[要約] このRFCは、複数のTCPサブフローを1つの接続に束ね、上位アプリケーションには通常のTCP接続として見せるMPTCPの初期仕様を定義します。アドレス通知、データシーケンス対応付け、確認応答、再送、経路障害時のフォールバック、およびサブフロー確立時の認証を規定します。
Internet Engineering Task Force (IETF) A. Ford
Request for Comments: 6824 Cisco
Category: Experimental C. Raiciu
ISSN: 2070-1721 U. Politechnica of Bucharest
M. Handley
U. College London
O. Bonaventure
U. catholique de Louvain
January 2013
TCP Extensions for Multipath Operation with Multiple Addresses
複数アドレスを用いたマルチパス通信のためのTCP拡張
Abstract
概要
TCP/IP communication is currently restricted to a single path per connection, yet multiple paths often exist between peers. The simultaneous use of these multiple paths for a TCP/IP session would improve resource usage within the network and, thus, improve user experience through higher throughput and improved resilience to network failure.
TCP/IP通信では、現在、1つの接続につき1つの経路しか利用できません。しかし、ピア間には複数の経路が存在することがよくあります。TCP/IPセッションで複数経路を同時に使えば、ネットワーク資源をより有効に利用でき、スループットの向上やネットワーク障害への耐性強化を通じて、ユーザー体験を改善できます。
Multipath TCP provides the ability to simultaneously use multiple paths between peers. This document presents a set of extensions to traditional TCP to support multipath operation. The protocol offers the same type of service to applications as TCP (i.e., reliable bytestream), and it provides the components necessary to establish and use multiple TCP flows across potentially disjoint paths.
Multipath TCPは、ピア間の複数経路を同時に使用できるようにします。本書では、マルチパス通信を可能にするため、従来のTCPを拡張する一連の仕様を示します。このプロトコルはTCPと同じ種類のサービス（信頼性のあるバイトストリーム）をアプリケーションに提供し、一部の経路が分離している場合も含め、複数のTCPフローを確立して利用するために必要な要素を備えます。
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この文書の位置づけ
This document is not an Internet Standards Track specification; it is published for examination, experimental implementation, and evaluation.
本書はインターネット標準化過程の仕様ではありません。検討、実験的実装、評価を目的として公開されています。
This document defines an Experimental Protocol for the Internet community. This document is a product of the Internet Engineering Task Force (IETF). It represents the consensus of the IETF community. It has received public review and has been approved for publication by the Internet Engineering Steering Group (IESG). Not all documents approved by the IESG are a candidate for any level of Internet Standard; see Section 2 of RFC 5741.
本書はインターネットコミュニティ向けの実験プロトコルを定義します。本書はInternet Engineering Task Force（IETF）が作成し、IETFコミュニティの合意を示すものです。公開レビューを経て、Internet Engineering Steering Group（IESG）が出版を承認しました。IESGが承認した文書がすべてインターネット標準のいずれかの段階に進む候補となるわけではありません。RFC 5741のセクション2を参照してください。
Information about the current status of this document, any errata, and how to provide feedback on it may be obtained at http://www.rfc-editor.org/info/rfc6824.
本書の現状、正誤表、およびフィードバック方法については、http://www.rfc-editor.org/info/rfc6824 で確認できます。
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Table of Contents
目次
1. Introduction ....................................................4 1.1. Design Assumptions .........................................4 1.2. Multipath TCP in the Networking Stack ......................5 1.3. Terminology ................................................6 1.4. MPTCP Concept ..............................................7 1.5. Requirements Language ......................................8 2. Operation Overview ..............................................8 2.1. Initiating an MPTCP Connection .............................9 2.2. Associating a New Subflow with an Existing MPTCP Connection .................................................9 2.3. Informing the Other Host about Another Potential Address ..10 2.4. Data Transfer Using MPTCP .................................11 2.5. Requesting a Change in a Path's Priority ..................11 2.6. Closing an MPTCP Connection ...............................12 2.7. Notable Features ..........................................12 3. MPTCP Protocol .................................................12 3.1. Connection Initiation .....................................14 3.2. Starting a New Subflow ....................................18 3.3. General MPTCP Operation ...................................23 3.3.1. Data Sequence Mapping ..............................25 3.3.2. Data Acknowledgments ...............................28 3.3.3. Closing a Connection ...............................29 3.3.4. Receiver Considerations ............................30 3.3.5. Sender Considerations ..............................31 3.3.6. Reliability and Retransmissions ....................32 3.3.7. Congestion Control Considerations ..................33 3.3.8. Subflow Policy .....................................34 3.4. Address Knowledge Exchange (Path Management) ..............35 3.4.1. Address Advertisement ..............................36 3.4.2. Remove Address .....................................39 3.5. Fast Close ................................................40
3.6. Fallback ..................................................41
3.7. Error Handling ............................................45
3.8. Heuristics ................................................45
3.8.1. Port Usage .........................................46
3.8.2. Delayed Subflow Start ..............................46
3.8.3. Failure Handling ...................................47
4. Semantic Issues ................................................48
5. Security Considerations ........................................49
6. Interactions with Middleboxes ..................................51
7. Acknowledgments ................................................55
8. IANA Considerations ............................................55
9. References .....................................................57
9.1. Normative References ......................................57
9.2. Informative References ....................................57
Appendix A. Notes on Use of TCP Options ...........................59
Appendix B. Control Blocks ........................................60
B.1. MPTCP Control Block .......................................60
B.1.1. Authentication and Metadata ........................60
B.1.2. Sending Side .......................................61
B.1.3. Receiving Side .....................................61
B.2. TCP Control Blocks ........................................62
B.2.1. Sending Side .......................................62
B.2.2. Receiving Side .....................................62
Appendix C. Finite State Machine ..................................63
Multipath TCP (MPTCP) is a set of extensions to regular TCP [1] to provide a Multipath TCP [2] service, which enables a transport connection to operate across multiple paths simultaneously. This document presents the protocol changes required to add multipath capability to TCP; specifically, those for signaling and setting up multiple paths ("subflows"), managing these subflows, reassembly of data, and termination of sessions. This is not the only information required to create a Multipath TCP implementation, however. This document is complemented by three others:
Multipath TCP（MPTCP）は、通常のTCP [1]を拡張し、トランスポート接続が複数経路を同時に利用できるMultipath TCP [2]サービスを提供します。本書では、TCPにマルチパス機能を追加するために必要なプロトコル変更を示します。具体的には、複数の経路（「サブフロー」）の通知と確立、サブフローの管理、データの再構成、およびセッションの終了を扱います。ただし、MPTCPを実装するために必要な情報は本書だけではありません。本書を補完する文書がほかに3つあります。
o Architecture [2], which explains the motivations behind Multipath TCP, contains a discussion of high-level design decisions on which this design is based, and an explanation of a functional separation through which an extensible MPTCP implementation can be developed.
o Architecture [2]は、Multipath TCPの動機を説明し、本設計の基礎となる高水準の設計判断を論じるとともに、拡張可能なMPTCP実装を開発するための機能分離を説明します。
o Congestion control [5] presents a safe congestion control algorithm for coupling the behavior of the multiple paths in order to "do no harm" to other network users.
o Congestion control [5]は、他のネットワーク利用者に「害を及ぼさない」ように複数経路の動作を連携させる、安全な輻輳制御アルゴリズムを示します。
o Application considerations [6] discusses what impact MPTCP will have on applications, what applications will want to do with MPTCP, and as a consequence of these factors, what API extensions an MPTCP implementation should present.
o Application considerations [6]は、MPTCPがアプリケーションに与える影響、アプリケーションがMPTCPをどう利用するか、さらにその結果としてMPTCP実装がどのようなAPI拡張を提供するとよいかを論じます。
In order to limit the potentially huge design space, the working group imposed two key constraints on the Multipath TCP design presented in this document:
設計空間が過度に広がるのを抑えるため、ワーキンググループは本書で示すMultipath TCP設計に、次の2つの重要な制約を設けました。
o It must be backwards-compatible with current, regular TCP, to increase its chances of deployment.
o 普及の可能性を高めるため、現在の通常のTCPとの後方互換性を保つ必要があります。
o It can be assumed that one or both hosts are multihomed and multiaddressed.
o 一方または両方のホストがマルチホームであり、複数のアドレスを持つものと想定できます。
To simplify the design, we assume that the presence of multiple addresses at a host is sufficient to indicate the existence of multiple paths. These paths need not be entirely disjoint: they may share one or many routers between them. Even in such a situation, making use of multiple paths is beneficial, improving resource utilization and resilience to a subset of node failures. The congestion control algorithms defined in [5] ensure this does not act detrimentally. Furthermore, there may be some scenarios where different TCP ports on a single host can provide disjoint paths (such as through certain Equal-Cost Multipath (ECMP) implementations [7]), and so the MPTCP design also supports the use of ports in path identifiers.
設計を単純化するため、ホストに複数のアドレスがあれば、複数の経路が存在するとみなします。経路同士が完全に分離している必要はなく、1台以上のルーターを共有する場合もあります。その場合でも、複数の経路を利用すれば資源をより有効に使え、一部のノード障害に対する耐性も高まります。[5]で定義される輻輳制御アルゴリズムにより、この利用が他の通信に悪影響を及ぼさないようにします。また、特定のEqual-Cost Multipath（ECMP）実装[7]などでは、単一ホスト上の異なるTCPポートによって互いに分離された経路を実現できる場合があります。そのため、MPTCPでは経路識別子にポートを使うこともできます。
There are three aspects to the backwards-compatibility listed above (discussed in more detail in [2]):
前述の後方互換性には、次の3つの側面があります（詳細は[2]で説明されています）。
External Constraints: The protocol must function through the vast majority of existing middleboxes such as NATs, firewalls, and proxies, and as such must resemble existing TCP as far as possible on the wire. Furthermore, the protocol must not assume the segments it sends on the wire arrive unmodified at the destination: they may be split or coalesced; TCP options may be removed or duplicated.
外部制約：このプロトコルは、NAT、ファイアウォール、プロキシなど、既存のミドルボックスの大部分を通過できる必要があります。そのため、通信上は可能な限り既存のTCPに似せる必要があります。また、ネットワーク上に送出したセグメントが変更されずに宛先へ届くとは想定できません。セグメントは分割または結合されることがあり、TCPオプションは削除または複製されることがあります。
Application Constraints: The protocol must be usable with no change to existing applications that use the common TCP API (although it is reasonable that not all features would be available to such legacy applications). Furthermore, the protocol must provide the same service model as regular TCP to the application.
アプリケーション制約：このプロトコルは、一般的なTCP APIを使う既存アプリケーションを変更せずに利用できる必要があります（ただし、そのような従来型アプリケーションで全機能を利用できなくても差し支えありません）。また、アプリケーションには通常のTCPと同じサービスモデルを提供する必要があります。
Fallback: The protocol should be able to fall back to standard TCP with no interference from the user, to be able to communicate with legacy hosts.
フォールバック：従来型ホストと通信できるよう、ユーザーの介入なしに標準TCPへフォールバックできることが望まれます。
The complementary application considerations document [6] discusses the necessary features of an API to provide backwards-compatibility, as well as API extensions to convey the behavior of MPTCP at a level of control and information equivalent to that available with regular, single-path TCP.
