По вашему запросу ничего не найдено :(
Убедитесь, что запрос написан правильно, или посмотрите другие
наши статьи:
Вот вы пользователь Linux машины. И вот вам захотелось запустить какую-нибудь команду только на определенное время, и вы задаете вопрос - как это сделать? А вот как - использовать команду timeout.
Как взять timeout - об использовании команды
Базовый синтаксис
Как и следовало ожидать, синтакс у команды экстремально прост: сама команда timeout - опции - длительность выполнения (можно даже с единицами измерения) - целевая команда
Единицы измерения для указания длительности:
s - секунды (стоит по умолчанию)
m - минуты
h - часы
d - дни
Если вы не укажете никакого параметра по длительности, команда не будет активирована.
Примеры команд:
timeout 5 ping 1.1.1.1 - пингуем 1.1.1.1 5 секунд
timeout 5m ping 1.1.1.1 - пингуем 1.1.1 5 минут
timeout 5.5h ping 1.1.1.1 - 5,5 часов пингуем 1.1.1
Если у вас есть необходимость, можно запустить команду с добавкой sudo (если для целевой команды требуются права суперпользователя):
sudo timeout 100 tcpdump -n -w dump.pcap
Сообщение с космосом или отправка определенного сигнала исполняемому процессу
Если вы не указали какой-то особый сигнал, по умолчанию передается SIGTERM (сигнал о том, что надо бы мягко терминировать процесс). Однако, если вы укажете ключ -s после команды timeout, вы можете указать любой другой допустимый сигнал. К примеру: sudo timeout -s SIGKILL ping 1.1.1.1 или sudo timeout -s 9 ping 1.1.1.1
Обе команды выше идентичны, и если вы хотите увидеть весь список сигналов, просто введите kill -l
Как убить процесс, если он завис
Как вы уже поняли, SIGTERM - это сигнал, который отправляется после истечения таймаута, но он легко может быть проигнорирован процессом, и тогда процесс не остановится. Для уверенности в смерти процесса, нужно использовать ключ -k и некое временное значение. Тогда после окончания таймаута будет отправляться сигнал SIGKILL, который процесс не сможет проигнорировать при всем желании. В примере ниже команда выполняется одну минуту, и, если в течение 10 секунд после окончания таймаута она не "умирает", отправляется сигнал SIGKILL и "добивает" процесс:
sudo timeout -k 10 1m ping 1.1.1.1
Сохраняем статус
Команда timeout всегда возвращает значение 124 после истечения указанного времени или возвращает статус "exit" управляемой команды (той, что вы вводите после команды timeout). Таким образом, вы можете использовать ключ --preserve-status:
timeout --preserve-status 10 ping 1.1.1.1
Запуск команды явно, а не за кулисами
По умолчанию, timout работает в бэкграунде, и если вы хотите обратного (вдруг после запуска управляемой команды потребуется какой-нибудь пользовательский ввод), нужно использовать ключ -foreground:
timeout --foreground 10m ./bestscripteva.sh
Заключение
В 99% процентов случаев команда timeout требует всего двух аргументов и ни одного факта: времени исполнения и самой исполняемой команды. Однако, вы теперь знаете и другие фишки использования этой замечательной команды.
Девятая часть тут.
Ни одна среда передачи данных не может считаться совершенной. Если среда передачи является общей, как радиочастота (RF), существует возможность возникновения помех или даже столкновений дейтаграмм. Это когда несколько отправителей пытаются передать информацию одновременно. Результатом является искаженное сообщение, которое не может быть понято предполагаемым получателем. Даже специализированная среда, такая как подводный оптический кабель типа point-to-point (световолновой), может испытывать ошибки из—за деградации кабеля или точечных событий-даже, казалось бы, безумных событий, таких как солнечные вспышки, вызывающие излучение, которое, в свою очередь, мешает передаче данных по медному кабелю.
