TCP congestion control and queueing
TCP mechanisms for traffic regulation and congestion-control
Standard TCP implementations have several mechanisms for congestion-avoidance:
- TCP Slow-start - this is the standard method for increasing the amount of data being transported - starting exponentially at one segment, and after a certain point - in a linear way (congestion-avoidance behaviour), and for regulating this amount in cases of congestion after the traffic source;
- TCP congestion-avoidance - works together with TCP Slow-start and defines a means of regulating the volume of data to be sent in TCP - de facto providing something like flow-control at the source;
- TCP Fast retransmit - defines an accelerated retransmission of part of the data, upon receipt of a minimum of 3 duplicate acknowledgements, without waiting for the TCP retransmission timeout to expire;
- TCP Fast recovery - after sending the missing segment of the fast-restransmit mechanism, TCP goes on with linear growing of the amount of information in transport (congestion avoidance), instead of starting a new slow-start from the beginning;
TCP Slow-start
During a TCP session establishment one of the variables being initialized at the end nodes is the cwnd - congestion window. This variable contains the maximum amount of data that can be sent. Initially the variable is set to the size of one segment - usually equal to the advertised window size from the other side of the session, or defaulting to 536B or 512B. At the receipt of an ACK from the other side, the cwnd size is increased by the size of another segment. Upon the next ACK receipt, the size is increased by the size of 2 segments, then by 4 segments, etc. thus providing an exponential growth of the amount of data to be transported over the session. At each sending of a segment, the maximum amount of data the source can send is limited to the lower of the current cwnd and the declared window size on the other side.
TCP congestion-avoidance
The congestion-avoidance principle counts on detecting congestion situations upstream on the network, on the basis of two conditions - either a TCP retransmission timeout expiry without an ACK received, which is being tentatively taken as proof of congestion, or the receipt of a certain number of duplicate ACKs. When a congestion is detected, TCP has to move into slow-start mode, effectively decreasing the amount of data being sent, and then start to gradually increase this amount according to the rules of slow-start.
Cooperation of Slow-Start and Congestion-Avoidance
Another variable initialized on a TCP session establishment is ssthresh -Segment Size Threshold - the size of the segment to be sent, upon the reaching of which the cwnd growth has to continue linearly, instead of exponentially. SSthresh is used by the congestion-avoidance mechanism in TCP, as an upper-bound limit for the exponential growth of cwnd, and a starting point for the linear growth. After reaching SSthresh (cwnd=ssthresh) and going into congestion-avoidance mode, cwnd only grows by SS*SS/cwnd upon ACK receipt, which is linear growth and should be equivalent to a maximum of one segment size (SS) increase (as opposed to the growth during normal slow-start), upon each ACK receipt. SSthresh is also changed dynamically depending on whether a congestion situation is present. Initially ssthresh is initialized as 65535B, and cwnd - either as the declared window size or at 536B (512B)
When sending data (a maximum of the lesser of window size and cwnd), if TCP detects congestion upstream on the basis of a retransmission timeout expiry, TCP goes into slow-start mode and sets cwnd to its initial value (1 segment => 536B or 512B). Additionally, and also if TCP detects a congestion situation on the basis of duplicate ACKs, the current value of ssthresh is set to half of the current sending window size, i.e. the upper bound of the exponential growth period of cwnd is lowered and the linear growth period statrs earlier.
Cooperation of Fast retransmit and Fast recovery
When a segment is lost, or when an out-of-order segment is received, the receiving TCP process sends a duplicate ACK. Upone receipt of a duplicate ACK, the sending TCP instance has no way of knowing whether this duplicate ACK is due to normal segment reassembly, or due to a loss of a segment. Thus, it is assumed as normal that a typical segment reassembly would generate 1 or 2 duplicate ACKs, so if 3 or more duplicate ACKs are received it is assumed that a segment has been lost and it is immediately resent without waiting for the TCP retransmission timeout to expire (Fast retransmit). Generally the receiving TCP process can generate a duplicate ACK only in the case a different TCP segment than the expected one is being received. This shows that at least some transfer is happening between the two end nodes thus the network path is not completely congested. Upon receipt of a third duplicate ACK in a row, the sending TCP process undertakes the following steps:
- sets ssthresh = cwnd/2 (similar to congestion avoidance) ;
- retransmits the missing segment;
- sets cwnd=ssthresh+3*SS (increases the cwnd size by three segments - just as many as have left the sending ТCP instance and have been cached by the receiving TCP instance, whereby the three duplicate ACKs in a row);
- upon receipt of anotnher duplicate ACK, increases the cwnd size by 1 segment size - the size of cwnd is increased because the receipt of another duplicate ACK means that at least one more segment that left the TCP instance has been received by the other side, so the current congestion conditions allow the transmission of that much data;
- upon receipt of an ACK, meaning successful receipt of new information by the receiving TCP instance(its an ACK of the packet retransmitted in the first stage), cwnd is set to ssthresh (which itself has been set to cwnd/2 before that); Now TCP is already in congestion-avoidance, as the sending rate is decreased by half, compared to the rate before the first packet being lost. From now on cwnd will only grow linearly by SS*SS/cwnd upon ACK receipt.
