Опубликован: 28.09.2007 | Доступ: свободный | Студентов: 6001 / 914 | Оценка: 4.20 / 4.10 | Длительность: 47:32:00
ISBN: 978-5-94774-707-2
Лекция 2:

Транспортные протоколы Интернет

Стандартная процедура установления связи представлена на рисунке 2.5 (под словом "стандартная" подразумевается отсутствие каких--либо отклонений от штатного режима, например, одновременного открывание соединения со стороны сервера и клиента). Если же соединение одновременно инициируется клиентом и сервером, в конечном итоге будет создан только один виртуальный канал.

Префикс S на рисунке указывает на сервер, а С - на клиента. Параметры в скобках обозначают относительные значения ISN. После установления соединения ISN(S) = s_seq_1, а ISN(C) = c_seq_1.

Алгоритм установления связи. В рамках представлены состояния клиента и сервера; (см. также рис. 2.6)

Рис. 2.5. Алгоритм установления связи. В рамках представлены состояния клиента и сервера; (см. также рис. 2.6)

Каждое соединение должно иметь свой неповторимый код ISN. Для реализации режима соединения прикладная программа на одном конце канала устанавливается в режим пассивного доступа ("passive open"), а операционная система на другом конце ставится в режим активного доступа ("active open"). Протокол TCP предполагает реализацию 11 состояний ( established, closed, listen, syn_sent, syn_received и т.д.; см. также RFC-793), переход между которыми строго регламентирован. Машина состояний для протокола TCP может быть описана диаграммой, представленной на рис. 2.5. Здесь состояние closed является начальной и конечной точкой последовательности переходов. Каждое соединение стартует из состояния closed. Из диаграммы машины состояний видно, что ни одному из состояний не поставлен в соответствие какой--либо таймер. Это означает, что машина состояний TCP может оставаться в любом из состояний сколь угодно долго. Исключение составляет keepalive таймер, но его работа является опционной, а время по умолчанию составляет 2 часа. Это означает, что машина состояния может оставаться 2 часа без движения. В случае, когда две ЭВМ (C и S) попытаются установить связь друг с другом одновременно, реализуется режим simultaneous connection (RFC-793). Обе ЭВМ посылают друг другу сигналы SYN. При получении этого сигнала партнеры посылают отклики SYN+ACK. Обе ЭВМ должны обнаружить, что SYN и SYN+ACK относятся к одному и тому же соединению. Когда C и S обнаружат, что SYN+ACK соответствует посланному ранее SYN, они выключат таймер установления соединения и перейдут непосредственно в состояние syn_recvd (смотри рис. 2.4).

В состоянии established пакет будет принят сервером, если его ISN лежит в пределах s_ack, s_ack+s_wind ( s_wind - ширина окна для сервера; см. рис. 2.6). Аналогичный диапазон ISN для клиента выглядит как: c_ack, c_ack+c_wind ( c_wind ширина окна для клиента). c_wind и s_wind могут быть не равны. Пакеты, для которых эти условия не выполняются, будут отброшены.

Рассмотрим пример установления соединения для случая FTP-запроса. Пусть клиент С запускает процесс установления FTP-соединения с сервером S. Обычный порядок установления соединения показан ниже (см. рис. 2.4):

c > s:syn(isnc)
s > c:syn(isns), ack(isnc)
c > s: ack(isns) (Связь установлена)
c > s: данные

и/или

s > c: данные

ISN - идентификатор пакета, посылаемого клиентом (С) или сервером (S). Клиент, послав SYN серверу S, переходит в состояние syn_sent. При этом запускается таймер установления соединения.

Как при установлении соединения, так и при его разрыве приходится сталкиваться с проблемой двух армий. Представим себе, что имеются две армии А и Б, причем Б больше по численности чем А. Армия Б разделена на две части, размещенные по разные стороны от армии А. Если две части армии Б одновременно нападут на армию А, победа гарантирована. В то же время нападение на А одной из частей армии Б обрекает ее на поражение. Но как обеспечить одновременность? Здесь предполагается, что радио еще не изобретено и передача сообщений осуществляется вестовыми, которые в нашем случае могут быть перехвачены врагом. Как убедиться, что вестовой дошел? Первое, что приходит в голову, это послать другого вестового с подтверждением. Но он также с некоторой вероятностью может быть перехвачен. А отправитель не будет знать, дошел ли он. Ведь если сообщение перехвачено, отправитель первичного запроса не выдаст команды на начало, так как не уверен, дошло ли его первое сообщение. Возникает вопрос, существует ли алгоритм, который бы гарантировал надежность синхронизации решений путем обмена сообщениями при ненадежной доставке? Повысит ли достоверность увеличение числа обменов между партнерами? Ответом на этот вопрос будет - нет, не существует. В этом читатель, порассуждав логически, может убедиться самостоятельно. Нетрудно видеть, что схожие проблемы возникают в любом протоколе, работающем через установление соединения. Чаще всего эта проблема решается путем таймаутов и повторных попыток (это, слава Богу, не война и все обходится без человеческих жертв).