補足文書であるApplication Considerations[6]では、後方互換性に必要なAPI機能と、通常の単一経路TCPで得られるものと同等の制御および情報をMPTCPで提供するためのAPI拡張について説明しています。
Further discussion of the design constraints and associated design decisions are given in the MPTCP Architecture document [2] and in [8].
設計上の制約とそれに関連する設計判断については、MPTCP Architecture文書[2]および[8]で詳しく説明しています。
MPTCP operates at the transport layer and aims to be transparent to both higher and lower layers. It is a set of additional features on top of standard TCP; Figure 1 illustrates this layering. MPTCP is designed to be usable by legacy applications with no changes; detailed discussion of its interactions with applications is given in [6].
MPTCPはトランスポート層で動作し、上位層と下位層の両方に対して透過的であることを目指します。標準TCPに機能を追加する方式であり、その階層構造を図1に示します。MPTCPは既存のアプリケーションを変更せずに利用できるよう設計されています。アプリケーションとの相互作用については[6]で詳しく説明しています。
+-------------------------------+
| Application |
+---------------+ +-------------------------------+
| Application | | MPTCP |
+---------------+ + - - - - - - - + - - - - - - - +
| TCP | | Subflow (TCP) | Subflow (TCP) |
+---------------+ +-------------------------------+
| IP | | IP | IP |
+---------------+ +-------------------------------+
Figure 1: Comparison of Standard TCP and MPTCP Protocol Stacks
図1：標準TCPとMPTCPのプロトコルスタックの比較
This document makes use of a number of terms that are either MPTCP-specific or have defined meaning in the context of MPTCP, as follows:
本書では、MPTCP固有の用語、またはMPTCPの文脈で特定の意味を持つ次の用語を使用します。
Path: A sequence of links between a sender and a receiver, defined in this context by a 4-tuple of source and destination address/ port pairs.
Path（経路）：送信側と受信側の間にあるリンクの列です。この文脈では、送信元と宛先のアドレスおよびポートから成る4タプルで定義します。
Subflow: A flow of TCP segments operating over an individual path, which forms part of a larger MPTCP connection. A subflow is started and terminated similar to a regular TCP connection.
Subflow（サブフロー）：個々の経路上を流れるTCPセグメントのフローで、より大きなMPTCP接続の一部を構成します。サブフローは通常のTCP接続と同様に開始し、終了します。
(MPTCP) Connection: A set of one or more subflows, over which an application can communicate between two hosts. There is a one-to-one mapping between a connection and an application socket.
(MPTCP) Connection（接続）：2つのホスト間でアプリケーションが通信するための1つ以上のサブフローの集合です。接続とアプリケーションソケットは1対1に対応します。
Data-level: The payload data is nominally transferred over a connection, which in turn is transported over subflows. Thus, the term "data-level" is synonymous with "connection level", in contrast to "subflow-level", which refers to properties of an individual subflow.
Data-level（データレベル）：ペイロードデータは接続を介して転送され、その接続はサブフローを介して運ばれます。したがって、「データレベル」は「接続レベル」と同義です。個々のサブフローの特性を指す「サブフローレベル」とは区別されます。
Token: A locally unique identifier given to a multipath connection by a host. May also be referred to as a "Connection ID".
Token（トークン）：ホストがマルチパス接続に割り当てる、ホスト内で一意の識別子です。「Connection ID」とも呼ばれます。
Host: An end host operating an MPTCP implementation, and either initiating or accepting an MPTCP connection.
Host（ホスト）：MPTCPを実装し、MPTCP接続を開始または受け入れるエンドホストです。
In addition to these terms, note that MPTCP's interpretation of, and effect on, regular single-path TCP semantics are discussed in Section 4.
これらの用語に加えて、通常の単一経路TCPのセマンティクスをMPTCPがどのように解釈し、それにどのような影響を与えるかについては、セクション4で説明します。
This section provides a high-level summary of normal operation of MPTCP, and is illustrated by the scenario shown in Figure 2. A detailed description of operation is given in Section 3.
このセクションでは、MPTCPの通常動作の概要を図2のシナリオに沿って示します。動作の詳細はセクション3で説明します。
o To a non-MPTCP-aware application, MPTCP will behave the same as normal TCP. Extended APIs could provide additional control to MPTCP-aware applications [6]. An application begins by opening a TCP socket in the normal way. MPTCP signaling and operation are handled by the MPTCP implementation.
o MPTCPを認識しないアプリケーションに対して、MPTCPは通常のTCPと同じように動作します。拡張APIを使えば、MPTCP対応アプリケーションに追加の制御機能を提供できる場合があります[6]。アプリケーションは通常どおりTCPソケットを開きます。MPTCPのシグナリングと動作はMPTCP実装が処理します。
o An MPTCP connection begins similarly to a regular TCP connection. This is illustrated in Figure 2 where an MPTCP connection is established between addresses A1 and B1 on Hosts A and B, respectively.
o MPTCP接続は通常のTCP接続と同様に開始します。図2では、ホストAのアドレスA1とホストBのアドレスB1の間にMPTCP接続を確立する例を示します。
o If extra paths are available, additional TCP sessions (termed MPTCP "subflows") are created on these paths, and are combined with the existing session, which continues to appear as a single connection to the applications at both ends. The creation of the additional TCP session is illustrated between Address A2 on Host A and Address B1 on Host B.
o 追加の経路が利用できる場合、その経路上に追加のTCPセッション（MPTCPの「サブフロー」）を作成し、既存のセッションに結合します。両端のアプリケーションからは、引き続き単一の接続として見えます。追加のTCPセッションは、ホストAのアドレスA2とホストBのアドレスB1の間に作成する例を示しています。
o MPTCP identifies multiple paths by the presence of multiple addresses at hosts. Combinations of these multiple addresses equate to the additional paths. In the example, other potential paths that could be set up are A1<->B2 and A2<->B2. Although this additional session is shown as being initiated from A2, it could equally have been initiated from B1.
o MPTCPは、ホストに複数のアドレスがあることで複数の経路を識別します。これらのアドレスの組み合わせが追加の経路に相当します。この例では、A1<->B2およびA2<->B2も設定可能な経路です。追加セッションはA2から開始する例を示していますが、B1から開始することもできます。
o The discovery and setup of additional subflows will be achieved through a path management method; this document describes a mechanism by which a host can initiate new subflows by using its own additional addresses, or by signaling its available addresses to the other host.
o 追加サブフローの検出と設定は、パス管理方式によって行います。本書では、ホストが自身の追加アドレスを使う方法、または利用可能なアドレスを相手ホストに通知する方法で、新しいサブフローを開始する仕組みを説明します。
o MPTCP adds connection-level sequence numbers to allow the reassembly of segments arriving on multiple subflows with differing network delays.
o MPTCPは接続レベルのシーケンス番号を追加し、ネットワーク遅延が異なる複数のサブフローで到着したセグメントを再構成できるようにします。
o Subflows are terminated as regular TCP connections, with a four-way FIN handshake. The MPTCP connection is terminated by a connection-level FIN.
o サブフローは通常のTCP接続と同様に、4ウェイのFINハンドシェイクで終了します。MPTCP接続は接続レベルのFINで終了します。
Host A Host B
------------------------ ------------------------
Address A1 Address A2 Address B1 Address B2
---------- ---------- ---------- ----------
| | | |
| (initial connection setup) | |
|----------------------------------->| |
|<-----------------------------------| |
| | | |
| (additional subflow setup) |
| |--------------------->| |
| |<---------------------| |
| | | |
| | | |
Figure 2: Example MPTCP Usage Scenario
図2：MPTCP使用シナリオの例
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 [3].
本書におけるキーワード「MUST」「MUST NOT」「REQUIRED」「SHALL」「SHALL NOT」「SHOULD」「SHOULD NOT」「RECOMMENDED」「MAY」および「OPTIONAL」は、RFC 2119[3]の定義に従って解釈します。
This section presents a single description of common MPTCP operation, with reference to the protocol operation. This is a high-level overview of the key functions; the full specification follows in Section 3. Extensibility and negotiated features are not discussed here. Considerable reference is made to symbolic names of MPTCP options throughout this section -- these are subtypes of the IANA-assigned MPTCP option (see Section 8), and their formats are defined in the detailed protocol specification that follows in Section 3.
このセクションでは、プロトコルの動作に沿って、一般的なMPTCPの動作を一貫した形で説明します。主要な機能の概要を示し、詳細な仕様はセクション3で説明します。ここでは拡張性やネゴシエーションで選択される機能は扱いません。このセクションではMPTCPオプションのシンボリック名を多数使用します。これらはIANAが割り当てるMPTCPオプション（セクション8を参照）のサブタイプであり、形式は後続のセクション3にある詳細なプロトコル仕様で定義します。
A Multipath TCP connection provides a bidirectional bytestream between two hosts communicating like normal TCP and, thus, does not require any change to the applications. However, Multipath TCP enables the hosts to use different paths with different IP addresses to exchange packets belonging to the MPTCP connection. A Multipath TCP connection appears like a normal TCP connection to an application. However, to the network layer, each MPTCP subflow looks like a regular TCP flow whose segments carry a new TCP option type. Multipath TCP manages the creation, removal, and utilization of these subflows to send data. The number of subflows that are managed within a Multipath TCP connection is not fixed and it can fluctuate during the lifetime of the Multipath TCP connection.
マルチパスTCP接続は、通常のTCPと同様に通信する2つのホスト間に双方向のバイトストリームを提供するため、アプリケーションの変更は不要です。一方、マルチパスTCPでは、ホストは異なるIPアドレスを使う複数の経路を通じて、MPTCP接続に属するパケットを交換できます。アプリケーションからは通常のTCP接続に見えますが、ネットワーク層から見ると、各MPTCPサブフローは通常のTCPフローと同様であり、そのセグメントには新しいTCPオプション種別が含まれます。マルチパスTCPは、データ送信に使うサブフローの作成、削除、利用を管理します。接続内のサブフロー数は固定されず、接続の存続期間中に変化することがあります。
All MPTCP operations are signaled with a TCP option -- a single numerical type for MPTCP, with "sub-types" for each MPTCP message. What follows is a summary of the purpose and rationale of these messages.
すべてのMPTCP操作はTCPオプションで通知されます。MPTCPには単一の数値オプション種別が割り当てられ、各MPTCPメッセージはその「サブタイプ」で識別されます。以下では、これらのメッセージの目的と設計理由を要約します。
This is the same signaling as for initiating a normal TCP connection, but the SYN, SYN/ACK, and ACK packets also carry the MP_CAPABLE option. This is variable length and serves multiple purposes. Firstly, it verifies whether the remote host supports Multipath TCP; secondly, this option allows the hosts to exchange some information to authenticate the establishment of additional subflows. Further details are given in Section 3.1.