Существует два ключевых вопроса, на которые сетевой транспорт должен ответить в области ошибок:
Как можно обнаружить ошибки при передаче данных?
Что должна делать сеть с ошибками при передаче данных?
Далее рассматриваются некоторые из возможных ответов на эти вопросы.
Обнаружение ошибок
Первый шаг в работе с ошибками, независимо от того, вызваны ли они отказом носителя передачи, повреждением памяти в коммутационном устройстве вдоль пути или любой другой причиной, заключается в обнаружении ошибки. Проблема, конечно, в том, что когда получатель изучает данные, которые он получает, нет ничего, с чем можно было бы сравнить эти данные, чтобы обнаружить ошибку.
Проверка четности — это самый простой механизм обнаружения. Существуют два взаимодополняющих алгоритма проверки четности. При четной проверке четности к каждому блоку данных добавляется один дополнительный бит. Если сумма битов в блоке данных четная—то есть если в блоке данных имеется четное число битов 1, то дополнительный бит устанавливается равным 0. Это сохраняет четное состояние четности блока. Если сумма битов нечетна, то дополнительный бит устанавливается равным 1, что переводит весь блок в состояние четной четности. Нечетная четность использует ту же самую дополнительную битную стратегию, но она требует, чтобы блок имел нечетную четность (нечетное число 1 бит). В качестве примера вычислите четную и нечетную четность для этих четырех октетов данных:
00110011 00111000 00110101 00110001
Простой подсчет цифр показывает, что в этих данных есть 14 «1» и 18 «0». Чтобы обеспечить обнаружение ошибок с помощью проверки четности, вы добавляете один бит к данным, либо делая общее число «1» в недавно увеличенном наборе битов четным для четной четности, либо нечетным для нечетной четности. Например, если вы хотите добавить четный бит четности в этом случае, дополнительный бит должен быть установлен в «0». Это происходит потому, что число «1» уже является четным числом. Установка дополнительного бита четности на «0» не добавит еще один «1» и, следовательно, не изменит, является ли общее число «1» четным или нечетным. Таким образом, для четной четности конечный набор битов равен:
00110011 00111000 00110101 00110001 0
С другой стороны, если вы хотите добавить один бит нечетной четности к этому набору битов, вам нужно будет сделать дополнительный бит четности «1», так что теперь есть 15 «1», а не 14. Для нечетной четности конечный набор битов равен:
00110011 00111000 00110101 00110001 1
Чтобы проверить, были ли данные повреждены или изменены при передаче, получатель может просто отметить, используется ли четная или нечетная четность, добавить число «1» и отбросить бит четности. Если число «1» не соответствует используемому виду четности (четное или нечетное), данные повреждены; в противном случае данные кажутся такими же, как и первоначально переданные.
Этот новый бит, конечно, передается вместе с оригинальными битами. Что произойдет, если сам бит четности каким-то образом поврежден? Это на самом деле нормально - предположим, что даже проверка четности на месте, и передатчик посылает
00110011 00111000 00110101 00110001 0
Приемник, однако, получает
00110011 00111000 00110101 00110001 1
Сам бит четности был изменен с 0 на 1. Приемник будет считать «1», определяя, что их 15. Поскольку даже проверка четности используется, полученные данные будут помечены как имеющие ошибку, даже если это не так. Проверка на четность потенциально слишком чувствительна к сбоям, но в случае обнаружения ошибок лучше ошибиться в начале.
Есть одна проблема с проверкой четности: она может обнаружить только один бит в передаваемом сигнале. Например, если даже четность используется, и передатчик отправляет
00110011 00111000 00110101 00110001 0
Приемник, однако, получает
00110010 00111000 00110101 00110000 0
Приемник подсчитает число «1» и обнаружит, что оно равно 12. Поскольку система использует четную четность, приемник будет считать данные правильными и обработает их в обычном режиме. Однако оба бита, выделенные жирным шрифтом, были повреждены. Если изменяется четное число битов в любой комбинации, проверка четности не может обнаружить изменение; только когда изменение включает нечетное число битов, проверка четности может обнаружить изменение данных.
