는 송신자에게 부정 확인 응답을 보낼 수 없다.
- TCP 수신자가 기다리는 다음 것보다 더 큰 순서 번호를 가진 세그먼트를 받았을 때, TCP 수신자는 손실 세그먼트를 찾아낼 것이다.
- 수신자는 마지막으로 수신된 순차적인 바이트를 갖는 데이터를 그냥 다시 확인응답한다.
즉, 중복 ACK를 생성한다.
이벤트 1️⃣
기다리는 순서 번호를 가진 ‘순서가 맞는’ 세그먼트의 도착
기다리는 순서 번호까지의 모든 데이터는 이미 확인응답된다.
TCP 수신자 동작 : 지연된 ACK
- 또 다른 ‘순서가 맞는’ 세그먼트의 도착을 위해 500 ms까지 기다린다.
- 만약 다음 ‘순서에 맞는’ 세그먼트가 이 기간에 도착하지 않으면, 그냥 ACK를 보낸다.
이벤트 2️⃣
기다리는 순서 번호를 가진 ‘순서가 맞는’ 세그먼트의 도착
ACK 전송을 기다리는 다른 하나의 ‘순서에 맞는’ 세그먼트가 있다.
TCP 수신자 동작 : 2개의 ‘순서가 맞는’ 세그먼트들을 ACK하기 위해, 하나의 누적된 ACK를 즉시 보낸다.
이벤트 3️⃣
기다리는 것보다 높은 순서 번호를 가진 ‘순서가 바뀐’ 세그먼트의 도착 격자가 발견된다.
TCP 수신자 동작 : 순서 번호가 다음의 기다리는 바이트(즉, 격차의 최솟값)를 나타내는 중복 ACK를 즉시 보낸다.
이벤트 4️⃣
수신 데이터에서 격차를 부분적으로 또는 모두 채우는 세그먼트의 도착
TCP 수신자 동작 : 그 세그먼트가 격차의 최솟값에서 시작한다고 하면, 즉시 ACK를 보낸다.
만약 TCP 송신자가 같은 데이터에 대해 3개의 중복 확인응답을 수신한다면,
이것은 ACK된 세그먼트의 다음 3개의 세그먼트가 분실되었음을 의미한다.
💡 3개의 중복 ACK를 수신할 때, TCP는 세그먼트의 타이머가 만료되기 이전에 손실 세그먼트를 재전송한다.
아래 그림을 보면 두 번째 세그먼트를 잃어버린 경우, 타이머가 만료되기 전에 재전송되었다.
💡 TCP는 송신자가 수신자의 버퍼를 오버플로시키는 것을 방지하기 위해 애플리케이션에게 흐름 제어 서비스(flow-control service)를 제공한다.
→ 수신하는 애플리케이션이 읽는 속도와 송신자가 전송하는 속도를 같게 한다.
TCP 송신자는 IP 네트워크에서 혼잡 때문에 억제될 수도 있다. = 혼잡 제어(congestion control)
흐름 제어와 혼잡 제어는 명백히 각기 다른 목적으로 수행된다. (잘 구별하여야 함)
💡 TCP는 수신 윈도(receive window)라는 변수를 유지하여 흐름 제어를 제공한다.
- 수신 측에서 가용한 버퍼 공간이 얼마나 되는지를 송신자에게 알려주는데 사용된다.
- TCP는 전이중(full-duplex)이므로 연결의 각 측의 송신자는 별개의 수신 윈도를 유지한다.
e.g., TCP 연결상에서 호스트 A가 호스트 B에게 큰 파일을 전송한다고 가정
- 호스트 B는 이 연결에 수신 버퍼를 할당한다.
(이때 할당된 수신 버퍼의 크기 : RcvBuffer) - 호스트 B의 애플리케이션 프로세스는 버퍼로부터 데이터를 읽으며 다음과 같은 변수들을 정의한다.
- LastByteRead : 호스트 B의 애플리케이션 프로세스에 의해 버퍼로부터 읽힌 데이터 스트림의 마지막 바이트 번호
- LastByteRcvd : 호스트 B에서 네트워크로부터 도착하여 수신 버퍼에 저장된 데이터 스트림의 마지막 바이트 번호
- rwnd
- 수신 윈도 = 버퍼의 여유 공간
- 시간에 따라 여유 공간은 변하므로 이 변수는 동적이다.