シグナリングは通常のTCP接続を開始するときと同じですが、SYN、SYN/ACK、ACKの各パケットにMP_CAPABLEオプションも含めます。このオプションは可変長で、複数の目的を持ちます。まず、相手ホストがマルチパスTCPに対応しているかを確認します。また、追加サブフローを確立するときの認証に用いる情報をホスト間で交換します。詳細はセクション3.1で説明します。
Host A Host B
------ ------
MP_CAPABLE ->
[A's key, flags]
<- MP_CAPABLE
[B's key, flags]
ACK + MP_CAPABLE ->
[A's key, B's key, flags]
The exchange of keys in the MP_CAPABLE handshake provides material that can be used to authenticate the endpoints when new subflows will be set up. Additional subflows begin in the same way as initiating a normal TCP connection, but the SYN, SYN/ACK, and ACK packets also carry the MP_JOIN option.
MP_CAPABLEハンドシェイクで交換する鍵情報は、新しいサブフローを設定する際のエンドポイント認証に利用できます。追加サブフローは通常のTCP接続と同じ手順で開始しますが、SYN、SYN/ACK、ACKの各パケットにMP_JOINオプションも含めます。
Host A initiates a new subflow between one of its addresses and one of Host B's addresses. The token -- generated from the key -- is used to identify which MPTCP connection it is joining, and the HMAC is used for authentication. The Hash-based Message Authentication Code (HMAC) uses the keys exchanged in the MP_CAPABLE handshake, and the random numbers (nonces) exchanged in these MP_JOIN options. MP_JOIN also contains flags and an Address ID that can be used to refer to the source address without the sender needing to know if it has been changed by a NAT. Further details are in Section 3.2.
ホストAは、自身のアドレスの1つとホストBのアドレスの1つとの間に新しいサブフローを開始します。鍵から生成したトークンで、そのサブフローが参加するMPTCP接続を識別し、HMACで認証します。Hash-based Message Authentication Code（HMAC）では、MP_CAPABLEハンドシェイクで交換した鍵と、MP_JOINオプションで交換する乱数（nonce）を使用します。MP_JOINにはフラグとAddress IDも含まれます。Address IDを使えば、NATによって送信元アドレスが変更されたかを送信側が知る必要なく、そのアドレスを参照できます。詳細はセクション3.2で説明します。
Host A Host B
------ ------
MP_JOIN ->
[B's token, A's nonce,
A's Address ID, flags]
<- MP_JOIN
[B's HMAC, B's nonce,
B's Address ID, flags]
ACK + MP_JOIN ->
[A's HMAC]
<- ACK
The set of IP addresses associated to a multihomed host may change during the lifetime of an MPTCP connection. MPTCP supports the addition and removal of addresses on a host both implicitly and explicitly. If Host A has established a subflow starting at address IP#-A1 and wants to open a second subflow starting at address IP#-A2, it simply initiates the establishment of the subflow as explained above. The remote host will then be implicitly informed about the new address.
マルチホームホストに関連付けられたIPアドレスの集合は、MPTCP接続の存続期間中に変わることがあります。MPTCPでは、ホスト上のアドレスの追加と削除を暗黙的にも明示的にも行えます。ホストAがアドレスIP#-A1を使うサブフローを確立済みで、アドレスIP#-A2を使う2つ目のサブフローを開く場合、前述の手順でそのサブフローの確立を開始するだけです。これにより、相手ホストには新しいアドレスが暗黙的に通知されます。
In some circumstances, a host may want to advertise to the remote host the availability of an address without establishing a new subflow, for example, when a NAT prevents setup in one direction. In the example below, Host A informs Host B about its alternative IP address (IP#-A2). Host B may later send an MP_JOIN to this new address. Due to the presence of middleboxes that may translate IP addresses, this option uses an address identifier to unambiguously identify an address on a host. Further details are in Section 3.4.1.
状況によっては、新しいサブフローを確立せずに、アドレスが利用可能であることを相手ホストに通知したい場合があります。たとえば、NATによって一方向からの確立が妨げられる場合です。次の例では、ホストAが代替IPアドレスIP#-A2をホストBに通知しています。ホストBは後で、この新しいアドレスにMP_JOINを送信できます。IPアドレスを変換するミドルボックスが存在するため、このオプションではAddress IDを使ってホスト上のアドレスを一意に識別します。詳細はセクション3.4.1で説明します。
Host A Host B
------ ------
ADD_ADDR ->
[IP#-A2,
IP#-A2's Address ID]
There is a corresponding signal for address removal, making use of the Address ID that is signaled in the add address handshake. Further details in Section 3.4.2.
アドレス削除にも対応するシグナルがあり、追加アドレスのハンドシェイクで通知したAddress IDを使用します。詳細はセクション3.4.2で説明します。
Host A Host B
------ ------
REMOVE_ADDR ->
[IP#-A2's Address ID]
To ensure reliable, in-order delivery of data over subflows that may appear and disappear at any time, MPTCP uses a 64-bit data sequence number (DSN) to number all data sent over the MPTCP connection. Each subflow has its own 32-bit sequence number space and an MPTCP option maps the subflow sequence space to the data sequence space. In this way, data can be retransmitted on different subflows (mapped to the same DSN) in the event of failure.
サブフローはいつでも追加・消失する可能性があります。そうしたサブフロー上でもデータを確実に順序どおり配信できるよう、MPTCPは64ビットのデータシーケンス番号（DSN）を使い、MPTCP接続で送信するすべてのデータに番号を付けます。各サブフローは独自の32ビットのシーケンス番号空間を持ち、MPTCPオプションでサブフローのシーケンス番号空間をデータのシーケンス番号空間に対応付けます。これにより、障害時には、同じDSNに対応するデータを別のサブフローで再送信できます。
The "Data Sequence Signal" carries the "Data Sequence Mapping". The data sequence mapping consists of the subflow sequence number, data sequence number, and length for which this mapping is valid. This option can also carry a connection-level acknowledgment (the "Data ACK") for the received DSN.
「Data Sequence Signal」は「Data Sequence Mapping」を運びます。Data Sequence Mappingには、サブフローシーケンス番号、データシーケンス番号、およびこの対応付けが有効な長さが含まれます。このオプションでは、受信したDSNに対する接続レベルの確認応答（「Data ACK」）も通知できます。
With MPTCP, all subflows share the same receive buffer and advertise the same receive window. There are two levels of acknowledgment in MPTCP. Regular TCP acknowledgments are used on each subflow to acknowledge the reception of the segments sent over the subflow independently of their DSN. In addition, there are connection-level acknowledgments for the data sequence space. These acknowledgments track the advancement of the bytestream and slide the receiving window.
MPTCPでは、すべてのサブフローが同じ受信バッファを共有し、同じ受信ウィンドウを通知します。確認応答には2つのレベルがあります。各サブフローでは通常のTCP確認応答を使い、DSNとは独立して、そのサブフローで送信したセグメントの受信を確認します。これに加えて、データシーケンス番号空間に対する接続レベルの確認応答があります。これらはバイトストリームの進行を追跡し、受信ウィンドウを進めます。
Further details are in Section 3.3.
詳細はセクション3.3で説明します。
Host A Host B
------ ------
DATA_SEQUENCE_SIGNAL ->
[Data Sequence Mapping]
[Data ACK]
[Checksum]
Hosts can indicate at initial subflow setup whether they wish the subflow to be used as a regular or backup path -- a backup path only being used if there are no regular paths available. During a connection, Host A can request a change in the priority of a subflow through the MP_PRIO signal to Host B. Further details are in Section 3.3.8.
ホストはサブフローの初期設定時に、そのサブフローを通常の経路またはバックアップ経路として使うかを指定できます。バックアップ経路は、利用できる通常の経路がない場合にのみ使います。接続中、ホストAはMP_PRIOシグナルでホストBにサブフローの優先度変更を要求できます。詳細はセクション3.3.8で説明します。
Host A Host B
------ ------
MP_PRIO ->
When Host A wants to inform Host B that it has no more data to send, it signals this "Data FIN" as part of the Data Sequence Signal (see above). It has the same semantics and behavior as a regular TCP FIN, but at the connection level. Once all the data on the MPTCP connection has been successfully received, then this message is acknowledged at the connection level with a DATA_ACK. Further details are in Section 3.3.3.
ホストAは、送信するデータがもうないことをホストBに知らせるため、Data Sequence Signalの一部として「Data FIN」を通知します（前述）。これは通常のTCP FINと同じ意味と動作を持ちますが、接続レベルで機能します。MPTCP接続上のすべてのデータが正常に受信されると、この通知は接続レベルのDATA_ACKで確認されます。詳細はセクション3.3.3で説明します。
Host A Host B
------ ------
DATA_SEQUENCE_SIGNAL ->
[Data FIN]
<- (MPTCP DATA_ACK)
It is worth highlighting that MPTCP's signaling has been designed with several key requirements in mind:
MPTCPのシグナリングは、次の重要な要件を満たすよう設計されています。
o To cope with NATs on the path, addresses are referred to by Address IDs, in case the IP packet's source address gets changed by a NAT. Setting up a new TCP flow is not possible if the passive opener is behind a NAT; to allow subflows to be created when either end is behind a NAT, MPTCP uses the ADD_ADDR message.
o 経路上のNATに対処するため、IPパケットの送信元アドレスがNATによって変更される場合に備え、アドレスはAddress IDで参照します。パッシブオープナーがNATの背後にあると、新しいTCPフローを確立できません。どちらかの端がNATの背後にある場合にもサブフローを作成できるよう、MPTCPはADD_ADDRメッセージを使います。
o MPTCP falls back to ordinary TCP if MPTCP operation is not possible, for example, if one host is not MPTCP capable or if a middlebox alters the payload.
o たとえば、一方のホストがMPTCPに対応していない場合や、ミドルボックスがペイロードを変更した場合など、MPTCPが動作できないときは通常のTCPにフォールバックします。
o To meet the threats identified in [9], the following steps are taken: keys are sent in the clear in the MP_CAPABLE messages; MP_JOIN messages are secured with HMAC-SHA1 ([10], [4]) using those keys; and standard TCP validity checks are made on the other messages (ensuring sequence numbers are in-window).
o [9]で特定された脅威に対処するため、次の措置を講じます。MP_CAPABLEメッセージでは鍵を平文で送信します。MP_JOINメッセージは、その鍵を使ったHMAC-SHA1[10][4]で保護します。その他のメッセージには、シーケンス番号がウィンドウ内にあることを確認するなど、標準TCPの妥当性検査を適用します。
This section describes the operation of the MPTCP protocol, and is subdivided into sections for each key part of the protocol operation.
このセクションではMPTCPプロトコルの動作を説明し、その主要な構成要素ごとに節を分けています。
All MPTCP operations are signaled using optional TCP header fields. A single TCP option number ("Kind") has been assigned by IANA for MPTCP (see Section 8), and then individual messages will be determined by a "subtype", the values of which are also stored in an IANA registry (and are also listed in Section 8).
すべてのMPTCP操作は、TCPヘッダーのオプションフィールドを使って通知します。IANAはMPTCP用に単一のTCPオプション番号（「Kind」）を割り当てています（セクション8を参照）。個々のメッセージは「subtype」で識別し、その値もIANAレジストリに登録されています（セクション8にも記載）。
Throughout this document, when reference is made to an MPTCP option by symbolic name, such as "MP_CAPABLE", this refers to a TCP option with the single MPTCP option type, and with the subtype value of the symbolic name as defined in Section 8. This subtype is a 4-bit field -- the first 4 bits of the option payload, as shown in Figure 3. The MPTCP messages are defined in the following sections.