Циклическая проверка избыточности (Cyclic Redundancy Check - CRC) может обнаруживать более широкий диапазон изменений в передаваемых данных, используя деление (а не сложение) в циклах по всему набору данных, по одной небольшой части за раз. Работа с примером - лучший способ понять, как рассчитывается CRC. Расчет CRC начинается с полинома, как показано на рисунке 1.
На рис. 1 трехчленный многочлен x3 + x2 + 1 расширен, чтобы включить все члены, включая члены, предшествующие 0 (и, следовательно, не влияют на результат вычисления независимо от значения x). Затем эти четыре коэффициента используются в качестве двоичного калькулятора, который будет использоваться для вычисления CRC.
Чтобы выполнить CRC, начните с исходного двоичного набора данных и добавьте три дополнительных бита (поскольку исходный полином без коэффициентов имеет три члена; следовательно, это называется трехбитной проверкой CRC), как показано здесь:
10110011 00111001 (оригинальные данные)
10110011 00111001 000 (с добавленными битами CRC)
Эти три бита необходимы для обеспечения того, чтобы все биты в исходных данных были включены в CRC; поскольку CRC перемещается слева направо по исходным данным, последние биты в исходных данных будут включены только в том случае, если эти заполняющие биты включены. Теперь начните с четырех битов слева (потому что четыре коэффициента представлены в виде четырех битов). Используйте операцию Exclusive OR (XOR) для сравнения крайних левых битов с битами CRC и сохраните результат, как показано здесь:
10110011 00111001 000 (дополненные данные)
1101 (Контрольные биты CRC)
----
01100011 00111001 000 (результат XOR)
XOR'инг двух двоичных цифр приводит к 0, если эти две цифры совпадают, и 1, если они не совпадают. Контрольные биты, называемые делителем, перемещаются на один бит вправо (некоторые шаги здесь можно пропустить), и операция повторяется до тех пор, пока не будет достигнут конец числа:
10110011 00111001 000
1101
01100011 00111001 000
1101
00001011 00111001 000
1101
00000110 00111001 000
110 1
00000000 10111001 000
1101
00000000 01101001 000
1101
00000000 00000001 000
1 101
00000000 00000000 101
CRC находится в последних трех битах, которые были первоначально добавлены в качестве заполнения; это "остаток" процесса разделения перемещения по исходным данным плюс исходное заполнение. Получателю несложно определить, были ли данные изменены, оставив биты CRC на месте (в данном случае 101) и используя исходный делитель поперек данных, как показано здесь:
10110011 00111001 101
1101
01100011 00111001 101
1101
00001011 00111001 101
1101
00000110 00111001 101
110 1
00000000 10111001 101
1101
00000000 01101001 101
1101
00000000 00000001 101
1 101
00000000 00000000 000
Если данные не были изменены, то результат этой операции всегда должен быть равен 0. Если бит был изменен, результат не будет равен 0, как показано здесь:
10110011 00111000 000
1101
01100011 00111000 000
1101
00001011 00111000 000
1101
00000110 00111000 000
110 1
00000000 10111000 000
1101
00000000 01101000 000
1101
00000000 00000000 000
1 101
00000000 00000001 000
CRC может показаться сложной операцией, но она играет на сильных сторонах компьютера—бинарных операциях конечной длины. Если длина CRC задается такой же, как у стандартного небольшого регистра в обычных процессорах, скажем, восемь бит, вычисление CRC-это довольно простой и быстрый процесс. Проверка CRC имеет то преимущество, что она устойчива к многобитовым изменениям, в отличие от проверки четности, описанной ранее.
Исправление ошибок
Однако обнаружение ошибки — это только половина проблемы. Как только ошибка обнаружена, что должна делать транспортная система? Есть, по существу, три варианта.
