[要約] RFC 5827は、TCPとSCTPの早期再送信に関する規格であり、パフォーマンスの向上とネットワークの遅延の軽減を目的としています。
Internet Engineering Task Force (IETF) M. Allman
Request for Comments: 5827 ICSI
Category: Experimental K. Avrachenkov
ISSN: 2070-1721 INRIA
U. Ayesta
BCAM-IKERBASQUE and LAAS-CNRS
J. Blanton
Ohio University
P. Hurtig
Karlstad University
April 2010
Early Retransmit for TCP and Stream Control Transmission Protocol (SCTP)
TCPおよびストリーム制御伝送プロトコル（SCTP）の早期再送信
Abstract
概要
This document proposes a new mechanism for TCP and Stream Control Transmission Protocol (SCTP) that can be used to recover lost segments when a connection's congestion window is small. The "Early Retransmit" mechanism allows the transport to reduce, in certain special circumstances, the number of duplicate acknowledgments required to trigger a fast retransmission. This allows the transport to use fast retransmit to recover segment losses that would otherwise require a lengthy retransmission timeout.
このドキュメントでは、接続の混雑ウィンドウが小さい場合に失われたセグメントを回復するために使用できるTCPおよびストリーム制御伝送プロトコル（SCTP）の新しいメカニズムを提案します。「早期の再送信」メカニズムにより、特定の特別な状況では、迅速な再送信をトリガーするために必要な重複謝辞の数を減らすことができます。これにより、トランスポートは高速再送信を使用して、それ以外の場合は長い再送信タイムアウトが必要なセグメント損失を回復することができます。
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このドキュメントは、インターネット標準の追跡仕様ではありません。試験、実験的実装、および評価のために公開されています。
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Many researchers have studied the problems with TCP's loss recovery [RFC793, RFC5681] when the congestion window is small, and they have outlined possible mechanisms to mitigate these problems [Mor97, BPS+98, Bal98, LK98, RFC3150, AA02]. SCTP's [RFC4960] loss recovery and congestion control mechanisms are based on TCP, and therefore the same problems impact the performance of SCTP connections. When the transport detects a missing segment, the connection enters a loss recovery phase. There are several variants of the loss recovery phase depending on the TCP implementation. TCP can use slow-start-based recovery or fast recovery [RFC5681], NewReno [RFC3782], and loss recovery, based on selective acknowledgments (SACKs) [RFC2018, FF96, RFC3517]. SCTP's loss recovery is not as varied due to the built-in selective acknowledgments.
多くの研究者は、混雑ウィンドウが小さい場合、TCPの損失回復[RFC793、RFC5681]の問題を研究しており、これらの問題を軽減する可能性のあるメカニズムを概説しています[MOR97、BPS 98、BAL98、LK98、RFC3150、AA02]。SCTPの[RFC4960]損失回復および輻輳制御メカニズムはTCPに基づいているため、同じ問題がSCTP接続のパフォーマンスに影響します。輸送が欠落しているセグメントを検出すると、接続は損失回復フェーズに入ります。TCP実装に応じて、損失回復フェーズにはいくつかのバリアントがあります。TCPは、選択的承認（SACKS）[RFC2018、FF96、RFC3517]に基づいて、スロースタートベースの回復または高速回復[RFC5681]、NewReno [RFC3782]、および損失回復を使用できます。SCTPの損失回復は、選択的な承認が組み込まれているため、それほど多様ではありません。
All of the above variants have two methods for invoking loss recovery. First, if an acknowledgment (ACK) for a given segment is not received in a certain amount of time, a retransmission timer fires, and the segment is resent [RFC2988, RFC4960]. Second, the "fast retransmit" algorithm resends a segment when three duplicate ACKs arrive at the sender [Jac88, RFC5681]. Duplicate ACKs are triggered by out-of-order arrivals at the receiver. However, because duplicate ACKs from the receiver are triggered by both segment loss and segment reordering in the network path, the sender waits for three duplicate ACKs in an attempt to disambiguate segment loss from segment reordering. When the congestion window is small, it may not be possible to generate the required number of duplicate ACKs to trigger fast retransmit when a loss does happen.
上記のバリアントには、損失回復を呼び出す2つの方法があります。まず、特定のセグメントの謝辞（ACK）が一定の時間で受信されない場合、再送信タイマーの火災が発生し、セグメントがresします[RFC2988、RFC4960]。第二に、「高速再送信」アルゴリズムは、3つの重複したAcksが送信者に到着するとセグメントを再送信します[JAC88、RFC5681]。重複したAcksは、受信機でのオーダーアウトオブオーダーの到着によってトリガーされます。ただし、受信機からの重複アックは、セグメントの損失とセグメントの両方のネットワークパスの再注文の両方によってトリガーされるため、送信者はセグメントの再注文からのセグメントの損失を明らかにしようとする3つの重複アックを待っています。輻輳ウィンドウが小さい場合、損失が発生したときに高速再送信をトリガーするために、必要な数の重複したアクセスを生成することはできない場合があります。
Small congestion windows can occur in a number of situations, such as:
次のような多くの状況で小さな輻輳窓が発生する可能性があります。
(1) The connection is constrained by end-to-end congestion control when the connection's share of the path is small, the path has a small bandwidth-delay product, or the transport is ascertaining the available bandwidth in the first few round-trip times of slow start.
(1) 接続は、パスの接続のシェアが小さい場合、パスに小さな帯域幅遅延製品がある場合、またはトランスポートがスローの最初の数回の往復時間で利用可能な帯域幅を確認している場合、エンドツーエンドの混雑制御によって制約が制約されます。始める。
(2) The connection is "application limited" and has only a limited amount of data to send. This can happen any time the application does not produce enough data to fill the congestion window. A particular case when all connections become application limited is as the connection ends.