Сервер, получив SYN, откликается посылкой другого SYN. Когда С получает SYN от S (но не получает ACK, например, из-за его потери или злого умысла), он предполагает, что имеет место случай одновременного открытия соединения. В результате он посылает syn_ack, отключает таймер установления соединения и переходит в состояние syn_received. Сервер получает syn_ack от C, но не посылает отклика. Тогда С ожидает получения syn_ack в состоянии syn_received. Так как время пребывания в этом состоянии не контролируется таймером, С может остаться в состоянии syn_received вечно. Из--за того, что переходы из состояния в состояние не всегда четко определены, протокол TCP допускает и другие виды атак.

Хотя TCP-соединение является полнодуплексным, при рассмотрении процесса разрыва связи проще его рассматривать как два полудуплексных канала, каждый из которых ликвидируется независимо. Сначала инициатор разрыва посылает сегмент с флагом FIN, сообщая этим партнеру, что не намерен более что--либо передавать ( FIN посылается, как правило, в результате вызова приложением функции close). Когда получение этого сегмента будет подтверждено ( ACK ), данное направление передачи считается ликвидированным (реализуется полузакрытие соединения). При этом передача информации в противоположном направлении может беспрепятственно продолжаться. Когда партнер закончит посылку данных, он также пошлет сегмент с флагом FIN. По получении отклика ACK виртуальный канал считается окончательно ликвидированным.

Таким образом, для установления связи требуется обмен тремя сегментами, а для разрыва - четырьмя. Но протокол допускает совмещение первого ACK и второго FIN в одном сегменте, сокращая полное число закрывающих сегментов с четырех до трех.

Партнер, пославший флаг FIN первым, производит активное закрытие соединения, а противоположный партнер (получивший FIN ) отвечает на него своим FIN, осуществляя пассивное закрытие соединения. Инициатором посылки первого FIN может быть любая из сторон, но чаще это делается клиентом (например, путем ввода команды quit ). Полузакрытие используется, например, при реализации команды rsh (запуск операций в удаленном узле).

Машина состояний для протокола TCP не предусматривает изменения состояний при посылке или получении обычных пакетов, содержащих данные.

Состояние ESTABLISHED (рис. 2.6) указывает на то, что система находится в состоянии с установленным соединением. Четыре состояния в левом углу помещены в границы затененной зоны и соответствуют активному закрытию. Состояния CLOSE_WAIT и LAST_ACK относятся к пассивному закрытию. Переход из состояния SYN_RCVD в LISTEN возможно, если переход в SYN_RCVD осуществлен из состояния LISTEN, а не из состояния SYN_SENT (одновременное открытие двух соединений, получение RST вместо финального ACK ).

Состояние TIME_WAIT часто называется ожиданием длительностью 2MSL (Maximum Segment Lifetime). Значение MSL задается конкретной реализацией и определяет предельную величину пребывания сегмента в сети. В RFC-793 рекомендуется задавать MSL равным 2 мин. Но нужно помнить, что ТСРсегмент транспортируется в IP-дейтаграмме, содержащей поле TTL. Когда модуль выполнил активное закрытие и в ответ на FIN послал ACK, соединение должно оставаться в состоянии TIME_WAIT в течение времени, в два раза превышающем MSL. Сокет, используемый данным соединением, не может быть задействован другим соединением в продолжение указанного времени. Все сегменты данного соединения, задержавшиеся в пути, во время TIME_WAIT отбрасываются. Этим гарантируется, что сегменты старого соединения не будут восприняты новым соединением. Такая процедура препятствует перезапуску серверов в течение 14 минут, так как в течение данного времени не могут использоваться стандартные значения номеров портов.

Машина состояний для протокола TCP (W.R. Stivens, TCP/IP Illustrated. V1. Addison-Wesley publishing company. 1993. Имеется обновленная версия книги, переведенная на русский язык: У.Ричард Стивенс, "Протоколы TCP/IP. Практическое руководство", BHV, Санкт-Петербург, 2003)

Рис. 2.6. Машина состояний для протокола TCP (W.R. Stivens, TCP/IP Illustrated. V1. Addison-Wesley publishing company. 1993. Имеется обновленная версия книги, переведенная на русский язык: У.Ричард Стивенс, "Протоколы TCP/IP. Практическое руководство", BHV, Санкт-Петербург, 2003)

Состояние FIN_WAIT_2 сопряжено со случаем, когда одна сторона послала сегмент FIN, а другая сторона подтвердила его получение. Если данное соединение не нужно, можно ждать, когда приложение другой стороны получит код конца файла и пришлет свой флаг FIN. Только после этого система перейдет из состояния FIN_WAIT_2 в состояние TIME_WAIT. Теоретически такое ожидание может быть бесконечным. Другая сторона при этом остается в состоянии CLOSE_WAIT, пока приложение не вызовет функцию close. Для решения проблемы часто вводят дополнительный таймер.