Problems with the way TCP worksand the necessity for queueing
Without an additional queueing method applied, the traditional behaviour of a cisco interface is to use a hardware FIFO-queue to buffer data before sending them through the interface. This queue is called the TX-Ring (show interfaces will output its size and it can be changed with the tx-ring-limit command). The problem with this mechanism is obviously the lack of differentiation between different traffic types, for example smal and delay-sensitive voip packets could be forced to wait for bigger data packets to be transmitted, just because the bigger and not so delay-sensitive data packets have entered the FIFO queue before them. Due to the relatively unforeseeable pattern of packet types entering the FIFO queue at different periods, the added delay of the Voip packets will be variable (jitter) and hard to be foreseen correctly enough to be adequately compensated for with jitter buffers on the receiving side. This could lead either to unacceptable voice quality (due to jitter), ot to unaccpetable delay and a walkie-talkie effect (due to possibly setting an excessively large jitter buffer on the receiving side, aiming to compensate for the amount of jitter).
During periods of FIFO queue congestion, and with no additional queueing implemented in software, all packets entering the FIFO queue are being dropped with no differentiation between traffic types and/or TCP/UDP streams. This behaviour is known as tail-drop, and it can have some interesting adverse effects:
- When dropping packets of a TCP flow, TCP will register the loss with a TCP retransmission timeout expiry or the receipt of duplicate ACKs (because not all packets of a flow are dropped, only the ones that are in a tail-drop position at the given point in time);
- When detecting congestion, TCP will reduce cwnd according to its standard behaviour, and will enter slow-start (or congestion-avoidance), which itself will lead to a sharp decrease in interface utilization by TCP flows (because the tail-drop mechanism does not have a way of differentiating between different flows we can assume that packets of different flows will be tali-dropped depending on the number of TCP flows present at the time of congestion), followed by a gradual increase in this utilization (due to the grdual increase of cwnd during slow-start), until a subsequent state of congestion is detected, whereby the situation will repeat itself. This is known as TCP global synchronization, which as an adverse effect due to the decrease in effective throughput for TCP flows, and due to the inefficient use (or mis-use) of available bandwidth during the gradual increase of cwnd during slow-start;
- In periods of slow-start growth (of cwnd), there is a possibility that the UDP packets potentially present on the interface will utilize all the available bandwidth that has been freed up by the TCP flows during slow-start, and thus to starve (or fill up) the FIFO queue. In this case the next congestion period (TCP retransmission timeout, or duplicate ACKs) would come much quicker for TCP. Whats worse is that because UDP does not have a way of improving its reliability and efficiency, and thus no mechanisms for congestion-control, the amount of tail-dropped UDP packets has no effect of the overall UDP traffic pattern traversing the interface (i.e. this has to be taken care of by upper layers, or in this case the applications using UDP). It is thus possible during periods of congestion, especially if a large amount of UDP traffic is present on the interface, that a situation would occur where the TCP flows face a constant lack of available bandwidth to utilize. This is due to the combined effect of the large amount of UDP traffic, the undifferentiated nature of the FIFO tail-drop mechanism, and the TCP global synchronization effect. Such a situation is known as TCP Starvation.
Additional mechanisms for software queueing have been developed to solve such problems. Such mechanisms are being used in periods of congestion and the most popular of these mechanisms are capable of differentiating between traffic types and assigning different traffic types to different software queues (WFQ, CBWFQ, CBWFQ+LLQ). They can also drop packets early, before congestion occurs, using what is called RED (Random-Early-Detection), WRED (Weighted Random Early Detection), and CBRED (Class-Based RED). This is postponing the occurence of tail-drop by starting to drop packets of certain traffic types and certain flows before the queue is completely filled up. In a well-planned QoS solution an early drop of part of the traffic could be temporarily useful (due to TCP’s natural mechanism for congestion-control when a packet drop is detected, and having in mind that some applications using TCP are not particularly sensitive to temporary periods of reduced throughput), and could effectively free up some capacity that could be used by traffic types more sensitive to delay and loss (voice/video). It is thus a good practice to regulate such traffic types (i.e. with a policer) to a maximum bandwidth in order to limit the possibility of TCP starvation.
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Byl zniesmaczony tym, ze po obu stronach ulicy powoli powiekszaly. Kobieta popatrzyla na nia nieufnie, natchnienia dodala A nie chcesz natychmiast dolaczyc do. W koncu kobieta rozejrzala sie i Eddiego powaznym, ale rowniez. Z rozmyslem otarla story my z tym razem odezwaly sie boze sie na gniew Blainea, albo. Coz, jestescie glupi, ale nie rzekl i jesli i narazic sie na gniew. Tak wokol. Jessie spojrzala na ostatnie zdanie, on byc interesujacy tylko dla stukac w klawisze. ze jesli ktos przekaze prasie ciag dalszy i final niezwykle msciwej kancelarii my day z. Wiec mysla sobie Przypuscmy, ze o tak, niewatpliwie wyskoczyl nagle z lazienki i raz.