(2) 接続は「Application Limited」であり、送信するデータは限られています。これは、アプリケーションが輻輳ウィンドウを埋めるのに十分なデータを生成しないときにいつでも発生する可能性があります。すべての接続がアプリケーションリミテッドになった場合、接続が終了するときに特定のケース。
(3) The connection is limited by the receiver's advertised window.
(3) 接続は、レシーバーの宣伝されたウィンドウによって制限されます。
The transport's retransmission timeout (RTO) is based on measured round-trip times (RTT) between the sender and receiver, as specified in [RFC2988] (for TCP) and [RFC4960] (for SCTP). To prevent spurious retransmissions of segments that are only delayed and not lost, the minimum RTO is conservatively chosen to be 1 second. Therefore, it behooves TCP senders to detect and recover from as many losses as possible without incurring a lengthy timeout during which the connection remains idle. However, if not enough duplicate ACKs arrive from the receiver, the fast retransmit algorithm is never triggered -- this situation occurs when the congestion window is small, if a large number of segments in a window are lost, or at the end of a transfer as data drains from the network. For instance, consider a congestion window of three segments' worth of data. If one segment is dropped by the network, then at most two duplicate ACKs will arrive at the sender. Since three duplicate ACKs are required to trigger fast retransmit, a timeout will be required to resend the dropped segment. Note that delayed ACKs [RFC5681] may further reduce the number of duplicate ACKs a receiver sends. However, we assume that receivers send immediate ACKs when there is a gap in the received sequence space per [RFC5681].
トランスポートの再送信タイムアウト（RTO）は、[RFC2988]（TCPの場合）および[RFC4960]（SCTP用）で指定されているように、送信者と受信機の間の測定された往復時間（RTT）に基づいています。遅延のみで失われていないセグメントの偽りの再送信を防ぐために、最小RTOは1秒であると控えめに選択されます。したがって、TCP送信者は、接続がアイドル状態のままである長いタイムアウトを発生させることなく、できるだけ多くの損失から検出および回復することになります。ただし、レシーバーから十分な複製のAcksが到着しない場合、高速再送信アルゴリズムがトリガーされることはありません。この状況は、混雑ウィンドウが小さい場合、ウィンドウ内の多数のセグメントが失われた場合、または転送の最後に発生します。データがネットワークから排出されるように。たとえば、3つのセグメント相当のデータの輻輳ウィンドウを検討してください。ネットワークによって1つのセグメントがドロップされた場合、最大で2つの重複したAcksが送信者に到着します。高速再送信をトリガーするには3つの重複したACKが必要なため、ドロップされたセグメントを再送信するためにタイムアウトが必要になります。遅延ACK [RFC5681]は、レシーバーが送信する重複ACKの数をさらに減らす可能性があることに注意してください。ただし、受信したシーケンススペースにギャップがある場合、[RFC5681]に合わせて即時のACKを送信すると想定しています。
[BPS+98] shows that roughly 56% of retransmissions sent by a busy Web server are sent after the RTO timer expires, while only 44% are handled by fast retransmit. In addition, only 4% of the RTO timer-based retransmissions could have been avoided with SACK, which has to continue to disambiguate reordering from genuine loss. Furthermore, [All00] shows that for one particular Web server, the median number of bytes carried by a connection is less than four segments, indicating that more than half of the connections will be forced to rely on the RTO timer to recover from any losses that occur. Thus, loss recovery that does not rely on the conservative RTO is likely to be beneficial for short TCP transfers.
[BPS 98]は、RTOタイマーの有効期限が切れた後に忙しいWebサーバーから送信された再送信の約56％が送信され、44％のみが高速再送信によって処理されることを示しています。さらに、RTOタイマーベースの再送信の4％のみが、袋を使用して回避できた可能性があります。さらに、[All00]は、特定のWebサーバーで、接続によって運ばれるバイト数の中央値が4つ未満であることを示しており、接続の半分以上がRTOタイマーに依存して損失から回復することを強制されることを示しています。それが起こります。したがって、保守的なRTOに依存しない損失回復は、短いTCP転送に有益である可能性があります。
The limited transmit mechanism introduced in [RFC3042] and currently codified in [RFC5681] allows a TCP sender to transmit previously unsent data upon receipt of each of the two duplicate ACKs that precede a fast retransmit. SCTP [RFC4960] uses SACK information to calculate the number of outstanding segments in the network. Hence, when the first two duplicate ACKs arrive at the sender, they will indicate that data has left the network, and they will allow the sender to transmit new data (if available), similar to TCP's limited transmit algorithm. In the remainder of this document, we use "limited transmit" to include both TCP and SCTP mechanisms for sending in response to the first two duplicate ACKs. By sending these two new segments, the sender is attempting to induce additional duplicate ACKs (if appropriate), so that fast retransmit will be triggered before the retransmission timeout expires. The sender-side "Early Retransmit" mechanism outlined in this document covers the case when previously unsent data is not available for transmission (case (2) above) or cannot be transmitted due to an advertised window limitation (case (3) above).