Транспортная система может просто выбросить данные. В этом случае транспорт фактически переносит ответственность за ошибки на протоколы более высокого уровня или, возможно, само приложение. Поскольку некоторым приложениям может потребоваться полный набор данных без ошибок (например, система передачи файлов или финансовая транзакция), у них, вероятно, будет какой-то способ обнаружить любые пропущенные данные и повторно передать их. Приложения, которые не заботятся о небольших объемах отсутствующих данных (например, о голосовом потоке), могут просто игнорировать отсутствующие данные, восстанавливая информацию в приемнике, насколько это возможно, с учетом отсутствующей информации.
Транспортная система может подать сигнал передатчику, что произошла ошибка, и позволить передатчику решить, что делать с этой информацией (как правило, данные при ошибке будут повторно переданы).
Транспортная система может выйти за рамки отбрасывания данных, включив достаточное количество информации в исходную передачу, определить, где находится ошибка, и попытаться исправить ее. Это называется Прямой коррекцией ошибок (Forward Error Correction - FEC). Коды Хэмминга, один из первых разработанных механизмов FEC, также является одним из самых простых для объяснения.
Код Хэмминга лучше всего объяснить на примере - для иллюстрации будет использована таблица 1.
В Таблице № 1:
Каждый бит в 12-битном пространстве, представляющий собой степень двух (1, 2, 4, 6, 8 и т. д.) и первый бит, устанавливается в качестве битов четности.
8-битное число, которое должно быть защищено с помощью FEC, 10110011, распределено по оставшимся битам в 12-битном пространстве.
Каждый бит четности устанавливается равным 0, а затем четность вычисляется для каждого бита четности путем добавления числа «1» в позиции, где двоичный бит имеет тот же бит, что и бит четности. В частности:
P1 имеет набор крайних правых битов в своем битовом номере; другие биты в числовом пространстве, которые также имеют набор крайних правых битов, включены в расчет четности (см. вторую строку таблицы, чтобы найти все позиции битов в номере с набором крайних правых битов). Они указаны в таблице с X в строке P1. Общее число «1»-нечетное число, 3, поэтому бит P1 устанавливается равным 1 (в этом примере используется четная четность).
P2 имеет второй бит из правого набора; другие биты в числовом пространстве, которые имеют второй из правого набора битов, включены в расчет четности, как указано с помощью X в строке P2 таблицы. Общее число «1»-четное число, 4, поэтому бит P2 установлен в 0.
P4 имеет третий бит из правого набора, поэтому другие биты, которые имеют третий бит из правого набора, имеют свои номера позиций, как указано с помощью X в строке P3. В отмеченных столбцах есть нечетное число «1», поэтому бит четности P4 установлен на 1.
Чтобы определить, изменилась ли какая-либо информация, получатель может проверить биты четности таким же образом, как их вычислял отправитель; общее число 1s в любом наборе должно быть четным числом, включая бит четности. Если один из битов данных был перевернут, приемник никогда не должен найти ни одной ошибки четности, потому что каждая из битовых позиций в данных покрыта несколькими битами четности. Чтобы определить, какой бит данных является неправильным, приемник добавляет позиции битов четности, которые находятся в ошибке; результатом является положение бита, которое было перевернуто. Например, если бит в позиции 9, который является пятым битом данных, перевернут, то биты четности P1 и P8 будут ошибочными. В этом случае 8 + 1 = 9, так что бит в позиции 9 находится в ошибке, и его переворачивание исправит данные. Если один бит четности находится в ошибке—например, P1 или P8—то это тот бит четности, который был перевернут, и сами данные верны.
В то время как код Хэмминга гениален, есть много битовых шаблонов-перевертышей, которые он не может обнаружить. Более современный код, такой как Reed-Solomon, может обнаруживать и исправлять более широкий диапазон условий ошибки, добавляя меньше дополнительной информации в поток данных.