本書で「MP_CAPABLE」などのシンボリック名を使ってMPTCPオプションを参照する場合、それは単一のMPTCPオプション種別を持つTCPオプションを指し、そのサブタイプ値はセクション8で定義されたシンボリック名に対応します。このサブタイプは4ビットのフィールドで、図3に示すようにオプションペイロードの先頭4ビットです。MPTCPメッセージは以下の節で定義します。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+-----------------------+
| Kind | Length |Subtype| |
+---------------+---------------+-------+ |
| Subtype-specific data |
| (variable length) |
+---------------------------------------------------------------+
Figure 3: MPTCP Option Format
図3：MPTCPオプションの形式
Those MPTCP options associated with subflow initiation are used on packets with the SYN flag set. Additionally, there is one MPTCP option for signaling metadata to ensure segmented data can be recombined for delivery to the application.
サブフロー開始に関係するMPTCPオプションは、SYNフラグが設定されたパケットで使います。また、セグメントに分割されたデータを再構成してアプリケーションに届けるためのメタデータを通知するMPTCPオプションも1つあります。
The remaining options, however, are signals that do not need to be on a specific packet, such as those for signaling additional addresses. Whilst an implementation may desire to send MPTCP options as soon as possible, it may not be possible to combine all desired options (both those for MPTCP and for regular TCP, such as SACK (selective acknowledgment) [11]) on a single packet. Therefore, an implementation may choose to send duplicate ACKs containing the additional signaling information. This changes the semantics of a duplicate ACK; these are usually only sent as a signal of a lost segment [12] in regular TCP. Therefore, an MPTCP implementation receiving a duplicate ACK that contains an MPTCP option MUST NOT treat it as a signal of congestion. Additionally, an MPTCP implementation SHOULD NOT send more than two duplicate ACKs in a row for the purposes of sending MPTCP options alone, in order to ensure no middleboxes misinterpret this as a sign of congestion.
残りのオプションは、追加アドレスの通知など、特定のパケットに載せる必要のないシグナルです。実装はMPTCPオプションをできるだけ早く送信したい場合がありますが、MPTCP用と通常のTCP用（SACK（選択的確認応答）[11]など）の望ましいオプションすべてを1つのパケットにまとめられるとは限りません。そのため、実装は追加の通知情報を含む重複ACKを送信することがあります。通常のTCPでは、重複ACKは失われたセグメントを示すシグナル[12]としてのみ送信されるため、これは重複ACKの意味を変えます。したがって、MPTCPオプションを含む重複ACKを受信したMPTCP実装は、それを輻輳のシグナルとして扱ってはなりません (MUST NOT)。さらに、ミドルボックスが輻輳の兆候と誤解しないよう、MPTCPオプションの通知だけを目的として、重複ACKを3つ以上連続して送信すべきではありません (SHOULD NOT)。
Furthermore, standard TCP validity checks (such as ensuring the sequence number and acknowledgment number are within window) MUST be undertaken before processing any MPTCP signals, as described in [13].
さらに、[13]で説明されているように、MPTCPシグナルを処理する前に、シーケンス番号や確認応答番号がウィンドウ内にあることの確認など、標準TCPの妥当性検査を実施しなければなりません (MUST)。
Connection initiation begins with a SYN, SYN/ACK, ACK exchange on a single path. Each packet contains the Multipath Capable (MP_CAPABLE) TCP option (Figure 4). This option declares its sender is capable of performing Multipath TCP and wishes to do so on this particular connection.
接続の開始時には、単一経路上でSYN、SYN/ACK、ACKを交換します。各パケットにはMultipath Capable（MP_CAPABLE）TCPオプションが含まれます（図4）。このオプションは、送信側がマルチパスTCPに対応しており、この接続で利用する意向があることを示します。
This option is used to declare the 64-bit key that the sender has generated for this MPTCP connection. This key is used to authenticate the addition of future subflows to this connection. This is the only time the key will be sent in clear on the wire (unless "fast close", Section 3.5, is used); all future subflows will identify the connection using a 32-bit "token". This token is a cryptographic hash of this key. The algorithm for this process is dependent on the authentication algorithm selected; the method of selection is defined later in this section.
このオプションでは、送信側がこのMPTCP接続用に生成した64ビットの鍵を通知します。この鍵は、後からこの接続にサブフローを追加する際の認証に使います。鍵をネットワーク上で平文送信するのはこのときだけです（セクション3.5の「fast close」を使う場合を除きます）。以後のサブフローでは、32ビットの「トークン」で接続を識別します。このトークンは鍵の暗号学的ハッシュです。ハッシュ方式は選択された認証アルゴリズムによって異なり、その選択方法はこのセクションの後半で定義します。
This key is generated by its sender, and its method of generation is implementation specific. The key MUST be hard to guess, and it MUST be unique for the sending host at any one time. Recommendations for generating random numbers for use in keys are given in [14]. Connections will be indexed at each host by the token (a one-way hash of the key). Therefore, an implementation will require a mapping from each token to the corresponding connection, and in turn to the keys for the connection.
鍵は送信側が生成し、その生成方法は実装に依存します。鍵は推測が困難でなければならず (MUST)、同じ時点で送信ホストごとに一意でなければなりません (MUST)。鍵に用いる乱数の生成方法については[14]に推奨事項があります。各ホストはトークン（鍵の一方向ハッシュ）で接続を索引付けします。そのため、実装では各トークンを対応する接続に対応付け、さらにその接続の鍵にも対応付ける必要があります。
There is a risk that two different keys will hash to the same token. The risk of hash collisions is usually small, unless the host is handling many tens of thousands of connections. Therefore, an implementation SHOULD check its list of connection tokens to ensure there is not a collision before sending its key in the SYN/ACK. This would, however, be costly for a server with thousands of connections. The subflow handshake mechanism (Section 3.2) will ensure that new subflows only join the correct connection, however, through the cryptographic handshake, as well as checking the connection tokens in both directions, and ensuring sequence numbers are in-window. So in the worst case if there was a token collision, the new subflow would not succeed, but the MPTCP connection would continue to provide a regular TCP service.
異なる2つの鍵が同じトークンにハッシュされる可能性があります。ホストが数万件もの接続を扱う場合を除き、通常、ハッシュ衝突の可能性は低いです。そのため、実装ではSYN/ACKで鍵を送る前に接続トークンの一覧を調べ、衝突がないことを確認すべきです (SHOULD)。ただし、これは数千件の接続を扱うサーバーでは負荷になり得ます。サブフローのハンドシェイク（セクション3.2）では、暗号技術を用いたハンドシェイクと、両方向の接続トークンおよびシーケンス番号がウィンドウ内にあることの確認により、新しいサブフローが正しい接続にだけ参加するようにします。したがって、最悪の場合にトークンが衝突しても新しいサブフローの確立に失敗するだけで、MPTCP接続は通常のTCPサービスを継続できます。
The MP_CAPABLE option is carried on the SYN, SYN/ACK, and ACK packets that start the first subflow of an MPTCP connection. The data carried by each packet is as follows, where A = initiator and B = listener.
MP_CAPABLEオプションは、MPTCP接続の最初のサブフローを開始するSYN、SYN/ACK、ACKの各パケットに含まれます。各パケットが運ぶデータは次のとおりです。ここではAを開始側、Bを待受側とします。
o SYN (A->B): A's Key for this connection.
o SYN（A->B）：この接続におけるAの鍵。
o SYN/ACK (B->A): B's Key for this connection.
o SYN/ACK（B->A）：この接続におけるBの鍵。
o ACK (A->B): A's Key followed by B's Key.
o ACK（A->B）：Aの鍵に続けてBの鍵。
The contents of the option is determined by the SYN and ACK flags of the packet, verified by the option's length field. For the diagram shown in Figure 4, "sender" and "receiver" refer to the sender or receiver of the TCP packet (which can be either host). If the SYN flag is set, a single key is included; if only an ACK flag is set, both keys are present.
オプションの内容はパケットのSYNフラグとACKフラグによって決まり、オプションの長さフィールドで検証します。図4の「sender」と「receiver」はTCPパケットの送信側または受信側（どちらのホストの場合もあります）を指します。SYNフラグが設定されていれば鍵を1つ含み、ACKフラグのみが設定されていれば両方の鍵を含みます。
B's Key is echoed in the ACK in order to allow the listener (Host B) to act statelessly until the TCP connection reaches the ESTABLISHED state. If the listener acts in this way, however, it MUST generate its key in a way that would allow it to verify that it generated the key when it is echoed in the ACK.
ACKにBの鍵をエコーすることで、TCP接続がESTABLISHED状態に達するまで、待受側（ホストB）は状態を保持せずに動作できます。ただし、待受側がこの方式を使う場合、ACKで鍵がエコーされたときに自分がその鍵を生成したと検証できる方法で鍵を生成しなければなりません (MUST)。
This exchange allows the safe passage of MPTCP options on SYN packets to be determined. If any of these options are dropped, MPTCP will gracefully fall back to regular single-path TCP, as documented in Section 3.6. Note that new subflows MUST NOT be established (using the process documented in Section 3.2) until a Digital Signature Standard (DSS) option has been successfully received across the path (as documented in Section 3.3).
この交換によって、SYNパケット上でMPTCPオプションを安全に通過させられるかどうかを判定できます。オプションのいずれかが削除された場合、セクション3.6で説明するように、MPTCPは通常の単一経路TCPへ問題なくフォールバックします。セクション3.3で説明するData Sequence Signal（DSS）オプションが経路を通じて正常に受信されるまでは、セクション3.2の手順で新しいサブフローを確立してはなりません (MUST NOT)。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+-------+---------------+
| Kind | Length |Subtype|Version|A|B|C|D|E|F|G|H|
+---------------+---------------+-------+-------+---------------+
| Option Sender's Key (64 bits) |
| |
| |
+---------------------------------------------------------------+
| Option Receiver's Key (64 bits) |
| (if option Length == 20) |
| |
+---------------------------------------------------------------+
Figure 4: Multipath Capable (MP_CAPABLE) Option
図4：Multipath Capable（MP_CAPABLE）オプション
The first 4 bits of the first octet in the MP_CAPABLE option (Figure 4) define the MPTCP option subtype (see Section 8; for MP_CAPABLE, this is 0), and the remaining 4 bits of this octet specify the MPTCP version in use (for this specification, this is 0).
MP_CAPABLEオプション（図4）の最初のオクテットの先頭4ビットは、MPTCPオプションのサブタイプを定義します（セクション8を参照。MP_CAPABLEでは0です）。このオクテットの残りの4ビットは、使用するMPTCPのバージョンを指定します（本仕様では0です）。
The second octet is reserved for flags, allocated as follows:
2番目のオクテットはフラグ用に予約されており、各ビットを次のように割り当てます。
A: The leftmost bit, labeled "A", SHOULD be set to 1 to indicate "Checksum Required", unless the system administrator has decided that checksums are not required (for example, if the environment is controlled and no middleboxes exist that might adjust the payload).