[RFC3042]に導入され、現在[RFC5681]で成体化されている限られた送信機構により、TCP送信者は、高速な再送信に先行する2つの重複ACKのそれぞれを受信すると、以前に安全でないデータを送信できます。SCTP [RFC4960]は、SACK情報を使用して、ネットワーク内の優れたセグメントの数を計算します。したがって、最初の2つの複製ACKが送信者に到着すると、データがネットワークを離れたことを示し、TCPの限られた送信アルゴリズムと同様に、送信者が新しいデータ（利用可能な場合）を送信できるようになります。このドキュメントの残りの部分では、「限定送信」を使用して、最初の2つの重複ACKに応答して送信するためのTCPメカニズムとSCTPメカニズムの両方を含めます。これらの2つの新しいセグメントを送信することにより、送信者は追加の重複ACK（必要に応じて）を誘導しようとしているため、再送信タイムアウトの有効期限が切れる前に高速再送信がトリガーされます。このドキュメントで概説されている送信者側の「早期再送信」メカニズムは、以前に非セントデータが送信に使用できない場合（上記のケース（2））、または広告されたウィンドウの制限（上記のケース（3））のために送信できない場合をカバーします。
Note: This document is being published as an experimental RFC, as part of the process for the TCPM working group and the IETF to assess whether the proposed change is useful and safe in the heterogeneous environments, including which variants of the mechanism are the most effective. In the future, this specification may be updated and put on the standards track if its safeness and efficacy can be demonstrated.
注：このドキュメントは、TCPMワーキンググループとIETFのプロセスの一部として実験的なRFCとして公開されています。。将来的には、この仕様が更新され、その安全性と有効性を実証できる場合は、標準の追跡に置かれる可能性があります。
The key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" in this document are to be interpreted as described in RFC 2119 [RFC2119].
この文書のキーワード "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "MAY", および "OPTIONAL" はRFC 2119 [RFC2119]で説明されているように解釈されます。
The reader is expected to be familiar with the definitions given in [RFC5681].
読者は、[RFC5681]で与えられた定義に精通していることが期待されています。
The Early Retransmit algorithm calls for lowering the threshold for triggering fast retransmit when the amount of outstanding data is small and when no previously unsent data can be transmitted (such that limited transmit could be used). Duplicate ACKs are triggered by each arriving out-of-order segment. Therefore, fast retransmit will not be invoked when there are less than four outstanding segments (assuming only one segment loss in the window). However, TCP and SCTP are not required to track the number of outstanding segments, but rather the number of outstanding bytes or messages. (Note that SCTP's message boundaries do not necessarily correspond to segment boundaries.) Therefore, applying the intuitive notion of a transport with less than four segments outstanding is more complicated than it first appears. In Section 3.1, we describe a "byte-based" variant of Early Retransmit that attempts to roughly map the number of outstanding bytes to a number of outstanding segments that is then used when deciding whether to trigger Early Retransmit. In Section 3.2, we describe a "segment-based" variant that represents a more precise algorithm for triggering Early Retransmit. This precision comes at the cost of requiring additional state to be kept by the TCP sender. In both cases, we describe SACK-based and non-SACK-based versions of the scheme (of course, the non-SACK version will not apply to SCTP). This document explicitly does not prefer one variant over the other, but leaves the choice to the implementer.
初期の再送信アルゴリズムは、未発動データの量が小さく、以前に確定されていないデータを送信できない場合に、高速再送信をトリガーするためのしきい値を下げることを求めています（限られた送信を使用できるように）。重複したACKは、到着する各秩序外セグメントによってトリガーされます。したがって、4つの未解決のセグメントがある場合、高速再送信は呼び出されません（ウィンドウに1つのセグメントの損失のみを想定しています）。ただし、TCPとSCTPは、優れたセグメントの数を追跡するためではなく、未解決のバイトまたはメッセージの数を追跡する必要があります。（SCTPのメッセージ境界は、必ずしもセグメント境界に対応しているわけではないことに注意してください。）したがって、4つ未満のセグメントを持つ輸送の直感的な概念を適用することは、最初に表示されるよりも複雑です。セクション3.1では、早期の再送信をトリガーするかどうかを決定する際に使用される多くの未解決のセグメントに、未解決のバイトの数を多くの未解決セグメントにマッピングしようとする早期再送信の「バイトベースの」バリアントについて説明します。セクション3.2では、早期再送信をトリガーするためのより正確なアルゴリズムを表す「セグメントベースの」バリアントについて説明します。この精度には、TCP送信者が追加の状態を維持する必要があるという費用がかかります。どちらの場合も、スキームのSackベースのバージョンと非サックベースのバージョンを説明します（もちろん、非サックバージョンはSCTPには適用されません）。このドキュメントは、一方のバリアントを他のバリアントよりも明示的に好まないが、実装者に選択を任せます。
A TCP or SCTP sender MAY use byte-based Early Retransmit.
TCPまたはSCTP送信者は、BYTEベースの早期再送信を使用する場合があります。
Upon the arrival of an ACK, a sender employing byte-based Early Retransmit MUST use the following two conditions to determine when an Early Retransmit is sent:
ACKが到着すると、BYTEベースの早期再送信を採用する送信者は、以下の2つの条件を使用して、早期の再送信がいつ送信されるかを判断する必要があります。
(2.a) The amount of outstanding data (ownd) -- data sent but not yet acknowledged -- is less than 4*SMSS bytes (as defined in [RFC5681]).
（2.a）発行データの量（OwnD） - 送信されたがまだ認められていないデータ - は4*SMSSバイト（[RFC5681]で定義されている）未満です。
Note that in the byte-based variant of Early Retransmit, "ownd" is equivalent to "FlightSize" (defined in [RFC5681]). We use different notation, because "ownd" is not consistent with FlightSize throughout this document.
早期再送信のバイトベースのバリアントでは、「所有者」は「フライトサイズ」（[RFC5681]で定義）に相当することに注意してください。「OwnD」は、このドキュメント全体のフライトサイズと一致していないため、さまざまな表記を使用します。
Also note that in SCTP, messages will have to be converted to bytes to make this variant of Early Retransmit work.