Существует большое количество различных видов CRC и кодов исправления ошибок, используемых во всем мире связи. Проверки CRC классифицируются по количеству битов, используемых в проверке (количество битов заполнения или, точнее, длины полинома), а в некоторых случаях - по конкретному применению. Например, универсальная последовательная шина использует 5-битный CRC (CRC-5-USB); Глобальная система мобильной связи (GSM), широко используемый стандарт сотовой связи, использует CRC-3-GSM; Мультидоступ с кодовым разделением каналов (CDMA), другой широко используемый стандарт сотовой связи, использует CRC-6-CDMA2000A, CRC-6-CDMA2000B и CRC-30; и некоторые автомобильные сети (CAN), используемые для соединения различных компонентов в автомобиле, используют CRC-17-CAN и CRC-21-CAN. Некоторые из этих различных функций CRC являются не единственной функцией, а скорее классом или семейством функций со многими различными кодами и опциями внутри них.
Основная цель TCP состоит в том, чтобы обеспечить транспортировать данные поверх IP. Как протокол более высокого уровня, он полагается на возможности адресации и мультиплексирования IPv6 для передачи информации на правильный хост назначения. По этой причине TCP не требует схемы адресации.
Управление потоком
TCP использует метод скользящего окна для управления потоком информации по каждому соединению между двумя хостами. Рисунок 1 демонстрирует это. На рисунке 1 предположим, что начальный размер окна установлен равным 20. Затем последовательность событий:
В момент времени t1 отправитель передает 10 пакетов или октетов данных (в случае TCP это 10 октетов данных).
В момент времени t2 получатель подтверждает эти 10 октетов, и для окна установлено значение 30. Это означает, что отправителю теперь разрешено отправлять еще до 30 октетов данных перед ожиданием следующего подтверждения; другими словами, отправитель может отправить до 40 октетов, прежде чем он должен будет дождаться подтверждения для отправки дополнительных данных.
В момент времени t3 отправитель отправляет еще 5 октетов данных, номера 11–15.
В момент времени t4 приемник подтверждает получение октетов через 15, и окно устанавливается на 40 октетов.
В момент времени t5 отправитель отправляет около 20 октетов данных, пронумерованных 16–35.
В момент времени t6 получатель подтверждает 35, и окно устанавливается на 50.
Следует отметить несколько важных моментов, касающихся этой техники:
Когда получатель подтверждает получение определенного фрагмента данных, он неявно также подтверждает получение всего, что было до этого фрагмента данных.
Если приемник не отправляет подтверждение—к примеру , передатчик отправляет 16-35 в момент времени t5, а приемник не отправляет подтверждение—отправитель будет ждать некоторое время и считать, что данные никогда не поступали, поэтому он будет повторно отправлять данные.
Если получатель подтверждает некоторые данные, переданные отправителем, но не все, отправитель предполагает, что некоторые данные отсутствуют, и ретранслирует с точки, которую подтвердил получатель. Например, если отправитель передал 16-35 в момент времени t6, а получатель подтвердил 30, отправитель должен повторно передать 30 и переслать.
Окно устанавливается как для отправителя, так и для получателя
Вместо использования номеров октетов TCP присваивает каждой передаче порядковый номер; когда приемник подтверждает определенный порядковый номер, передатчик предполагает, что приемник фактически получил все октеты информации вплоть порядкового номера передачи. Для TCP, таким образом, порядковый номер действует как своего рода “стенография” для набора октетов. Рисунок 2 демонстрирует это.
На рисунке 2:
В момент времени t1 отправитель объединяет октеты 1–10 и передает их, помечая их как порядковый номер 1.
В момент времени t2 получатель подтверждает порядковый номер 1, неявно подтверждая получение октетов 1–10.
В момент времени t3 отправитель связывает октеты 11–15 вместе и передает их, помечая их как порядковый номер 2.