A：「A」と表示された最左端のビットは「チェックサム必須」を示すため、システム管理者がチェックサム不要と判断した場合（たとえば、管理された環境でペイロードを変更するミドルボックスが存在しない場合）を除き、1に設定すべきです (SHOULD)。
B: The second bit, labeled "B", is an extensibility flag, and MUST be set to 0 for current implementations. This will be used for an extensibility mechanism in a future specification, and the impact of this flag will be defined at a later date. If receiving a message with the 'B' flag set to 1, and this is not understood, then this SYN MUST be silently ignored; the sender is expected to retry with a format compatible with this legacy specification. Note that the length of the MP_CAPABLE option, and the meanings of bits "C" through "H", may be altered by setting B=1.
B：「B」と表示された2番目のビットは拡張用フラグで、現在の実装では0に設定しなければなりません (MUST)。将来の仕様で拡張機構に使用され、このフラグの影響は後日定義されます。「B」フラグが1に設定されたメッセージを受信してその意味を理解できない場合、そのSYNを黙って無視しなければなりません (MUST)。送信側は、この旧仕様と互換性のある形式で再試行することが想定されています。B=1に設定すると、MP_CAPABLEオプションの長さとビット「C」から「H」の意味が変わる場合があります。
C through H: The remaining bits, labeled "C" through "H", are used for crypto algorithm negotiation. Currently only the rightmost bit, labeled "H", is assigned. Bit "H" indicates the use of HMAC-SHA1 (as defined in Section 3.2). An implementation that only supports this method MUST set bit "H" to 1, and bits "C" through "G" to 0.
CからH：「C」から「H」と表示された残りのビットは、暗号アルゴリズムのネゴシエーションに使います。現在割り当てられているのは、右端の「H」ビットだけです。「H」ビットはHMAC-SHA1（セクション3.2で定義）の使用を示します。この方式だけをサポートする実装は、「H」ビットを1、「C」から「G」までのビットを0に設定しなければなりません (MUST)。
A crypto algorithm MUST be specified. If flag bits C through H are all 0, the MP_CAPABLE option MUST be treated as invalid and ignored (that is, it must be treated as a regular TCP handshake).
暗号アルゴリズムを指定しなければなりません (MUST)。フラグビットCからHがすべて0の場合、MP_CAPABLEオプションは無効として扱い、無視しなければなりません (MUST)。つまり、通常のTCPハンドシェイクとして扱います。
The selection of the authentication algorithm also impacts the algorithm used to generate the token and the initial data sequence number (IDSN). In this specification, with only the SHA-1 algorithm (bit "H") specified and selected, the token MUST be a truncated (most significant 32 bits) SHA-1 hash ([4], [15]) of the key. A different, 64-bit truncation (the least significant 64 bits) of the SHA-1 hash of the key MUST be used as the initial data sequence number. Note that the key MUST be hashed in network byte order. Also note that the "least significant" bits MUST be the rightmost bits of the SHA-1 digest, as per [4]. Future specifications of the use of the crypto bits may choose to specify different algorithms for token and IDSN generation.
認証アルゴリズムの選択は、トークンと初期データシーケンス番号（IDSN）の生成に使うアルゴリズムにも影響します。本仕様ではSHA-1アルゴリズム（「H」ビット）のみを指定して選択するため、トークンは鍵のSHA-1ハッシュ（[4][15]）を32ビット（上位32ビット）に切り詰めた値でなければなりません (MUST)。また、鍵のSHA-1ハッシュを64ビット（下位64ビット）に切り詰めた別の値を、初期データシーケンス番号として使わなければなりません (MUST)。鍵はネットワークバイトオーダーでハッシュしなければなりません (MUST)。さらに[4]に従い、「下位」ビットはSHA-1ダイジェストの右端のビットでなければなりません (MUST)。暗号ビットの使用に関する将来の仕様では、トークンとIDSNの生成に別のアルゴリズムを指定する場合があります。
Both the crypto and checksum bits negotiate capabilities in similar ways. For the Checksum Required bit (labeled "A"), if either host requires the use of checksums, checksums MUST be used. In other words, the only way for checksums not to be used is if both hosts in their SYNs set A=0. This decision is confirmed by the setting of the "A" bit in the third packet (the ACK) of the handshake. For example, if the initiator sets A=0 in the SYN, but the responder sets A=1 in the SYN/ACK, checksums MUST be used in both directions, and the initiator will set A=1 in the ACK. The decision whether to use checksums will be stored by an implementation in a per-connection binary state variable.
暗号ビットとチェックサムビットは、同様の方法で機能をネゴシエートします。「チェックサム必須」を示すAビットについては、どちらか一方のホストがチェックサムを必要とする場合、チェックサムを使用しなければなりません (MUST)。つまり、チェックサムを使用しないのは、両ホストがSYNでA=0を設定した場合に限られます。この決定は、ハンドシェイクの3番目のパケット（ACK）にあるAビットの値で確定します。たとえば、開始側がSYNでA=0を設定し、応答側がSYN/ACKでA=1を設定した場合、両方向でチェックサムを使用しなければならず (MUST)、開始側はACKでA=1を設定します。チェックサムを使うかどうかは、実装が接続ごとの二値状態変数に保存します。
For crypto negotiation, the responder has the choice. The initiator creates a proposal setting a bit for each algorithm it supports to 1 (in this version of the specification, there is only one proposal, so bit "H" will be always set to 1). The responder responds with only 1 bit set -- this is the chosen algorithm. The rationale for this behavior is that the responder will typically be a server with potentially many thousands of connections, so it may wish to choose an algorithm with minimal computational complexity, depending on the load. If a responder does not support (or does not want to support) any of the initiator's proposals, it can respond without an MP_CAPABLE option, thus forcing a fallback to regular TCP.
暗号アルゴリズムのネゴシエーションでは、応答側が選択権を持ちます。開始側は、サポートする各アルゴリズムのビットを1にした提案を送ります（この仕様のバージョンでは提案が1つだけなので、「H」ビットは常に1です）。応答側は1ビットだけを設定して返し、そのビットが選択されたアルゴリズムを示します。通常、応答側は数千件もの接続を扱う可能性があるサーバーであり、負荷に応じて計算量が最小のアルゴリズムを選べるようにするため、この方式を採用しています。開始側の提案をどれもサポートしない（またはサポートする意思がない）場合、応答側はMP_CAPABLEオプションを付けずに応答できます。これにより通常のTCPへのフォールバックが行われます。
The MP_CAPABLE option is only used in the first subflow of a connection, in order to identify the connection; all following subflows will use the "Join" option (see Section 3.2) to join the existing connection.
MP_CAPABLEオプションは接続を識別するため、最初のサブフローでのみ使います。それ以降のサブフローでは「Join（MP_JOIN）」オプション（セクション3.2を参照）を使って既存の接続に参加します。
If a SYN contains an MP_CAPABLE option but the SYN/ACK does not, it is assumed that the passive opener is not multipath capable; thus, the MPTCP session MUST operate as a regular, single-path TCP. If a SYN does not contain a MP_CAPABLE option, the SYN/ACK MUST NOT contain one in response. If the third packet (the ACK) does not contain the MP_CAPABLE option, then the session MUST fall back to operating as a regular, single-path TCP. This is to maintain compatibility with middleboxes on the path that drop some or all TCP options. Note that an implementation MAY choose to attempt sending MPTCP options more than one time before making this decision to operate as regular TCP (see Section 3.8).
SYNにMP_CAPABLEオプションが含まれているのにSYN/ACKに含まれていない場合、受動側はマルチパスTCPに対応していないとみなします。この場合、MPTCPセッションは通常の単一経路TCPとして動作しなければなりません (MUST)。SYNにMP_CAPABLEオプションが含まれていない場合、応答するSYN/ACKにもこのオプションを含めてはなりません (MUST NOT)。3番目のパケット（ACK）にMP_CAPABLEオプションが含まれていない場合も、セッションは通常の単一経路TCPとして動作するようフォールバックしなければなりません (MUST)。これは、経路上でTCPオプションの一部またはすべてを削除するミドルボックスとの互換性を保つためです。通常のTCPとして動作すると決める前に、実装はMPTCPオプションの送信を複数回試みてもかまいません (MAY)（セクション3.8を参照）。
If the SYN packets are unacknowledged, it is up to local policy to decide how to respond. It is expected that a sender will eventually fall back to single-path TCP (i.e., without the MP_CAPABLE option) in order to work around middleboxes that may drop packets with unknown options; however, the number of multipath-capable attempts that are made first will be up to local policy. It is possible that MPTCP and non-MPTCP SYNs could get reordered in the network. Therefore, the final state is inferred from the presence or absence of the MP_CAPABLE option in the third packet of the TCP handshake. If this option is not present, the connection SHOULD fall back to regular TCP, as documented in Section 3.6.
SYNパケットが確認応答されない場合、応答方法はローカルポリシーで決定します。不明なオプションを含むパケットを破棄するミドルボックスに対処するため、送信側は最終的にMP_CAPABLEオプションを付けず、単一経路TCPにフォールバックすることが想定されます。ただし、その前にマルチパス対応で何回試行するかはローカルポリシーで決まります。MPTCPのSYNと非MPTCPのSYNがネットワーク上で並べ替えられる可能性があります。そのため、最終状態はTCPハンドシェイクの3番目のパケットにMP_CAPABLEオプションがあるかどうかから判断します。このオプションがない場合、セクション3.6の説明どおり、接続は通常のTCPにフォールバックすべきです (SHOULD)。
The initial data sequence number on an MPTCP connection is generated from the key. The algorithm for IDSN generation is also determined from the negotiated authentication algorithm. In this specification, with only the SHA-1 algorithm specified and selected, the IDSN of a host MUST be the least significant 64 bits of the SHA-1 hash of its key, i.e., IDSN-A = Hash(Key-A) and IDSN-B = Hash(Key-B). This deterministic generation of the IDSN allows a receiver to ensure that there are no gaps in sequence space at the start of the connection. The SYN with MP_CAPABLE occupies the first octet of data sequence space, although this does not need to be acknowledged at the connection level until the first data is sent (see Section 3.3).
MPTCP接続の初期データシーケンス番号は鍵から生成します。IDSNの生成アルゴリズムも、ネゴシエートした認証アルゴリズムによって決まります。本仕様ではSHA-1アルゴリズムのみを指定して選択するため、ホストのIDSNは鍵のSHA-1ハッシュの下位64ビットでなければなりません (MUST)。すなわち、IDSN-A = Hash(Key-A)、IDSN-B = Hash(Key-B)です。IDSNをこのように決定論的に生成することで、受信側は接続開始時のシーケンス番号空間に抜けがないことを確認できます。MP_CAPABLEを含むSYNはデータシーケンス番号空間の最初のオクテットを占めますが、最初のデータを送るまでは接続レベルで確認応答する必要はありません（セクション3.3を参照）。
Once an MPTCP connection has begun with the MP_CAPABLE exchange, further subflows can be added to the connection. Hosts have knowledge of their own address(es), and can become aware of the other host's addresses through signaling exchanges as described in Section 3.4. Using this knowledge, a host can initiate a new subflow over a currently unused pair of addresses. It is permitted for either host in a connection to initiate the creation of a new subflow, but it is expected that this will normally be the original connection initiator (see Section 3.8 for heuristics).