また、SCTPでは、メッセージをバイトに変換して、早期の再送信作業のこのバリアントを作成する必要があることに注意してください。
(2.b) There is either no unsent data ready for transmission at the sender, or the advertised receive window does not permit new segments to be transmitted.
（2.b）送信者に送信する準備ができていない無関係なデータがないか、広告された受信ウィンドウでは、新しいセグメントが送信されません。
When the above two conditions hold and a TCP connection does not support SACK, the duplicate ACK threshold used to trigger a retransmission MUST be reduced to:
上記の2つの条件が保持され、TCP接続がサックをサポートしていない場合、再送信をトリガーするために使用される重複したACKしきい値を次のように削減する必要があります。
ER_thresh = ceiling (ownd/SMSS) - 1 (1)
er_thresh = ceiling（ownd/smss）-1（1）
duplicate ACKs, where ownd is expressed in terms of bytes. We call this reduced ACK threshold enabling "Early Retransmission".
重複するAcks。これを縮小したACKしきい値と呼び、「早期再送信」を可能にします。
When conditions (2.a) and (2.b) hold and a TCP connection does support SACK or SCTP is in use, Early Retransmit MUST be used only when "ownd - SMSS" bytes have been SACKed.
条件（2.a）および（2.b）が保持され、TCP接続がサックまたはSCTPが使用されている場合、「ownd -smss」バイトが解雇された場合にのみ、早期の再送信を使用する必要があります。
If either (or both) condition (2.a) and/or (2.b) does not hold, the transport MUST NOT use Early Retransmit, but rather prefer the standard mechanisms, including fast retransmit and limited transmit.
いずれか（または両方）の条件（2.a）および/または（2.b）が保持されない場合、輸送は早期の再送信を使用してはなりませんが、速い再送信や限定送信を含む標準メカニズムを好みます。
As noted above, the drawback of this byte-based variant is precision [HB08]. We illustrate this with two examples:
上記のように、このバイトベースのバリアントの欠点は精度です[HB08]。これを2つの例で説明します。
+ Consider a non-SACK TCP sender that uses an SMSS of 1460 bytes and transmits three segments, each with 400 bytes of payload. This is a case where Early Retransmit could aid loss recovery if one segment is lost. However, in this case, ER_thresh will become zero, per Equation (1), because the number of outstanding bytes is a poor estimate of the number of outstanding segments. A similar problem occurs for senders that employ SACK, as the expression "ownd - SMSS" will become negative.
+ 1460バイトのSMSSを使用し、それぞれ400バイトのペイロードを持つ3つのセグメントを送信する非サックTCP送信者を考えてみましょう。これは、1つのセグメントが失われた場合、早期の再送信が損失の回復を支援できる場合です。ただし、この場合、ER_THRESHは式（1）によるとゼロになります。これは、発行済みバイトの数が発行セグメントの数の推定値が低いためです。「smss」という表現が陰性になるため、袋を使用する送信者についても同様の問題が発生します。
+ Next, consider a non-SACK TCP sender that uses an SMSS of 1460 bytes and transmits 10 segments, each with 400 bytes of payload. In this case, ER_thresh will be 2 per Equation (1). Thus, even though there are enough segments outstanding to trigger fast retransmit with the standard duplicate ACK threshold, Early Retransmit will be triggered. This could cause or exacerbate performance problems caused by segment reordering in the network.
+ 次に、1460バイトのSMSSを使用し、それぞれ400バイトのペイロードを備えた10個のセグメントを送信する非サックTCP送信者を検討します。この場合、ER_THRESHは式（1）ごとに2になります。したがって、標準の重複したACKしきい値で高速な再送信をトリガーするのに十分な顕著なセグメントがありますが、早期の再送信がトリガーされます。これにより、ネットワーク内のセグメントの並べ替えによって引き起こされるパフォーマンスの問題が発生または悪化する可能性があります。
A TCP or SCTP sender MAY use segment-based Early Retransmit.
TCPまたはSCTP送信者は、セグメントベースの早期再送信を使用する場合があります。
Upon the arrival of an ACK, a sender employing segment-based Early Retransmit MUST use the following two conditions to determine when an Early Retransmit is sent:
ACKが到着すると、セグメントベースの早期再送信を採用する送信者は、以下の2つの条件を使用して、早期の再送信がいつ送信されるかを判断する必要があります。
(3.a) The number of outstanding segments (oseg) -- segments sent but not yet acknowledged -- is less than four.
（3.a）発行セグメントの数（OSEG） - 送信されたがまだ認められていないセグメント - は4未満です。
(3.b) There is either no unsent data ready for transmission at the sender, or the advertised receive window does not permit new segments to be transmitted.
（3.b）送信者に送信する準備ができていない無関係なデータがないか、広告された受信ウィンドウでは、新しいセグメントが送信されません。
When the above two conditions hold and a TCP connection does not support SACK, the duplicate ACK threshold used to trigger a retransmission MUST be reduced to:
上記の2つの条件が保持され、TCP接続がサックをサポートしていない場合、再送信をトリガーするために使用される重複したACKしきい値を次のように削減する必要があります。
ER_thresh = oseg - 1 (2)
er_thresh = oseg -1（2）
duplicate ACKs, where oseg represents the number of outstanding segments. (We discuss tracking the number of outstanding segments below.) We call this reduced ACK threshold enabling "Early Retransmission".