В ТСР возможна ситуация, когда обе стороны запускают процедуру закрытия одновременно (посылают FIN ), что в протоколе ТСР вполне допустимо. Каждая из сторон при этом переходит из состояния ESTABLISHED в состояние FIN_WAIT_1 (после вызова операции closed ). По получении FIN стороны переходят из состояния FIN_WAIT_1 в состояние CLOSING и посылают ACK. После получения ACK происходит переход в состояние TIME_WAIT.

Когда оператор, работая в диалоговом режиме, нажимает командную клавишу, сегмент, в который помещается эта управляющая последовательность, помечается флагом PSH (push). Это говорит приемнику, что информация из этого сегмента должна быть передана прикладному процессу как можно скорее, не дожидаясь прихода еще какой--либо информации. Сходную функцию выполняет флаг URG. URG позволяет выделить целый массив данных, так как активизирует указатель последнего байта важной информации. Будет ли реакция на эту "важную" информацию, определяет прикладная программа получателя. URG-режим используется для прерываний при работе с FTP, telnet или rlogin. Если до завершения обработки "важной" информации придет еще один сегмент с флагом URG, значение старого указателя конца "важного" сообщения будет утеряно. Это обстоятельство должно учитываться прикладными процессами. Так, telnet в командных последовательностях всегда помещает префиксный байт с кодом 255.

В режиме удаленного терминала (telnet/ssh) при нажатии любой клавиши формируется и посылается 41-октетный сегмент (здесь не учитываются издержки Ethernet и возможность наличия опций в IP и TCP), который содержит всего один байт полезной информации. В локальной сети здесь проблем не бывает, но в буферах маршрутизаторов в среде Интернет могут возникнуть заторы. Эффективность работы может быть улучшена с помощью алгоритма Нагля (Nagle, 1984; RFC-896). Нагль предложил при однобайтовом обмене посылать первый байт, а последующие буферизовать до прихода подтверждения получения посланного. После этого посылаются все буферизованные октеты, а запись в буфер вводимых кодов возобновляется. Если оператор вводит символы быстро, а сеть работает медленно, этот алгоритм позволяет заметно снизить загрузку канала. Встречаются, впрочем, случаи, когда алгоритм Нагля желательно отключить, например, при работе в Интернет в режиме Х-терминала, где сигналы перемещения мышки должны пересылаться немедленно, чтобы не ввести в заблуждение пользователя относительно истинного положения маркера.

Существует еще одна проблема при пересылке данных по каналам TCP, которая называется синдром узкого окна (silly window syndrome; Clark, 1982). Такого рода проблема возникает в том случае, когда данные поступают отправителю крупными блоками, а интерактивное приложение адресата считывает информацию побайтно. Предположим, что в исходный момент времени буфер адресата полон и передающая сторона знает об этом ( window=0 ). Интерактивное приложение считывает очередной октет из TCP-потока, при этом TCP-агент адресата посылает отправителю уведомление, разрешающее ему послать один байт. Этот байт будет послан и снова заполнит до краев буфер получателя, что вызовет отправку ACK со значением window=0. Процесс может продолжаться сколь угодно долго, понижая коэффициент использования канала ниже паровозного уровня.

Кларк предложил посылать уведомление о ненулевом значении ширины окна не при считывании одного байта, а лишь после освобождения достаточно большого пространства в буфере: например, когда адресат готов принять MSS байтов или когда буфер наполовину пуст.

Предполагается, что получатель пакета практически всегда посылает отправителю пакет--отклик. Отправитель может послать очередной пакет, не дожидаясь получения подтверждения для предшествующего. Таким образом, может быть послано k пакетов, прежде чем будет получен отклик на первый пакет (протокол "скользящего окна").

В протоколе TCP "скользящее окно" служит для эффективного использования высокопроизводительных каналов с большими значениями RTT.

Илья Сидоркин
Илья Сидоркин

Добрый день! Подскажите пожалуйста как и когда получить диплом, после сдичи и оплаты?????

Наталья Шульга
Наталья Шульга

Курс "информационная безопасность" .

Можно ли на него записаться на ПЕРЕПОДГОТОВКУ по данному курсу? Выдается ли диплом в бумажном варианте и высылается ли он по почте?