В момент времени t4 получатель подтверждает порядковый номер 2, неявно подтверждая октеты, отправленные через 15.
В момент времени t5 предположим, что 10 октетов поместятся в один пакет; в этом случае отправитель отправит два пакета, один из которых содержит 16–25 с порядковым номером 3, а другой - октеты 26–35 с порядковым номером 4.
В момент времени t6 приемник подтверждает порядковый номер 4, неявно подтверждая все ранее переданные данные.
Что произойдет, если один пакет информации будет пропущен?
Что делать, если первый пакет из потока в 100 пакетов не получен? Используя систему, описанную на рисунке 2, получатель просто не подтвердит этот первый пакет информации, вынуждая отправителя повторно передать данные через некоторое время. Однако это неэффективно; каждый потерянный пакет информации требует полной повторной отправки из этого пакета. Реализации TCP используют два разных способа, чтобы получатель мог запросить один пакет.
Первый способ - тройное признание. Если получатель трижды подтверждает пакет, который предшествует последнему подтвержденному серийному номеру, отправитель предполагает, что получатель запрашивает повторную передачу пакета. Три повторных подтверждения используются для предотвращения неправильной доставки пакетов или отброшенных пакетов, вызывающих ложный запрос на повторную передачу.
Второй способ заключается в реализации выборочных подтверждений (SACK).15 SACK добавляет новое поле к подтверждению TCP, которое позволяет получателю подтвердить получение определенного набора серийных номеров, а не предполагать, что подтверждение одного серийного номера также подтверждает каждый более низкий серийный номер.
Как долго передатчик ждет перед повторной передачи?
Первый способ, которым отправитель может обнаружить потерянный пакет - это время ожидания повторной передачи (RTO), которое рассчитывается как функция времени приема-передачи (RTT или rtt). Rtt — это временной интервал между передачей пакета отправителем и получением подтверждения от получателя. RTT измеряет задержку в сети от передатчика до приемника, время обработки в приемнике и задержку в сети от приемника до передатчика. Обратите внимание, что rtt может варьироваться в зависимости от пути, по которому каждый пакет проходит через сеть, локальных условий в момент коммутации пакета и т. д.
RTO обычно рассчитывается как средневзвешенное значение, при котором более старые временные интервалы оказывают меньшее влияние, чем более поздние измеренные значения.
Альтернативным механизмом, используемым в большинстве реализаций TCP, является быстрая ретрансляция. При быстрой повторной передаче получатель добавляет единицу к ожидаемому порядковому номеру в любом подтверждении. Например, если отправитель передает последовательность 10, получатель подтверждает последовательность 11, даже если он еще не получил последовательность 11. В этом случае порядковый номер в подтверждении подтверждает получение данных и указывает, какой порядковый номер он ожидает от отправителя для передачи в следующий раз.
Если передатчик получает подтверждение с порядковым номером, который на единицу больше последнего подтвержденного порядкового номера три раза подряд, он будет считать, что следующие пакеты были отброшены.
Таким образом, существует два типа потери пакетов в TCP, когда реализован быстрый запуск. Первый-это стандартный тайм-аут, который возникает, когда отправитель передает пакет и не получает подтверждения до истечения срока действия RTO. Это называется отказом RTO. Второй называется быстрым сбоем ретрансляции. Эти два условия часто обрабатываются по-разному.
Как выбирается размер окна?
При выборе размера окна необходимо учитывать ряд различных факторов, но доминирующим фактором часто является получение максимально возможной производительности при одновременном предотвращении перегрузки канала. Фактически, контроль перегрузки TCP, вероятно, является основной формой контроля перегрузки, фактически применяемой в глобальном Интернете. Чтобы понять контроль перегрузки TCP, лучше всего начать с некоторых определений:
Окно приема (RWND): объем данных, которые приемник готов принять; это окно обычно устанавливается на основе размера буфера приемника или какого-либо другого ресурса, доступного в приемнике. Это размер окна, объявленный в заголовке TCP.