OSEGが未払いのセグメントの数を表している重複ACK。（以下の未解決のセグメントの数の追跡について説明します。）「早期再送信」を可能にするこの縮小ACKしきい値を呼び出します。
When conditions (3.a) and (3.b) hold and a TCP connection does support SACK or SCTP is in use, Early Retransmit MUST be used only when "oseg - 1" segments have been SACKed. A segment is considered to be SACKed when all of its data bytes (TCP) or data chunks (SCTP) have been indicated as arrived by the receiver.
条件（3.a）および（3.b）ホールドおよびTCP接続がサックまたはSCTPをサポートしている場合、「Oseg -1」セグメントが解雇された場合にのみ、早期の再送信を使用する必要があります。すべてのデータバイト（TCP）またはデータチャンク（SCTP）がレシーバーによって到着されたときに示されている場合、セグメントは解雇されると見なされます。
If either (or both) condition (3.a) and/or (3.b) does not hold, the transport MUST NOT use Early Retransmit, but rather prefer the standard mechanisms, including fast retransmit and limited transmit.
いずれか（または両方）の条件（3.a）および/または（3.b）が保持されない場合、輸送は早期の再送信を使用してはなりませんが、速い再送信や限定送信を含む標準メカニズムを好みます。
This version of Early Retransmit solves the precision issues discussed in the previous section. As noted previously, the cost is that the implementation will have to track segment boundaries to form an understanding as to how many actual segments have been transmitted, but not acknowledged. This can be done by the sender tracking the boundaries of the three segments on the right side of the current window (which involves tracking four sequence numbers in TCP). This could be done by keeping a circular list of the segment boundaries, for instance. Cumulative ACKs that do not fall within this region indicate that at least four segments are outstanding, and therefore Early Retransmit MUST NOT be used. When the outstanding window becomes small enough that Early Retransmit can be invoked, a full understanding of the number of outstanding segments will be available from the four sequence numbers retained. (Note: the implicit sequence number consumed by the TCP FIN bit can also be included in the tracking of segment boundaries.)
早期再送信のこのバージョンは、前のセクションで説明した精度の問題を解決します。前述のように、コストは、実装がセグメントの境界を追跡して、実際のセグメントがいくつ送信されているかについての理解を形成する必要があるが、認められていないことです。これは、現在のウィンドウの右側にある3つのセグメントの境界を追跡する送信者によって実行できます（TCPで4つのシーケンス番号を追跡することが含まれます）。これは、たとえば、セグメントの境界の円形リストを保持することで実行できます。この領域内に該当しない累積ACKは、少なくとも4つのセグメントが顕著であることを示しているため、早期の再送信を使用してはなりません。発行済みのウィンドウが早期の再送信を呼び出すことができるほど小さくなると、保持されている4つのシーケンス番号から、未解決のセグメントの数を完全に理解することができます。（注：TCP FINビットによって消費される暗黙のシーケンス番号も、セグメント境界の追跡に含めることができます。）
In this section, we discuss a number of issues surrounding the Early Retransmit algorithm.
このセクションでは、初期の再送信アルゴリズムを取り巻く多くの問題について説明します。
The SACK variant of the Early Retransmit algorithm is preferred to the non-SACK variant in TCP due to its robustness in the face of ACK loss (since SACKs are sent redundantly), and due to interactions with the delayed ACK timer (SCTP does not have a non-SACK mode and therefore naturally supports SACK-based Early Retransmit). Consider a flight of three segments, S1...S3, with S2 being dropped by the network. When S1 arrives, it is in order, and so the receiver may or may not delay the ACK, leading to two scenarios:
ACK損失に直面した堅牢性（サックが冗長に送信されるため）、および遅延ACKタイマーとの相互作用のために、初期再送信アルゴリズムのサックバリアントはTCPの非サックバリアントよりも優先されます（SCTPはSCTPとの相互作用により非サックモードであるため、サックベースの早期再送信を自然にサポートします）。3つのセグメント、S1 ... S3のフライトを考えてみましょう。S2はネットワークによってドロップされます。S1が到着すると、順調になるため、受信者がACKを遅らせる場合とさせない場合があり、2つのシナリオにつながる場合があります。
(A) The ACK for S1 is delayed: In this case, the arrival of S3 will trigger an ACK to be transmitted, covering S1 (which was previously unacknowledged). In this case, Early Retransmit without SACK will not prevent an RTO because no duplicate ACKs will arrive. However, with SACK, the ACK for S1 will also include SACK information indicating that S3 has arrived at the receiver. The sender can then invoke Early Retransmit on this ACK because only one segment remains outstanding.
（a）S1のACKが遅延します。この場合、S3の到着はACKをトリガーして送信され、S1（以前は承認されていなかった）をカバーします。この場合、サックなしでの早期の再送信は、重複したAcksが到着しないため、RTOを妨げません。ただし、SACKを使用すると、S1のACKには、S3が受信機に到着したことを示すSACK情報も含まれます。その後、送信者は、1つのセグメントのみが未解決のままであるため、このACKの早期再送信を呼び出すことができます。
(B) The ACK for S1 is not delayed: In this case, the arrival of S1 triggers an ACK of previously unacknowledged data. The arrival of S3 triggers a duplicate ACK (because it is out of order). Both ACKs will cover the same segment (S1). Therefore, regardless of whether SACK is used, Early Retransmit can be performed by the sender (assuming no ACK loss).
