Эндрю Уэзеролл - Компьютерные сети. 5-е издание

случае сеть будет ненадежной и может неожиданно сломаться, даже не сообщив об ошибке.

В оставшейся части этого раздела мы будем изучать проблему задержавшихся дубликатов, уделяя особое внимание алгоритмам, устанавливающим соединение надежным образом. Основная проблема заключается в том, что задержавшиеся дубликаты распознаются как новые пакеты. Избежать копирования и задержки пакетов мы не можем. Однако если это происходит, дублированные пакеты должны отвергаться и не обрабатываться как новые.

Эту проблему можно попытаться решить несколькими способами, ни один из которых, на самом деле, не является удовлетворительным. Так, например, можно использовать одноразовые транспортные адреса. При таком подходе каждый раз, когда требуется транспортный адрес, генерируется новый адрес. Когда соединение разрывается, этот адрес уничтожается. В таком случае задержавшиеся дубликаты пакетов не смогут найти транспортный адрес и, следовательно, перестанут представлять угрозу. Однако при этом установление соединения с процессом окажется более трудной задачей.

Другая возможность состоит в том, что каждому соединению присваивается уникальный идентификатор (то есть последовательный номер, который возрастает на единицу для каждого установленного соединения), выбираемый инициатором соединения и помещаемый в каждый сегмент, включая тот, который содержит запрос на соединение. После разрыва каждого соединения каждая транспортная подсистема может обновить таблицу, в которой хранятся устаревшие соединения в виде пар (одноранговая транспортная подсистема, идентификатор соединения). Для каждого приходящего запроса соединения может быть проверено, не хранится ли уже его идентификатор в таблице (он мог остаться там со времен разорванного ранее соединения).

К сожалению, у этой схемы есть существенный изъян: требуется, чтобы каждая транспортная подсистема хранила неопределенно долго некоторое количество информации об истории соединений, причем эту информацию должен хранить как отправитель, так и получатель. Иначе, если машина выйдет из строя и потеряет свою память, она уже не сможет определить, какие соединения уже использовались, а какие нет.

Вместо этого можно применить другой подход, который существенно упростит проблему. Можно разработать механизм, уничтожающий устаревшие заблудившиеся пакеты и не позволяющий им существовать в сети бесконечно долго. При таком ограничении проблема станет более управляемой.

Время жизни пакета может быть ограничено до известного максимума с помощью одного из следующих методов:

1. Проектирование сети с ограничениями.

2. Помещение в каждый пакет счетчика транзитных участков.

3. Помещение в каждый пакет временного штампа.

К первому способу относятся все методы, предотвращающие зацикливание пакетов, в комбинации с ограничением задержки, включая перегрузки по самому длинному возможному пути. Осуществить эту идею достаточно трудно, учитывая, что интерсеть может охватывать как один город, так и весь мир. Второй метод заключается в начальной установке счетчика на определенное значение и уменьшении на единицу этого значения на каждом маршрутизаторе. Сетевой протокол передачи данных просто игнорирует все пакеты, значение счетчика которых дошло до нуля. Третий метод состоит в том, что в каждый пакет помещается время его создания, а маршрутизаторы договариваются игнорировать все пакеты старше определенного времени. Для последнего метода требуется синхронизация часов маршрутизаторов, что само по себе является нетривиальной задачей. На практике возраст пакета можно довольно точно вычислять с помощью счетчика транзитных участков.

На практике нужно гарантировать не только то, что пакет мертв, но и что все его подтверждения также мертвы. Поэтому вводится период T, который в несколько раз превышает максимальное время жизни пакета. Для каждой сети максимальное время жизни пакета — это константа, выбранная с запасом; для сети Интернет она составляет 120 с. На какое число умножается максимальное время жизни пакета, зависит от протокола, и это влияет только на длительность интервала времени T. Если подождать в течение интервала времени T с момента отправки пакета, то можно быть уверенным, что все его следы уничтожены и что пакет не возникнет вдруг как гром среди ясного неба.

При ограниченном времени жизни пакетов можно разработать надежный и практичный способ отвергать задержавшиеся дублированные сегменты. Автором описанного ниже метода является Томлинсон (Tomlinson, 1975); позднее он был улучшен Саншайном (Sunshine) и Далалом (Dalal). Его варианты широко применяются на практике, и одним из примеров применения является TCP.

Основная идея метода заключается в том, что отправитель присваивает сегментам последовательные номера, которые не будут повторно использоваться в течение последующих T секунд. Размер такого номера складывается из этого периода, T, а также скорости пакетов в секунду. Таким образом, в любой момент времени может отправляться только один пакет с данным номером. Копии этого пакета все равно могут появиться, и получатель должен их удалить. Однако теперь невозможна такая ситуация, при которой задержавшийся дубликат пакета принимается получателем вместо нового пакета с тем же порядковым номером.

Чтобы обойти проблему потери машиной памяти предыдущих состояний (при выходе ее из строя), можно сделать так, чтобы транспортная подсистема оставалась неактивной в течение первых T секунд после восстановления. В таком случае все старые сегменты исчезнут, и отправитель сможет начать процесс заново, используя любой последовательный номер. Недостаток этой идеи состоит в том, что в крупных интерсетях период времени T может быть достаточно большим.

Вместо этого Томлинсон предложил снабдить каждый хост часами. Часы разных хостов синхронизировать не обязательно. Предполагалось, что часы представляют собой двоичный счетчик, увеличивающийся через равные интервалы времени. Кроме того, число разрядов счетчика должно равняться числу битов в последовательных номерах (или превосходить его). Последнее и самое важное предположение состоит в том, что часы продолжают идти, даже если хост зависает.

При установке соединения младшие k бит часов используются в качестве k-битного начального порядкового номера. Таким образом, в отличие от протоколов, описанных в главе 3, каждое соединение начинает нумерацию своих сегментов с разных чисел.

Диапазон этих номеров должен быть достаточно большим, чтобы к тому моменту, когда порядковые номера сделают полный круг, старые сегменты с такими же номерами уже давно исчезли. Линейная зависимость порядковых номеров от времени показана на рис. 6.7. Запретная зона показывает, в какой момент времени определенные порядковые номера сегментов являются недействительными. При отправке сегмента с порядковым номером из этой зоны он может задержаться и сыграть роль другого пакета с таким же номером, который будет отправлен позже. К примеру, если хост выходит из строя и возобновляет работу в момент времени 70 с, он будет использовать начальные порядковые номера на основе показаний часов; хост не начинает отсчет с наименьшего порядкового номера в запретной зоне.