速读原著-TCP/IP(长肥管道)

第24章 TCP的未来和性能

24.3 长肥管道

在2 0 . 7节，我们把一个连接的容量表示为

c a p a c i t y (b) = b a n d w i d t h (b/s) × ro u n d-t r i p t i m e ( s )

并称之为带宽时延乘积。也可称它为两端的管道大小。当这个乘积变得越来越大时， T C P的某些局限性就会暴露出来。图 2 4 - 5显示了多种类型的网络的某些数值。

可以看到带宽时延乘积的单位是字节，这是因为我们用这个单位来测量每一端的缓存大小和窗口大小。

具有大的带宽时延乘积的网络被称为长肥网络（ Long Fat Network，即L F N，发音为“e l e f a n ( t ) s”），而一个运行在 L F N上的T C P连接被称为长肥管道。回顾图 2 0 - 11和图2 0 - 1 2，管道可以被水平拉长（一个长的 RT T），或被垂直拉高（较高的带宽），或向两个方向拉伸。使用长肥管道会遇到多种问题。

1. T C P首部中窗口大小为 16 bit，从而将窗口限制在 6 5 5 3 5个字节内。但是从图 2 4 - 5的最后一列可以看到，现有的网络需要一个更大的窗口来提供最大的吞吐量。在 2 4 . 4节介绍的窗口扩大选项可以解决这个问题。
2. 在一个长肥网络 L F N内的分组丢失会使吞吐量急剧减少。如果只有一个报文段丢失，我们需要利用 2 1 . 7节介绍的快速重传和快速恢复算法来使管道避免耗尽。但是即使使用这些算法，在一个窗口内发生的多个分组丢失也会典型地使管道耗尽（如果管道耗尽了，慢启动会使它渐渐填满，但这个过程将需要经过多个 RT T）。 在RFC 1072 [Jacobson and Braden 1988]中建议使用有选择的确认（ S A C K）来处理在一个窗口发生的多个分组丢失。但是这个功能在 RFC 1323中被忽略了，因为作者觉得在把它们纳入T C P之前需要先解决一些技术上的问题。
3. 我们在第2 1 . 4节看到许多T C P实现对每个窗口的RT T仅进行一次测量。它们并不对每个报文段进行RT T测量。在一个长肥网络 L F N上需要更好的RT T测量机制。我们将在 2 4 . 5节介绍时间戳选项，它允许更多的报文段被计时，包括重传。
4. T C P对每个字节数据使用一个32 bit无符号的序号来进行标识。如果在网络中有一个被延迟一段时间的报文段，它所在的连接已被释放，而一个新的连接在这两个主机之间又建立了，怎样才能防止这样的报文段再次出现呢？首先回想起I P首部中的T T L为每个I P段规定了一个生存时间的上限—2 5 5跳或2 5 5秒，看哪一个上限先达到。在1 8 . 6节我们定义了最大的报文段生存时间（M S L）作为一个实现的参数来阻止这种情况的发生。推荐的M S L的值为2分钟（给出一个2 4 0秒的2 M S L），但是我们在1 8 . 6节看到许多实现使用的M S L为3 0秒。

在长肥网络 L F N上，T C P的序号会碰到一个不同的问题。由于序号空间是有限的，在已经传输了4 294 967 296个字节以后序号会被重用。如果一个包含序号 N字节数据的报文段在网络上被迟延并在连接仍然有效时又出现，会发生什么情况呢？这仅仅是一个相同序号N在M S L期间是否被重用的问题，也就是说，网络是否足够快以至于在不到一个M S L的时候序号就发生了回绕。在一个以太网上要发送如此多的数据通常需要 6 0分钟左右，因此不会发生这种情况。但是在带宽增加时，这个时间将会减少：一个 T 3的电话线（45 Mb/s）在1 2分钟内会发生回绕，F D D I（100 Mb/s）为5分钟，而一个千兆比网络（1000 Mb/s）则为3 4秒。这时问题不再是带宽时延乘积，而在于带宽本身。在2 4 . 6节，我们将介绍一种对付这种情况的办法：使用 T C P的时间戳选项的 PAW S(Protection Against Wrapped Sequence numbers)算法（保护回绕的序号）。

4 . 4 B S D包含了我们将要在下面介绍的所有选项和算法：窗口扩大选项、时间戳选项和保护回绕的序号。许多供应商也正在开始支持这些选项。

千兆比网络
当网络的速率达到千兆比的时候，情况就会发生变化。 [Partridge 1994]详细介绍了千兆比网络。在这里我们看一下在时延和带宽之间的差别 [Kleinrock 1992]。

考虑通过美国发送一个 1 0 0万字节的文件的情况，假定时延为 30 ms。图2 4 - 6显示了两种情况：上图显示了使用一个 T 1电话线（1 544 000 b/s）的情况，而下图则是使用一个 1 Gb/s网络的情况。x轴显示的是时间，发送方在图的左侧，而接收方则在图的右侧， y轴为网络容量。

两幅图中的阴影区域表示发送的 1 0 0万字节。

图2 4 - 6显示了30 ms后这两个网络的状态。经过 30 ms（延时）以后数据的第1个比特都已到达对端。但对T 1网络而言，由于管道容量仅为 5 790字节，因此发送方仍然有 994 210个字节等待发送。而千兆比网络的容量则为 3 750 000字节，因此，整个文件仅使用了 2 5％左右的带宽，此时文件的最后一个比特已经到达第 1个字节后8 ms处。

经过T 1网络传输文件的总时间为5 . 2 11秒。如果增加更多的带宽，使用一个T 3网络(45 000 000 b/s），则总时间减少到0 . 2 0 8秒。增加约2 9倍的带宽可以将总时间减小到约2 5分之一。

使用千兆比网络传输文件的总时间为0 . 0 3 8秒：30 ms的时延加上8 ms的真正传输文件的时间。假定能够将带宽增加为 2000 Mb/s，我们只能够将总时间减小为 0.304 ms：同样30 ms的时延和4 m s的真正传输时间。现在使带宽加倍仅能够将时间减少约 1 0％。在千兆比速率下，时延限制占据了主要地位，而带宽不再成为限制。

时延主要是由光速引起的，而且不能够被减小（除非爱因斯坦是错误的）。当我们考虑到分组需要建立和终止一个连接时，这个固定时延起的作用就更糟糕了。千兆比网络会引起一些需要不同看待的连网观点。