MP_CAPABLEの交換でMPTCP接続を開始した後は、接続にサブフローを追加できます。ホストは自分のアドレスを把握しており、セクション3.4で説明するシグナリング交換を通じて相手ホストのアドレスも把握できます。この情報を使い、ホストは未使用のアドレスペア上に新しいサブフローを開始できます。どちらのホストも新しいサブフローの確立を開始できますが、通常は元の接続開始側が開始することを想定しています（判断基準についてはセクション3.8を参照）。
A new subflow is started as a normal TCP SYN/ACK exchange. The Join Connection (MP_JOIN) TCP option is used to identify the connection to be joined by the new subflow. It uses keying material that was exchanged in the initial MP_CAPABLE handshake (Section 3.1), and that handshake also negotiates the crypto algorithm in use for the MP_JOIN handshake.
新しいサブフローは通常のTCP SYN/ACK交換で開始します。Join Connection（MP_JOIN）TCPオプションを使って、新しいサブフローが参加する接続を識別します。このオプションは最初のMP_CAPABLEハンドシェイク（セクション3.1）で交換した鍵素材を使います。また、そのハンドシェイクではMP_JOINハンドシェイクに使う暗号アルゴリズムもネゴシエートします。
This section specifies the behavior of MP_JOIN using the HMAC-SHA1 algorithm. An MP_JOIN option is present in the SYN, SYN/ACK, and ACK of the three-way handshake, although in each case with a different format.
このセクションでは、HMAC-SHA1アルゴリズムを使うMP_JOINの動作を規定します。MP_JOINオプションは3ウェイハンドシェイクのSYN、SYN/ACK、ACKに含まれますが、それぞれ形式が異なります。
In the first MP_JOIN on the SYN packet, illustrated in Figure 5, the initiator sends a token, random number, and address ID.
図5に示すとおり、SYNパケットで送る最初のMP_JOINには、開始側からトークン、乱数、Address IDを含めます。
The token is used to identify the MPTCP connection and is a cryptographic hash of the receiver's key, as exchanged in the initial MP_CAPABLE handshake (Section 3.1). In this specification, the tokens presented in this option are generated by the SHA-1 ([4], [15]) algorithm, truncated to the most significant 32 bits. The token included in the MP_JOIN option is the token that the receiver of the packet uses to identify this connection; i.e., Host A will send Token-B (which is generated from Key-B). Note that the hash generation algorithm can be overridden by the choice of cryptographic handshake algorithm, as defined in Section 3.1.
トークンはMPTCP接続を識別する値で、最初のMP_CAPABLEハンドシェイク（セクション3.1）で交換した受信側の鍵から計算する暗号学的ハッシュです。本仕様では、SHA-1アルゴリズム[4][15]で生成したハッシュの上位32ビットをトークンとして使います。MP_JOINオプションに含めるトークンは、パケットの受信側が接続を識別するために使う値です。つまり、ホストAはKey-Bから生成したToken-Bを送信します。セクション3.1で定義するように、ハッシュの生成アルゴリズムは、選択した暗号認証アルゴリズムによって変更される場合があります。
The MP_JOIN SYN sends not only the token (which is static for a connection) but also random numbers (nonces) that are used to prevent replay attacks on the authentication method. Recommendations for the generation of random numbers for this purpose are given in [14].
MP_JOINのSYNでは、接続ごとに固定されるトークンに加え、認証方式へのリプレイ攻撃を防ぐための乱数（nonce）も送信します。この目的に使う乱数の生成方法については[14]に推奨事項があります。
The MP_JOIN option includes an "Address ID". This is an identifier that only has significance within a single connection, where it identifies the source address of this packet, even if the IP header has been changed in transit by a middlebox. The Address ID allows address removal (Section 3.4.2) without needing to know what the source address at the receiver is, thus allowing address removal through NATs. The Address ID also allows correlation between new subflow setup attempts and address signaling (Section 3.4.1), to prevent setting up duplicate subflows on the same path, if an MP_JOIN and ADD_ADDR are sent at the same time.
MP_JOINオプションには「Address ID」が含まれます。これは1つの接続内でのみ意味を持つ識別子であり、転送中にミドルボックスがIPヘッダーを変更した場合でも、このパケットの送信元アドレスを識別できます。Address IDを使えば、受信側で認識している送信元アドレスを知らなくてもアドレスを削除できるため（セクション3.4.2）、NAT越しでもアドレスを削除できます。また、MP_JOINとADD_ADDRが同時に送信された場合、Address IDで新しいサブフローの確立要求とアドレス通知（セクション3.4.1）を対応付け、同じ経路上に重複したサブフローを確立しないようにできます。
The Address IDs of the subflow used in the initial SYN exchange of the first subflow in the connection are implicit, and have the value zero. A host MUST store the mappings between Address IDs and addresses both for itself and the remote host. An implementation will also need to know which local and remote Address IDs are associated with which established subflows, for when addresses are removed from a local or remote host.
接続の最初のサブフローの初期SYN交換で使うAddress IDは暗黙的に決まり、その値は0です。ホストは、自身と相手ホストの両方について、Address IDとアドレスの対応関係を保存しなければなりません (MUST)。また、ローカルまたはリモートのホストからアドレスが削除されたときに備え、確立済みの各サブフローにどのローカルおよびリモートのAddress IDが対応するかも把握する必要があります。
The MP_JOIN option on packets with the SYN flag set also includes 4 bits of flags, 3 of which are currently reserved and MUST be set to zero by the sender. The final bit, labeled "B", indicates whether the sender of this option wishes this subflow to be used as a backup path (B=1) in the event of failure of other paths, or whether it wants it to be used as part of the connection immediately. By setting B=1, the sender of the option is requesting the other host to only send data on this subflow if there are no available subflows where B=0. Subflow policy is discussed in more detail in Section 3.3.8.
SYNフラグが設定されたパケットのMP_JOINオプションには、4ビットのフラグも含まれます。そのうち3ビットは現在予約されており、送信側は0に設定しなければなりません (MUST)。最後の「B」ビットは、他の経路に障害が発生した場合にこのサブフローをバックアップ経路（B=1）として使うか、接続の一部として直ちに使うかを示します。B=1に設定すると、B=0のサブフローが利用できない場合に限ってこのサブフローでデータを送信するよう、オプションの送信側が相手ホストに要求します。サブフローのポリシーについてはセクション3.3.8で詳しく説明します。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+-----+-+---------------+
| Kind | Length = 12 |Subtype| |B| Address ID |
+---------------+---------------+-------+-----+-+---------------+
| Receiver's Token (32 bits) |
+---------------------------------------------------------------+
| Sender's Random Number (32 bits) |
+---------------------------------------------------------------+
Figure 5: Join Connection (MP_JOIN) Option (for Initial SYN)
図5：Join Connection（MP_JOIN）オプション（初期SYN用）
When receiving a SYN with an MP_JOIN option that contains a valid token for an existing MPTCP connection, the recipient SHOULD respond with a SYN/ACK also containing an MP_JOIN option containing a random number and a truncated (leftmost 64 bits) Hash-based Message Authentication Code (HMAC). This version of the option is shown in Figure 6. If the token is unknown, or the host wants to refuse subflow establishment (for example, due to a limit on the number of subflows it will permit), the receiver will send back a reset (RST) signal, analogous to an unknown port in TCP. Although calculating an HMAC requires cryptographic operations, it is believed that the 32- bit token in the MP_JOIN SYN gives sufficient protection against blind state exhaustion attacks; therefore, there is no need to provide mechanisms to allow a responder to operate statelessly at the MP_JOIN stage.
既存のMPTCP接続に対応する有効なトークンを含むMP_JOINオプション付きSYNを受信した場合、受信側は、乱数と、64ビット（左端64ビット）に切り詰めたHash-based Message Authentication Code（HMAC）を含むMP_JOINオプション付きSYN/ACKで応答すべきです (SHOULD)。この形式のオプションを図6に示します。トークンが不明な場合、またはホストがサブフローの確立を拒否する場合（たとえば、許可するサブフロー数の上限に達した場合）、受信側はRST（リセット）を返します。これはTCPで不明なポートに接続した場合と同様です。HMACの計算には暗号処理が必要ですが、MP_JOINのSYNに含まれる32ビットのトークンで、盲目的な状態枯渇攻撃を十分に防げると考えられます。そのため、MP_JOINの段階で応答側が状態を保持せずに動作する仕組みを設ける必要はありません。
An HMAC is sent by both hosts -- by the initiator (Host A) in the third packet (the ACK) and by the responder (Host B) in the second packet (the SYN/ACK). Doing the HMAC exchange at this stage allows both hosts to have first exchanged random data (in the first two SYN packets) that is used as the "message". This specification defines that HMAC as defined in [10] is used, along with the SHA-1 hash algorithm [4] (potentially implemented as in [15]), thus generating a 160-bit / 20-octet HMAC. Due to option space limitations, the HMAC included in the SYN/ACK is truncated to the leftmost 64 bits, but this is acceptable since random numbers are used; thus, an attacker only has one chance to guess the HMAC correctly (if the HMAC is incorrect, the TCP connection is closed, so a new MP_JOIN negotiation with a new random number is required).
両方のホストがHMACを送信します。開始側のホストAは3番目のパケット（ACK）で、応答側のホストBは2番目のパケット（SYN/ACK）で送信します。この段階でHMACを交換することで、両ホストが先に最初の2つのSYNパケットで乱数を交換し、それらを「メッセージ」として使えます。本仕様では、[10]で定義されたHMACをSHA-1ハッシュアルゴリズム[4]（[15]の実装も可能）とともに使用します。これにより160ビット/20オクテットのHMACが生成されます。オプション領域の制約により、SYN/ACKに含めるHMACは左端の64ビットに切り詰めますが、乱数を使うため問題ありません。攻撃者がHMACを正しく推測できる機会は1回だけです。HMACが誤っていればTCP接続が閉じられ、新しい乱数を使ってMP_JOINのネゴシエーションをやり直す必要があるためです。
The initiator's authentication information is sent in its first ACK (the third packet of the handshake), as shown in Figure 7. This data needs to be sent reliably, since it is the only time this HMAC is sent; therefore, receipt of this packet MUST trigger a regular TCP ACK in response, and the packet MUST be retransmitted if this ACK is not received. In other words, sending the ACK/MP_JOIN packet places the subflow in the PRE_ESTABLISHED state, and it moves to the ESTABLISHED state only on receipt of an ACK from the receiver. It is not permitted to send data while in the PRE_ESTABLISHED state. The reserved bits in this option MUST be set to zero by the sender.