- LastByteRead : 호스트 B의 애플리케이션 프로세스에 의해 버퍼로부터 읽힌 데이터 스트림의 마지막 바이트 번호
LastByteRcvd - LastByteRead ≤ RcvBuffer
rwnd = RcvBuffer - [LastByteRcvd - LastByteRead]
- 호스트 B는 호스트 B가 호스트 A에게 전송하는 모든 세그먼트의 윈도 필드에 현재 rwnd 값을 설정한다.
- 이를 통해 호스트 A에게 연결 버퍼에 얼마만큼의 여유 공간이 있는지를 알려준다.
- 호스트 A는 두 변수 LastByteSent와 LastByteAcked를 유지한다.
- LastByteSent - LastByteAcked = 호스트 A가 이 연결에 전송 확인응답이 안 된 데이터의 양
💡 rwnd의 값보다 작은 확인응답 안 된 데이터의 양을 유지함으로써 호스트 A는 호스트 B의 수신 버퍼에 오버플로가 발생하지 않는다는 것을 확신한다.
호스트 A는 연결된 동안 다음의 내용을 보장한다.
LastBySent - LastByteAcked ≤ rwnd
- 호스트 B의 수신 버퍼는 rwnd = 0으로서 가득 찼고
- 호스트 A에게 rwnd = 0이라고 알린 후 호스트 B는 호스트 A에게 전송할 것이 없는 경우
호스트 B에서의 애플리케이션 프로세스가 버퍼를 비우더라도,
TCP는 호스트 A에게 새로운 rwnd로 새로운 세그먼트를 전송하지 않는다.
즉, TCP는 전송할 데이터가 있거나, 전송해야 할 확인응답을 가진 경우에만 호스트 A에게 세그먼트를 전송할 것이다.
→ 호스트 A는 차단되고 더는 데이터를 전송할 수 없다.
따라서 TCP 명세서는 호스트 A가 호스트 B의 수신 윈도가 0일 때, 1바이트 데이터로 세그먼트를 계속해서 전송하도록 요구한다.
TCP 연결이 어떻게 설정되고 해제되는가?
하나의 호스트(클라이언트)에서 운영되는 프로세스가 다른 호스트(서버) 안의 또 다른 프로세스와 연결을 시작하길 원한다고 가정하자.
- 클라이언트 애플리케이션 프로세스는 서버에 있는 프로세스와 연결 설정하기를 원한다는 것을 클라이언트 TCP에게 알린다.
- 클라이언트 안의 TCP는 다음과 같은 방법으로 TCP를 이용해 서버와 TCP 연결 설정을 시작한다.
- 클라이언트 측 TCP는 서버 TCP에게 특별한 TCP 세그먼트, SYN 세그먼트를 송신한다.
- 애플리케이션 계층 데이터를 포함하지 않는다.
- 세그먼트 헤더에 SYN 비트를 1로 설정한다.
- 클라이언트는 최소 순서 번호(client_isn)를 임의로 선택하고, 최초의 TCP SYN 세그먼트의 순서 번호 필드에 이 번호를 넣는다.
- 이 세그먼트는 IP 데이터그램 안에서 캡슐화되고 서버로 송신된다.
TCP SYN 세그먼트를 포함하는 IP 데이터그램이 서버 호스트에 도착하면,
- 서버는 데이터그램으로부터 TCP SYN 세그먼트를 추출한다.
- 연결에 TCP 버퍼와 변수를 할당한다.
- 클라이언트 TCP로 연결 승인 세그먼트, SYNACK 세그먼트를 송신한다.
- 애플리케이션 계층 데이터를 포함하지 않는다.
- SYN 비트는 1로 설정된다.
- TCP 세그먼트 헤더의 확인응답 필드는 client_isn+1로 설정된다.
- 서버는 자신의 최초의 순서 번호(server_isn)를 선택하고, TCP 세그먼트 헤더의 순서 번호 필드에 이 값을 넣는다.
연결 승인 세그먼트를 수신하면,
- 클라이언트는 연결에 버퍼와 변수를 할당한다.
- 클라이언트 호스트는 서버로 또 다른 세그먼트를 송신한다.
- 클라이언트는 TCP 세그먼트 헤더의 확인응답 필드 안에 server_isn+1 값을 넣어, 서버의 연결 승인 세그먼트를 확인한다.
- 연결이 설정되었기 때문에 SYN 비트는 0으로 설정된다.