（b）S1のACKは遅延しません。この場合、S1の到着は、以前に未解決のデータのACKをトリガーします。S3の到着は、重複したACKをトリガーします（故障しているため）。両方のACKは同じセグメント（S1）をカバーします。したがって、Sackが使用されるかどうかに関係なく、送信者は早期の再送信を実行できます（ACK損失がないと仮定）。
Early Retransmit is less robust in the face of reordered segments than when using the standard fast retransmit threshold. Research shows that a general reduction in the number of duplicate ACKs required to trigger fast retransmit to two (rather than three) leads to a reduction in the ratio of good to bad retransmits by a factor of three [Pax97]. However, this analysis did not include the additional conditioning on the event that the ownd was smaller than four segments and that no new data was available for transmission.
早期の再送信は、標準の高速再送信のしきい値を使用する場合よりも、並べ替えられたセグメントの場合、堅牢性が低くなります。調査によると、2つの（3つではなく）速い再送信をトリガーするために必要な重複ACKの数の一般的な減少は、3つの係数[Pax97]によって善と悪い再送信の比率の減少につながることが示されています。ただし、この分析には、独自のセグメントが4つより少なく、伝送に利用できる新しいデータがないというイベントに関する追加の条件付けは含まれていませんでした。
A number of studies have shown that network reordering is not a rare event across some network paths. Various measurement studies have shown that reordering along most paths is negligible, but along certain paths can be quite prevalent [Pax97, BPS99, BS02, Pir05]. Evaluating Early Retransmit in the face of real segment reordering is part of the experiment we hope to instigate with this document.
多くの研究により、ネットワークの並べ替えは、一部のネットワークパスでまれなイベントではないことが示されています。さまざまな測定研究により、ほとんどの経路に沿った並べ替えは無視できることが示されていますが、特定の経路に沿った状態は非常に一般的である可能性があります[Pax97、BPS99、BS02、PIR05]。実際のセグメントの並べ替えに直面して早期の再送信を評価することは、このドキュメントを扇動したい実験の一部です。
Next, we note two "worst case" scenarios for Early Retransmit:
次に、早期再送信の2つの「最悪のケース」シナリオに注意してください。
(1) Persistent reordering of segments coupled with an application that does not constantly send data can result in large numbers of needless retransmissions when using Early Retransmit. For instance, consider an application that sends data two segments at a time, followed by an idle period when no data is queued for delivery. If the network consistently reorders the two segments, the sender will needlessly retransmit one out of every two unique segments transmitted when using the above algorithm (meaning that one-third of all segments sent are needless retransmissions). However, this would only be a problem for long-lived connections from applications that transmit in spurts.
(1) 絶えずデータを送信しないアプリケーションと組み合わせたセグメントの永続的な並べ替えは、早期の再送信を使用する場合、多数の不必要な再送信をもたらす可能性があります。たとえば、一度に2つのセグメントをデータに送信するアプリケーションを検討し、その後、配信のためにデータがキューになっていないアイドル期間が続きます。ネットワークが2つのセグメントを一貫して再配置した場合、送信者は上記のアルゴリズムを使用するときに送信される2つの一意のセグメントのうち1つを不必要に再送信します（つまり、送信されるすべてのセグメントの3分の1は不要な再送信です）。ただし、これは、スパートで送信されるアプリケーションからの長命の接続の問題にすぎません。
(2) Similar to the above, consider the case of that consist of two segment each and always experience reordering. Just as in (1) above, one out of every two unique data segments will be retransmitted needlessly; therefore, one-third of the traffic will be spurious.
(2) 上記と同様に、それぞれ2つのセグメントで構成される場合を考慮し、常に並べ替えを経験してください。上記のように、2つの一意のデータセグメントのうち1つが不必要に再送信されます。したがって、トラフィックの3分の1は偽りになります。
Currently, this document offers no suggestion on how to mitigate the above problems. However, the worst cases are likely pathological. Part of the experiments that this document hopes to trigger would involve better understanding of whether such theoretical worst-case scenarios are prevalent in the network, and in general, to explore the trade-off between spurious fast retransmits and the delay imposed by the RTO. Appendix A does offer a survey of possible mitigations that call for curtailing the use of Early Retransmit when it is making poor retransmission decisions.
現在、このドキュメントは、上記の問題を緩和する方法についての提案を提供していません。ただし、最悪の場合は病的な場合があります。このドキュメントがトリガーを望んでいる実験の一部には、このような理論的な最悪のシナリオがネットワークで普及しているかどうか、一般的には、偽の速い再送信とRTOによって課される遅延とのトレードオフを探求するために、一般的によりよく理解することが含まれます。付録Aでは、再送信の不十分な決定を下しているときに早期の再送信の使用を削減することを求める可能性のある緩和の調査を提供しています。
There are a number of similar proposals in the literature that attempt to mitigate the same problem that Early Retransmit addresses.
文献には、早期の再送信と同じ問題を軽減しようとする多くの同様の提案があります。
Deployment of Explicit Congestion Notification (ECN) [Flo94, RFC3168] may benefit connections with small congestion window sizes [RFC2884]. ECN provides a method for indicating congestion to the end-host without dropping segments. While some segment drops may still occur, ECN may allow a transport to perform better with small congestion window sizes because the sender will be required to detect less segment loss [RFC2884].
明示的な混雑通知（ECN）[FLO94、RFC3168]の展開は、小さな混雑ウィンドウサイズ[RFC2884]との接続に利益をもたらす可能性があります。ECNは、セグメントを削除せずにエンドホストへの混雑を示す方法を提供します。一部のセグメントドロップは依然として発生する可能性がありますが、ECNは、セグメントの損失を減らすために送信者が必要になるため、輸送を小さな輻輳ウィンドウサイズでより良く機能させることができます[RFC2884]。
[Bal98] outlines another solution to the problem of having no new segments to transmit into the network when the first two duplicate ACKs arrive. In response to these duplicate ACKs, a TCP sender transmits zero-byte segments to induce additional duplicate ACKs. This method preserves the robustness of the standard fast retransmit algorithm at the cost of injecting segments into the network that do not deliver any data, and therefore are potentially wasting network resources (at a time when there is a reasonable chance that the resources are scarce).