図7に示すように、開始側の認証情報は最初のACK（ハンドシェイクの3番目のパケット）で送信します。このHMACを送る機会はこの1回だけなので、確実に届ける必要があります。そのため、このパケットを受信したら応答として通常のTCP ACKを送信しなければなりません (MUST)。また、そのACKを受信できなかった場合は、このパケットを再送信しなければなりません (MUST)。つまり、ACK/MP_JOINパケットを送信するとサブフローはPRE_ESTABLISHED状態になり、受信側からACKを受け取った場合にのみESTABLISHED状態へ移行します。PRE_ESTABLISHED状態ではデータを送信できません。このオプションの予約ビットは、送信側が0に設定しなければなりません (MUST)。
The key for the HMAC algorithm, in the case of the message transmitted by Host A, will be Key-A followed by Key-B, and in the case of Host B, Key-B followed by Key-A. These are the keys that were exchanged in the original MP_CAPABLE handshake. The "message" for the HMAC algorithm in each case is the concatenations of random number for each host (denoted by R): for Host A, R-A followed by R-B; and for Host B, R-B followed by R-A.
ホストAが送信するHMACでは、アルゴリズムの鍵としてKey-Aに続けてKey-Bを使います。ホストBが送信するHMACでは、Key-Bに続けてKey-Aを使います。これらは最初のMP_CAPABLEハンドシェイクで交換した鍵です。各HMACの「メッセージ」は、両ホストの乱数（Rで表記）の連結です。ホストAではR-Aに続けてR-Bを使い、ホストBではR-Bに続けてR-Aを使います。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+-----+-+---------------+
| Kind | Length = 16 |Subtype| |B| Address ID |
+---------------+---------------+-------+-----+-+---------------+
| |
| Sender's Truncated HMAC (64 bits) |
| |
+---------------------------------------------------------------+
| Sender's Random Number (32 bits) |
+---------------------------------------------------------------+
Figure 6: Join Connection (MP_JOIN) Option (for Responding SYN/ACK)
図6：Join Connection（MP_JOIN）オプション（SYN/ACK応答用）
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+-----------------------+
| Kind | Length = 24 |Subtype| (reserved) |
+---------------+---------------+-------+-----------------------+
| |
| |
| Sender's HMAC (160 bits) |
| |
| |
+---------------------------------------------------------------+
Figure 7: Join Connection (MP_JOIN) Option (for Third ACK)
図7：Join Connection（MP_JOIN）オプション（3番目のACK用）
These various TCP options fit together to enable authenticated subflow setup as illustrated in Figure 8.
図8に示すように、これらのTCPオプションを組み合わせることで、認証付きのサブフローを確立できます。
Host A Host B
------------------------ ----------
Address A1 Address A2 Address B1
---------- ---------- ----------
| | |
| SYN + MP_CAPABLE(Key-A) |
|--------------------------------------------->|
|<---------------------------------------------|
| SYN/ACK + MP_CAPABLE(Key-B) |
| | |
| ACK + MP_CAPABLE(Key-A, Key-B) |
|--------------------------------------------->|
| | |
| | SYN + MP_JOIN(Token-B, R-A) |
| |------------------------------->|
| |<-------------------------------|
| | SYN/ACK + MP_JOIN(HMAC-B, R-B) |
| | |
| | ACK + MP_JOIN(HMAC-A) |
| |------------------------------->|
| |<-------------------------------|
| | ACK |
HMAC-A = HMAC(Key=(Key-A+Key-B), Msg=(R-A+R-B))
HMAC-B = HMAC(Key=(Key-B+Key-A), Msg=(R-B+R-A))
Figure 8: Example Use of MPTCP Authentication
図8：MPTCP認証の使用例
If the token received at Host B is unknown or local policy prohibits the acceptance of the new subflow, the recipient MUST respond with a TCP RST for the subflow.
ホストBで受信したトークンが不明な場合、またはローカルポリシーで新しいサブフローの受け入れが禁止されている場合、受信側はサブフローに対してTCP RSTで応答しなければなりません (MUST)。
If the token is accepted at Host B, but the HMAC returned to Host A does not match the one expected, Host A MUST close the subflow with a TCP RST.
ホストBがトークンを受け入れたものの、ホストAに返されたHMACが期待した値と一致しない場合、ホストAはTCP RSTでサブフローを閉じなければなりません (MUST)。
If Host B does not receive the expected HMAC, or the MP_JOIN option is missing from the ACK, it MUST close the subflow with a TCP RST.
ホストBが期待したHMACを受信しなかった場合、またはACKにMP_JOINオプションがない場合、ホストBはTCP RSTでサブフローを閉じなければなりません (MUST)。
If the HMACs are verified as correct, then both hosts have authenticated each other as being the same peers as existed at the start of the connection, and they have agreed of which connection this subflow will become a part.
HMACが正しいと検証できれば、両ホストは接続開始時と同じ相手であることを相互に認証し、このサブフローが参加する接続について合意したことになります。
If the SYN/ACK as received at Host A does not have an MP_JOIN option, Host A MUST close the subflow with a RST.
ホストAが受信したSYN/ACKにMP_JOINオプションが含まれていない場合、ホストAはRSTでサブフローを閉じなければなりません (MUST)。
This covers all cases of the loss of an MP_JOIN. In more detail, if MP_JOIN is stripped from the SYN on the path from A to B, and Host B does not have a passive opener on the relevant port, it will respond with a RST in the normal way. If in response to a SYN with an MP_JOIN option, a SYN/ACK is received without the MP_JOIN option (either since it was stripped on the return path, or it was stripped on the outgoing path but the passive opener on Host B responded as if it were a new regular TCP session), then the subflow is unusable and Host A MUST close it with a RST.
これにより、MP_JOINが失われるすべてのケースに対処できます。詳しくは、AからBへの経路上でSYNからMP_JOINが取り除かれ、ホストBが該当ポートで接続を待ち受けていない場合、通常の手順でRSTを返します。MP_JOINオプション付きSYNに対する応答として、ホストAがMP_JOINオプションなしのSYN/ACKを受け取る場合もあります。これは、復路でMP_JOINが取り除かれた場合、または往路で取り除かれた後、ホストBの待受側が通常のTCP接続へのSYNとして応答した場合に起こります。このサブフローは使用できないため、ホストAはRSTで閉じなければなりません (MUST)。
Note that additional subflows can be created between any pair of ports (but see Section 3.8 for heuristics); no explicit application-level accept calls or bind calls are required to open additional subflows. To associate a new subflow with an existing connection, the token supplied in the subflow's SYN exchange is used for demultiplexing. This then binds the 5-tuple of the TCP subflow to the local token of the connection. A consequence is that it is possible to allow any port pairs to be used for a connection.
追加のサブフローは、任意のポートペア間に作成できます（判断基準についてはセクション3.8を参照）。追加サブフローを開くために、アプリケーションレベルで明示的にacceptやbindを呼び出す必要はありません。新しいサブフローを既存の接続に関連付ける際は、そのSYN交換で通知されるトークンを使って多重化を解除します。これにより、TCPサブフローの5タプルが接続のローカルトークンに対応付けられます。その結果、任意のポートペアを接続に使用できます。
Demultiplexing subflow SYNs MUST be done using the token; this is unlike traditional TCP, where the destination port is used for demultiplexing SYN packets. Once a subflow is set up, demultiplexing packets is done using the 5-tuple, as in traditional TCP. The 5-tuples will be mapped to the local connection identifier (token). Note that Host A will know its local token for the subflow even though it is not sent on the wire -- only the responder's token is sent.
サブフローのSYNはトークンを使って多重化を解除しなければなりません (MUST)。これは、SYNパケットの多重化解除に宛先ポートを使う従来のTCPとは異なります。サブフロー確立後のパケットは、従来のTCPと同様に5タプルを使って多重化を解除します。各5タプルはローカル接続識別子（トークン）に対応付けます。ホストAは、自身のトークンがネットワーク上で送信されなくても、サブフロー用のローカルトークンを把握しています。ネットワーク上で送信されるのは応答側のトークンだけです。
This section discusses operation of MPTCP for data transfer. At a high level, an MPTCP implementation will take one input data stream from an application, and split it into one or more subflows, with sufficient control information to allow it to be reassembled and delivered reliably and in order to the recipient application. The following subsections define this behavior in detail.
このセクションでは、データ転送時のMPTCPの動作を説明します。概略として、MPTCP実装はアプリケーションから1つのデータストリームを受け取り、1つ以上のサブフローに分けます。その際、受信側アプリケーションでデータを確実に順序どおり再構成して配信できるよう、必要な制御情報を付加します。以下の各節でこの動作を詳しく定義します。
The data sequence mapping and the Data ACK are signaled in the Data Sequence Signal (DSS) option (Figure 9). Either or both can be signaled in one DSS, dependent on the flags set. The data sequence mapping defines how the sequence space on the subflow maps to the connection level, and the Data ACK acknowledges receipt of data at the connection level. These functions are described in more detail in the following two subsections.
データシーケンスの対応付けとData ACKは、Data Sequence Signal（DSS）オプションで通知します（図9）。設定したフラグに応じて、どちらか一方または両方を1つのDSSで通知できます。データシーケンスの対応付けは、サブフローのシーケンス番号空間を接続レベルの番号空間に対応させます。Data ACKは接続レベルでデータの受信を確認します。これらの機能については、次の2つの節で詳しく説明します。
Either or both the data sequence mapping and the Data ACK can be signaled in the DSS option, dependent on the flags set.
設定したフラグに応じて、データシーケンスの対応付けとData ACKのどちらか一方または両方をDSSオプションで通知できます。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+----------------------+
| Kind | Length |Subtype| (reserved) |F|m|M|a|A|
+---------------+---------------+-------+----------------------+
| Data ACK (4 or 8 octets, depending on flags) |
+--------------------------------------------------------------+
| Data sequence number (4 or 8 octets, depending on flags) |
+--------------------------------------------------------------+
| Subflow Sequence Number (4 octets) |
+-------------------------------+------------------------------+
| Data-Level Length (2 octets) | Checksum (2 octets) |
+-------------------------------+------------------------------+
Figure 9: Data Sequence Signal (DSS) Option
図9：Data Sequence Signal（DSS）オプション
The flags, when set, define the contents of this option, as follows:
設定するフラグによって、このオプションに含まれる内容が次のように決まります。
o A = Data ACK present
o A = Data ACKを含む
o a = Data ACK is 8 octets (if not set, Data ACK is 4 octets)
o a = Data ACKは8オクテット（未設定の場合は4オクテット）
o M = Data Sequence Number (DSN), Subflow Sequence Number (SSN), Data-Level Length, and Checksum present
o M = Data Sequence Number（DSN）、Subflow Sequence Number（SSN）、Data-Level Length、Checksumを含む
o m = Data sequence number is 8 octets (if not set, DSN is 4 octets)
o m = データシーケンス番号は8オクテット（未設定の場合、DSNは4オクテット）
The flags 'a' and 'm' only have meaning if the corresponding 'A' or 'M' flags are set; otherwise, they will be ignored. The maximum length of this option, with all flags set, is 28 octets.
フラグ「a」と「m」は、対応する「A」または「M」フラグが設定されている場合にのみ意味を持ちます。対応するフラグが未設定なら無視します。すべてのフラグを設定した場合、このオプションの最大長は28オクテットです。
The 'F' flag indicates "DATA_FIN". If present, this means that this mapping covers the final data from the sender. This is the connection-level equivalent to the FIN flag in single-path TCP. A connection is not closed unless there has been a DATA_FIN exchange or a timeout. The purpose of the DATA_FIN and the interactions between this flag, the subflow-level FIN flag, and the data sequence mapping are described in Section 3.3.3. The remaining reserved bits MUST be set to zero by an implementation of this specification.