세 번째 단계는 클라이언트에서 서버로의 데이터를 세그먼트 페이로드에서 운반할 수 있다.
위의 세 단계가 완료되면,
- 클라이언트와 서버 호스트들은 각각 서로에게 데이터를 포함하는 세그먼트를 보낼 수 있다.
- SYN 비트는 0으로 설정된다.
TCP 연결에 참여하는 두 프로세스 중 하나가 연결을 끊을 수 있다.
연결이 끝날 때, 호스트의 ‘자원’(버퍼와 변수)는 회수된다.
- 클라이언트 애플리케이션 프로세스는 종료 명령을 내린다.
- 이는 클라이언트 TCP가 서버 프로세스에게 특별한 TCP 세그먼트를 보내도록 한다.
(FIN 비트를 1로 설정) - 서버가 이 세그먼트를 수신하면, 서버는 클라이언트에게 확인응답 세그먼트를 보낸다.
- 그 다음에 FIN 비트가 1로 설정된 자신의 종료 세그먼트를 송신한다.
- 마지막으로 클라이언트는 서버의 종료 세그먼트에 확인응답을 한다.
- 이 시점에서 두 호스트의 모든 자원은 할당이 해제된다.
TCP 연결이 존재하는 동안 각 호스트에서 동작하는 TCP 프로토콜은 다양한 TCP 상태를 두루 전이한다.
아래의 두 그림은 클라이언트가 연결 해제를 시작한다는 것을 가정한다.
- 서버는 수신된 SYN에 대한 응답으로 연결 변수와 버퍼를 할당하고 초기화한다.
- 그 다음, 서버는 응답으로 SYNACK을 보내고 클라이언트의 ACK 세그먼트를 기다린다.
클라이언트가 이 세 방향 핸드셰이크의 세 번째 단계를 완료하기 위한 ACK를 보내지 않으면
결국(종종 1분 이상 후에) 서버가 절반만 열린 연결을 종료하고 할당된 자원을 회수한다.
→ 이는 SYN 플러드 공격의 무대가 된다.
고전적인 서비스 거부(Denial of Service, DoS) 공격
- 공격자는 핸드셰이크의 세 버너째 단계를 완료하지 않은 상태에서 무수한 TCP SYN 세그먼트를 보낸다.
- 서버의 연결 자원이 반쪽 연결에 할당된다.
- 결국 서버의 연결 자원이 소진됨에 따라 합법적인 클라이언트들이 서비스 거부가 된다.
이는 SYN 플러드 공격에 대한 방어책으로, 현재 대부분의 운영체제에 존재하고 있다.
- 서버는 SYN에 대해 반만 열린(half-open) TCP 연결을 만들지 않고, 초기 TCP 순서 번호(쿠키, cookie)를 만든다.
- 서버가 SYN 세그먼트를 받을 때, 그 세그먼트가 정당한 사용자로부터 또는 공격자로부터 온 것인지 구별할 수 없기 때문이다.
- 해시 함수에 아래의 항목들을 사용하여 쿠키를 생성한다.
- 비밀번호
- SYN 세그먼트의 출발지와 목적지 IP 주소들과 포트번호
- 서버는 이 특별한 초기 순서 번호를 가진 SYNACK 패킷을 보낸다.
- 💡 서버는 SYN에 관련된 쿠키나 어떤 다른 상태 정보를 기억하지 않는다.
- 합법적인 클라이언트는 ACK 세그먼트를 회신한다.
- 이 ACK를 받은 서버는 ACK가 이전에 보낸 일부 SYN에 관한 것인지 확인해야 한다.
- 이는 이전에 보낸 일부 SYN에 관한 것인지는 쿠키를 통해 확인한다.
- 서버는 SYNACK에 있는 출발지와 목적지 IP 주소와 포트번호, 비밀번호를 사용해서 동일한 해시 함수를 실행한다.
만약 함수의 결과에 1을 더한 것이 클라이언트의 SYNACK에 있는 확인응답 번호(쿠키)와 같다면
서버는 ACK가 초기 SYN 세그먼트에 관련된 것, 즉 올바른 것이라고 결론짓는다.
→ 이후 서버는 소켓을 가지고 완전하게 열린 연결을 만든다.
만약 클라이언트가 ACK 세그먼트를 회신하지 않으면
서버가 처음의 가짜 SYN에 대해 어떤 자원도 할당하지 않았기 때문에 처음의 SYN은 서버에 해를 끼치지 못한다.
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