Окно перегрузки (CWND): объем данных, которые передатчик готов отправить до получения подтверждения. Это окно не объявляется в заголовке TCP; получатель не знает размер CWND.
Порог медленного запуска (SST): CWND, при котором отправитель считает соединение с максимальной скоростью передачи пакетов без возникновения перегрузки в сети. SST изначально устанавливается реализацией и изменяется в случае потери пакета в зависимости от используемого механизма предотвращения перегрузки.
Большинство реализаций TCP начинают сеансы с алгоритма медленного старта. 16 На этом этапе CWND начинается с 1, 2 или 10. Для каждого сегмента, для которого получено подтверждение, размер CWND увеличивается на 1. Учитывая, что такие подтверждения должны занимать ненамного больше времени, чем один rtt, медленный запуск должен привести к удвоению окна каждого rtt. Окно будет продолжать увеличиваться с этой скоростью до тех пор, пока либо пакет не будет потерян (приемник не сможет подтвердить пакет), CWND не достигнет RWND, либо CWND не достигнет SST. Как только любое из этих трех условий происходит, отправитель переходит в режим предотвращения перегрузки.
Примечание. Каким образом увеличение CWND на 1 для каждого полученного ACL удваивает окно для каждого rtt? Идея состоит в следующем: когда размер окна равен 1, вы должны получать один сегмент на каждый RTT. Когда вы увеличиваете размер окна до 2, вы должны получать 2 сегмента в каждом rtt; на 4, вы должны получить 4 и т. д. Поскольку получатель подтверждает каждый сегмент отдельно и увеличивает окно на 1 каждый раз, когда он подтверждает сегмент, он должен подтвердить 1 сегмент в первом rtt и установить окно на 2; 2 сегмента во втором rtt, добавляя 2 к окну, чтобы установить окно на 4; 4 сегмента в третьем RTT, добавив 4 к окну, чтобы установить размер окна равным 8 и т. д.
В режиме предотвращения перегрузки CWND увеличивается один раз за каждый rtt, что означает, что размер окна перестает расти экспоненциально, а вместо этого увеличивается линейно. CWND будет продолжать расти либо до тех пор, пока получатель не подтвердит получение пакета (TCP предполагает, что это означает, что пакет был потерян или отброшен), либо пока CWND не достигнет RWND. Существует два широко распространенных способа, которыми реализация TCP может реагировать на потерю пакета, называемых Tahoe и Reno.
Примечание. На самом деле существует множество различных вариаций Tahoe и Reno; здесь рассматриваются только самые базовые реализации. Также существует множество различных методов реагирования на потерю пакета, когда соединение находится в режиме предотвращения перегрузки.
Если реализация использует Tahoe, и потеря пакета обнаружена посредством быстрой повторной передачи, она установит SST на половину текущего CWND, установит CWND на исходное значение и снова начнет медленный запуск. Это означает, что отправитель снова будет передавать 1, 2 или 10 порядковых номеров, увеличивая CWND для каждого подтвержденного порядкового номера. Как и в начале процесса медленного запуска, это приводит к удвоению CWND каждого rtt. Как только CWND достигнет SST, TCP вернется в режим предотвращения перегрузки.
Если реализация использует Reno, и потеря пакета обнаружена посредством быстрой повторной передачи, она установит SST и CWND на половину текущего CWND и продолжит работу в режиме предотвращения перегрузки.
В любой реализации, если обнаруживается потеря пакета из-за того, что получатель не отправляет подтверждение в пределах RTO, CWND устанавливается на 1, и медленный запуск используется для увеличения скорости соединения.
Контроль ошибок
TCP предоставляет две формы обнаружения ошибок и управления ими:
Сам протокол, наряду с механизмом управления окнами, обеспечивает доставку данных в приложение по порядку и без какой-либо недостающей информации.