[BAL98]は、最初の2つの重複ACKが到着したときにネットワークに送信する新しいセグメントがないという問題の別の解決策を概説します。これらの重複ACKに応じて、TCP送信者はゼロバイトセグメントを送信して、追加の重複ACKを誘導します。この方法は、データを提供しないネットワークにセグメントを注入するコストで標準の高速再送信アルゴリズムの堅牢性を維持し、したがってネットワークリソースを潜在的に無駄にしている（リソースが不足している合理的な可能性があるとき）。
[RFC4653] also defines an orthogonal method for altering the duplicate ACK threshold. The mechanisms proposed in this document decrease the duplicate ACK threshold when a small amount of data is outstanding. Meanwhile, the mechanisms in [RFC4653] increase the duplicate ACK threshold (over the standard of 3) when the congestion window is large in an effort to increase robustness to segment reordering.
[RFC4653]は、重複したACKしきい値を変更する直交方法も定義します。このドキュメントで提案されているメカニズムは、少量のデータが未解決の場合に重複するACKしきい値を減少させます。一方、[RFC4653]のメカニズムは、混雑ウィンドウが大きい場合、重複したACKしきい値（3の標準上）を増加させ、ロージングをセグメント化するために堅牢性を高めるために増加します。
The security considerations found in [RFC5681] apply to this document. No additional security problems have been identified with Early Retransmit at this time.
[RFC5681]で見つかったセキュリティ上の考慮事項は、このドキュメントに適用されます。現時点では、早期の再送信で追加のセキュリティの問題は特定されていません。
We thank Sally Floyd for her feedback in discussions about Early Retransmit. The notion of Early Retransmit was originally sketched in an Internet-Draft co-authored by Sally Floyd and Hari Balakrishnan. Armando Caro, Joe Touch, Alexander Zimmermann, and many members of the TSVWG and TCPM working groups provided good discussions that helped shape this document. Our thanks to all!
早期の再送信についての議論で彼女のフィードバックをしてくれたサリー・フロイドに感謝します。早期の再送信の概念は、もともとサリー・フロイドとハリ・バラクリシュナンが共著したインターネットドラフトでスケッチされました。Armando Caro、Joe Touch、Alexander Zimmermann、およびTSVWGおよびTCPMのワーキンググループの多くのメンバーは、この文書を形作るのに役立つ良い議論を提供しました。私たちのすべてに感謝します！
[RFC793] Postel, J., "Transmission Control Protocol", STD 7, RFC 793, September 1981.
[RFC793] Postel、J。、「トランスミッションコントロールプロトコル」、STD 7、RFC 793、1981年9月。
[RFC2018] Mathis, M., Mahdavi, J., Floyd, S., and A. Romanow, "TCP Selective Acknowledgment Options", RFC 2018, October 1996.
[RFC2018] Mathis、M.、Mahdavi、J.、Floyd、S。、およびA. Romanow、「TCP選択的承認オプション」、RFC 2018、1996年10月。
[RFC2119] Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, March 1997.
[RFC2119] Bradner、S。、「要件レベルを示すためにRFCで使用するためのキーワード」、BCP 14、RFC 2119、1997年3月。
[RFC2883] Floyd, S., Mahdavi, J., Mathis, M., and M. Podolsky, "An Extension to the Selective Acknowledgement (SACK) Option for TCP", RFC 2883, July 2000.
[RFC2883] Floyd、S.、Mahdavi、J.、Mathis、M。、およびM. Podolsky、「TCPの選択的承認（SACK）オプションの拡張」、RFC 2883、2000年7月。
[RFC2988] Paxson, V. and M. Allman, "Computing TCP's Retransmission Timer", RFC 2988, November 2000.
[RFC2988] Paxson、V。およびM. Allman、「TCPの再送信タイマーのコンピューティング」、RFC 2988、2000年11月。
[RFC3042] Allman, M., Balakrishnan, H., and S. Floyd, "Enhancing TCP's Loss Recovery Using Limited Transmit", RFC 3042, January 2001.
[RFC3042] Allman、M.、Balakrishnan、H。、およびS. Floyd、「限定送信を使用したTCPの損失回復の強化」、RFC 3042、2001年1月。
[RFC4960] Stewart, R., Ed., "Stream Control Transmission Protocol", RFC 4960, September 2007.
[RFC4960] Stewart、R.、ed。、「Stream Control Transmission Protocol」、RFC 4960、2007年9月。
[RFC5681] Allman, M., Paxson, V., and E. Blanton, "TCP Congestion Control", RFC 5681, September 2009.
[RFC5681] Allman、M.、Paxson、V。、およびE. Blanton、「TCP混雑制御」、RFC 5681、2009年9月。
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[PIR05] N. M. Piratla、「パケット間のギャップを使用したパケットの並べ替えと遅延モデリングの理論的基礎、メトリックおよびモデリング」、Ph.D。論文、コロラド州立大学電気およびコンピューター工学部、コロラド州フォートコリンズ、2005年秋。
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[RFC2884] Hadi Salim、J。およびU. Ahmed、「IPネットワークにおける明示的な混雑通知（ECN）のパフォーマンス評価」、RFC 2884、2000年7月。
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[RFC3150] Dawkins、S.、Montenegro、G.、Kojo、M。、およびV. Magret、「スローリンクのエンドツーエンドのパフォーマンスへの影響」、BCP 48、RFC 3150、2001年7月。
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[RFC3168] Ramakrishnan、K.、Floyd、S。、およびD. Black、「IPへの明示的な混雑通知（ECN）の追加」、RFC 3168、2001年9月。
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[RFC3517] Blanton、E.、Allman、M.、Fall、K。、およびL. Wang、「TCPの保守的な選択的承認（SACK）ベースの損失回復アルゴリズム」、RFC 3517、2003年4月。
[RFC3522] Ludwig, R. and M. Meyer, "The Eifel Detection Algorithm for TCP", RFC 3522, April 2003.