Контрольная сумма дополнения единицы, включенная в заголовок TCP, считается более слабой, чем Cyclic Redundancy Check (CRC) и многие другие формы обнаружения ошибок. Эта проверка ошибок служит дополнением, а не заменой, коррекции ошибок, обеспечиваемой протоколами ниже и выше в стеке.
Если получатель обнаруживает ошибку контрольной суммы, он может использовать любой из описанных здесь механизмов, чтобы запросить отправителя повторно передать данные—просто не подтверждая получение данных, запрашивая повторную передачу через SACK, активно не подтверждая получение данных через быструю повторную передачу или отправляя тройное подтверждение для конкретного сегмента, содержащего поврежденные данные.
Номера портов TCP
TCP не управляет каким-либо типом мультиплексирования напрямую; однако он предоставляет номера портов, которые приложения и протоколы выше TCP в стеке протоколов могут использовать для мультиплексирования. Хотя эти номера портов передаются в TCP, они обычно непрозрачны для TCP; TCP не придает никакого значения этим номерам портов, кроме использования их для отправки информации правильному приложению на принимающем узле.
Номера TCP-портов делятся на два широких класса: хорошо известные и эфемерные. Хорошо известные порты определяются как часть спецификации протокола верхнего уровня; эти порты являются портами «по умолчанию» для этих приложений. Например, службу, поддерживающую Simple Mail Transfer Protocol (SMTP), обычно можно найти, подключившись к узлу с использованием TCP на порт номер 25. Службу, поддерживающую Hypertext Transport Protocol (HTTP), обычно можно найти, подключившись к узлу с использованием TCP на порт 80. Эти службы не обязательно должны использовать эти номера портов; большинство серверов можно настроить на использование какого-либо номера порта, отличного от указанного в спецификации протокола. Например, веб-серверы, не предназначенные для общего (или общедоступного) использования, могут использовать какой-либо другой TCP-порт, например 8080.
Эфемерные порты значимы только для локального хоста и обычно назначаются из пула доступных номеров портов на локальном хосте. Эфемерные порты чаще всего используются в качестве исходных портов для TCP-соединений; например, хост, подключающийся к службе через порт 80 на сервере, будет использовать эфемерный порт в качестве исходного TCP-порта. До тех пор, пока любой конкретный хост использует данный эфемерный номер порта только один раз для любого TCP-соединения, каждый сеанс TCP в любой сети может быть однозначно идентифицирован через исходный адрес, исходный порт, адрес назначения, порт назначения и номер протокола, работающего поверх TCP.
Настройка сеанса TCP
TCP использует трехстороннее рукопожатие для установки сеанса:
Клиент отправляет синхронизацию (SYN) на сервер. Этот пакет является обычным TCP-пакетом, но с битом SYN, установленным в заголовке TCP, и указывает, что отправитель запрашивает сеанс для настройки с получателем. Этот пакет обычно отправляется на хорошо известный номер порта или на какой-то заранее установленный номер порта, который, как известно клиенту, будет прослушиваться сервером по определенному IP-адресу. Этот пакет включает в себя начальный порядковый номер клиента.
Сервер отправляет подтверждение для SYN, SYN-ACK. Этот пакет подтверждает порядковый номер, предоставленный клиентом, плюс один, и включает начальный порядковый номер сервера в качестве порядкового номера для этого пакета.
Клиент отправляет подтверждение (ACK), включающее начальный порядковый номер сервера плюс один.
Этот процесс используется для обеспечения двусторонней связи между клиентом и сервером перед началом передачи данных. Первоначальный порядковый номер, выбранный отправителем и получателем, в большинстве реализаций рандомизирован, чтобы не дать стороннему злоумышленнику угадать, какой порядковый номер будет использоваться, и захватить сеанс TCP на начальных этапах его формирования.