[RFC3522] Ludwig、R。およびM. Meyer、「TCPのEIFEL検出アルゴリズム」、RFC 3522、2003年4月。
[RFC3782] Floyd, S., Henderson, T., and A. Gurtov, "The NewReno Modification to TCP's Fast Recovery Algorithm", RFC 3782, April 2004.
[RFC3782] Floyd、S.、Henderson、T。、およびA. Gurtov、「TCPの高速回復アルゴリズムへのNewreno修正」、RFC 3782、2004年4月。
[RFC4653] Bhandarkar, S., Reddy, A., Allman, M., and E. Blanton, "Improving the Robustness of TCP to Non-Congestion Events", RFC 4653, August 2006.
[RFC4653] Bhandarkar、S.、Reddy、A.、Allman、M。、およびE. Blanton、「非合成イベントに対するTCPの堅牢性の向上」、RFC 4653、2006年8月。
Decreasing the number of duplicate ACKs required to trigger fast retransmit, as suggested in Section 3, has the drawback of making fast retransmit less robust in the face of minor network reordering. Two egregious examples of problems caused by reordering are given in Section 4. This appendix outlines several schemes that have been suggested to mitigate the problems caused by Early Retransmit in the face of segment reordering. These methods need further research before they are suggested for general use (and current consensus is that the cases that make Early Retransmit unnecessarily retransmit a large amount of data are pathological, and therefore, these mitigations are not generally required).
セクション3で示唆されているように、高速再送信をトリガーするために必要な重複ACKの数を減らすと、マイナーなネットワークの並べ替えに直面して高速再送信を堅牢にするという欠点があります。並べ替えによって引き起こされた問題の2つのひどい例をセクション4に示します。この付録は、セグメントの並べ替えに直面した早期の再送信によって引き起こされる問題を軽減するために提案されているいくつかのスキームの概要を示しています。これらの方法は、一般的な使用のために提案される前にさらなる研究が必要です（そして、現在のコンセンサスは、早期に大量の再送信を早期に再送信するケースが病理学的であるため、これらの緩和は一般に必要ではないということです）。
MITIGATION A.1: Allow a connection to use Early Retransmit as long as the algorithm is not injecting "too much" spurious data into the network. For instance, using the information provided by TCP's D-SACK option [RFC2883] or SCTP's Duplicate Transmission Sequence Number (Duplicate-TSN) notification, a sender can determine when segments sent via Early Retransmit are needless. Likewise, using Eifel [RFC3522], the sender can detect spurious Early Retransmits. Once spurious Early Retransmits are detected, the sender can either eliminate the use of Early Retransmit, or limit the use of the algorithm to ensure that an acceptably small fraction of the connection's transmissions are not spurious. For example, a connection could stop using Early Retransmit after the first spurious retransmit is detected.
緩和A.1：アルゴリズムが「あまりにも多くの」スプリアスデータをネットワークに注入していない限り、接続が早期再送信を使用できるようにします。たとえば、TCPのD-SACKオプション[RFC2883]またはSCTPの重複伝送シーケンス番号（複製TSN）通知によって提供される情報を使用して、送信者は早期再送信を介して送信されるセグメントが不要になるかを判断できます。同様に、EIFEL [RFC3522]を使用して、送信者は偽の早期再送信を検出できます。偽りの初期の再送信が検出されると、送信者は早期の再送信の使用を排除するか、アルゴリズムの使用を制限して、接続の送信の容認できる部分が疑いの余地がないことを確認できます。たとえば、最初の偽の再送信が検出された後、接続が早期の再送信の使用を停止する可能性があります。
MITIGATION A.2: If a sender cannot reliably determine whether an Early-Retransmitted segment is spurious or not, the sender could simply limit Early Retransmits, either to some fixed number per connection (e.g., Early Retransmit is allowed only once per connection), or to some small percentage of the total traffic being transmitted.
緩和A.2：送信者が早期再送信セグメントが偽物であるかどうかを確実に決定できない場合、送信者は、接続ごとの固定数に早期再送信を制限することができます（たとえば、早期再送信は接続ごとに1回のみ許可されます）、または、送信される総トラフィックのほんの一部。
MITIGATION A.3: Allow a connection to trigger Early Retransmit using the criteria given in Section 3, in addition to a "small" timeout [Pax97]. For instance, a sender may have to wait for two duplicate ACKs and then T msec before Early Retransmit is invoked. The added time gives reordered acknowledgments time to arrive at the sender and avoid a needless retransmit. Designing a method for choosing an appropriate timeout is part of the research that would need to be involved in this scheme.
緩和A.3：「小さな」タイムアウト[Pax97]に加えて、セクション3で与えられた基準を使用して、接続が早期再送信をトリガーすることを許可します。たとえば、送信者は、早期の再送信が呼び出される前に、2つの重複したAcksを待つ必要がある場合があります。追加された時間は、送信者に到着し、不必要な再送信を避けるための並べ替えの謝辞を与えます。適切なタイムアウトを選択する方法を設計することは、このスキームに関与する必要がある研究の一部です。
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