「F」フラグは「DATA_FIN」を示します。このフラグがある場合、この対応付けの対象データは送信側の最後のデータです。これは単一経路TCPのFINフラグに相当する接続レベルのフラグです。DATA_FINの交換が完了するかタイムアウトが発生しない限り、接続は閉じません。DATA_FINの目的と、このフラグ、サブフローレベルのFINフラグ、データシーケンスの対応付けとの関係は、セクション3.3.3で説明します。本仕様に準拠する実装は、残りの予約ビットを0に設定しなければなりません (MUST)。
Note that the checksum is only present in this option if the use of MPTCP checksumming has been negotiated at the MP_CAPABLE handshake (see Section 3.1). The presence of the checksum can be inferred from the length of the option. If a checksum is present, but its use had not been negotiated in the MP_CAPABLE handshake, the checksum field MUST be ignored. If a checksum is not present when its use has been negotiated, the receiver MUST close the subflow with a RST as it is considered broken.
チェックサムを使うのは、MP_CAPABLEハンドシェイクでMPTCPチェックサムの使用をネゴシエートした場合に限られます（セクション3.1を参照）。チェックサムの有無はオプションの長さから判断できます。チェックサムが含まれていてもMP_CAPABLEハンドシェイクで使用をネゴシエートしていなければ、チェックサムフィールドを無視しなければなりません (MUST)。使用をネゴシエートしたのにチェックサムが含まれていない場合は、受信側はサブフローが破損しているとみなし、RSTで閉じなければなりません (MUST)。
The data stream as a whole can be reassembled through the use of the data sequence mapping components of the DSS option (Figure 9), which define the mapping from the subflow sequence number to the data sequence number. This is used by the receiver to ensure in-order delivery to the application layer. Meanwhile, the subflow-level sequence numbers (i.e., the regular sequence numbers in the TCP header) have subflow-only relevance. It is expected (but not mandated) that SACK [11] is used at the subflow level to improve efficiency.
DSSオプション（図9）のデータシーケンス対応付け情報を使うと、データストリーム全体を再構成できます。この情報は、サブフローのシーケンス番号をデータシーケンス番号に対応付けます。受信側はこれを使って、アプリケーション層へ順序どおりにデータを届けます。一方、サブフローレベルのシーケンス番号（TCPヘッダーの通常のシーケンス番号）は、そのサブフロー内でのみ意味を持ちます。効率を高めるため、サブフローレベルでSACK[11]を使うことが想定されていますが、必須ではありません。
The data sequence mapping specifies a mapping from subflow sequence space to data sequence space. This is expressed in terms of starting sequence numbers for the subflow and the data level, and a length of bytes for which this mapping is valid. This explicit mapping for a range of data was chosen rather than per-packet signaling to assist with compatibility with situations where TCP/IP segmentation or coalescing is undertaken separately from the stack that is generating the data flow (e.g., through the use of TCP segmentation offloading on network interface cards, or by middleboxes such as performance enhancing proxies). It also allows a single mapping to cover many packets, which may be useful in bulk transfer situations.
データシーケンスの対応付けでは、サブフローのシーケンス番号空間をデータのシーケンス番号空間に対応させます。この対応付けは、サブフロー側とデータ側それぞれの開始シーケンス番号、および対応付けが有効なバイト長で表します。データを生成するスタックとは別の場所でTCP/IPの分割や結合が行われる場合にも対応できるよう、パケットごとの通知ではなく、データ範囲を明示的に対応付ける方式を採用しました。たとえば、ネットワークインターフェイスカードでのTCPセグメンテーションオフロードや、性能向上プロキシなどのミドルボックスが分割や結合を行う場合です。また、1つの対応付けで多数のパケットを扱えるため、大量データの転送にも役立ちます。
A mapping is fixed, in that the subflow sequence number is bound to the data sequence number after the mapping has been processed. A sender MUST NOT change this mapping after it has been declared; however, the same data sequence number can be mapped to by different subflows for retransmission purposes (see Section 3.3.6). This would also permit the same data to be sent simultaneously on multiple subflows for resilience or efficiency purposes, especially in the case of lossy links. Although the detailed specification of such operation is outside the scope of this document, an implementation SHOULD treat the first data that is received at a subflow for the data sequence space as that which should be delivered to the application, and any later data for that sequence space ignored.
対応付けが処理されると、サブフローのシーケンス番号とデータのシーケンス番号との関係は固定されます。送信側は、一度通知した対応付けを変更してはなりません (MUST NOT)。ただし、再送のため、同じデータシーケンス番号を別のサブフローに対応付けることはできます（セクション3.3.6を参照）。特に損失の多いリンクでは、耐障害性や効率を高めるため、同じデータを複数のサブフローで同時に送信することもできます。この動作の詳細な仕様は本書の範囲外ですが、実装は、同じデータシーケンス番号空間についてサブフローで最初に受信したデータをアプリケーションに渡すべきです (SHOULD)。同じシーケンス番号空間の後続データは無視します。
The data sequence number is specified as an absolute value, whereas the subflow sequence numbering is relative (the SYN at the start of the subflow has relative subflow sequence number 0). This is to allow middleboxes to change the initial sequence number of a subflow, such as firewalls that undertake ISN randomization.
データシーケンス番号は絶対値ですが、サブフローのシーケンス番号は相対値です（サブフロー開始時のSYNの相対シーケンス番号は0です）。これにより、ISNランダム化を行うファイアウォールなどのミドルボックスが、サブフローの初期シーケンス番号を変更できます。
The data sequence mapping also contains a checksum of the data that this mapping covers, if use of checksums has been negotiated at the MP_CAPABLE exchange. Checksums are used to detect if the payload has been adjusted in any way by a non-MPTCP-aware middlebox. If this checksum fails, it will trigger a failure of the subflow, or a fallback to regular TCP, as documented in Section 3.6, since MPTCP can no longer reliably know the subflow sequence space at the receiver to build data sequence mappings.
MP_CAPABLEの交換でチェックサムの使用をネゴシエートした場合、データシーケンスの対応付けには、その対象データのチェックサムも含まれます。チェックサムは、MPTCPを認識しないミドルボックスがペイロードを何らかの形で変更したかどうかを検出するために使います。チェックサムの検証に失敗すると、セクション3.6で説明するように、サブフローを失敗させるか、通常のTCPにフォールバックします。ペイロードが変更されると、MPTCPは受信側におけるサブフローのシーケンス番号空間を確実に把握できず、データシーケンスの対応付けを作れなくなるためです。
The checksum algorithm used is the standard TCP checksum [1], operating over the data covered by this mapping, along with a pseudo-header as shown in Figure 10.
使用するチェックサムアルゴリズムは標準のTCPチェックサム[1]です。このマッピングの対象データと、図10に示す疑似ヘッダーを対象に計算します。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+--------------------------------------------------------------+
| |
| Data Sequence Number (8 octets) |
| |
+--------------------------------------------------------------+
| Subflow Sequence Number (4 octets) |
+-------------------------------+------------------------------+
| Data-Level Length (2 octets) | Zeros (2 octets) |
+-------------------------------+------------------------------+
Figure 10: Pseudo-Header for DSS Checksum
図10：DSSチェックサム用の疑似ヘッダー
Note that the data sequence number used in the pseudo-header is always the 64-bit value, irrespective of what length is used in the DSS option itself. The standard TCP checksum algorithm has been chosen since it will be calculated anyway for the TCP subflow, and if calculated first over the data before adding the pseudo-headers, it only needs to be calculated once. Furthermore, since the TCP checksum is additive, the checksum for a DSN_MAP can be constructed by simply adding together the checksums for the data of each constituent TCP segment, and adding the checksum for the DSS pseudo-header.
疑似ヘッダーに使うデータシーケンス番号は、DSSオプション内の長さにかかわらず、常に64ビットです。標準のTCPチェックサムを選んだのは、TCPサブフローの処理でいずれ計算するためです。疑似ヘッダーを加える前にデータのチェックサムを計算すれば、データ部分の計算は一度で済みます。さらにTCPチェックサムは加算可能なので、各TCPセグメントのデータチェックサムとDSS疑似ヘッダーのチェックサムを加算するだけで、DSN_MAPのチェックサムを構成できます。
Note that checksumming relies on the TCP subflow containing contiguous data; therefore, a TCP subflow MUST NOT use the Urgent Pointer to interrupt an existing mapping. Further note, however, that if Urgent data is received on a subflow, it SHOULD be mapped to the data sequence space and delivered to the application analogous to Urgent data in regular TCP.
チェックサムの計算にはTCPサブフロー内のデータが連続している必要があります。そのため、TCPサブフローでは、既存の対応付けを中断するためにUrgent Pointerを使ってはなりません (MUST NOT)。ただし、サブフローでUrgentデータを受信した場合は、データシーケンス番号空間に対応付け、通常のTCPのUrgentデータと同様にアプリケーションへ渡すべきです (SHOULD)。
To avoid possible deadlock scenarios, subflow-level processing should be undertaken separately from that at connection level. Therefore, even if a mapping does not exist from the subflow space to the data-level space, the data SHOULD still be ACKed at the subflow (if it is in-window). This data cannot, however, be acknowledged at the data level (Section 3.3.2) because its data sequence numbers are unknown. Implementations MAY hold onto such unmapped data for a short while in the expectation that a mapping will arrive shortly. Such unmapped data cannot be counted as being within the connection level receive window because this is relative to the data sequence numbers, so if the receiver runs out of memory to hold this data, it will have to be discarded. If a mapping for that subflow-level sequence space does not arrive within a receive window of data, that subflow SHOULD be treated as broken, closed with a RST, and any unmapped data silently discarded.
デッドロックの可能性を避けるため、サブフローレベルの処理は接続レベルの処理とは分けて行うべきです。したがって、サブフローのシーケンス番号空間からデータレベルの番号空間への対応付けがなくても、データがウィンドウ内にあれば、サブフローでは確認応答を返すべきです (SHOULD)。ただし、データシーケンス番号が不明なため、データレベルではこのデータを確認応答できません（セクション3.3.2を参照）。実装は、対応付けがまもなく届くと見込んで、未対応付けのデータをしばらく保持してもかまいません (MAY)。データレベルの受信ウィンドウはデータシーケンス番号を基準とするため、このデータをそのウィンドウ内のデータとして数えることはできません。そのため、受信側のメモリが不足すれば、このデータを破棄せざるを得ません。サブフローレベルのシーケンス番号空間に対する対応付けが、受信ウィンドウ分のデータが到着するまでに届かなければ、そのサブフローは故障したものとして扱い、RSTで閉じ、未対応付けのデータを通知せずに破棄すべきです (SHOULD)。
Data sequence numbers are always 64-bit quantities, and MUST be maintained as such in implementations. If a connection is progressing at a slow rate, so protection against wrapped sequence numbers is not required, then it is permissible to include just the lower 32 bits of the data sequence number in the data sequence mapping and/or Data ACK as an optimization, and an implementation can make this choice independently for each packet.
データシーケンス番号は常に64ビット値であり、実装では64ビット値として保持しなければなりません (MUST)。接続の進行が遅く、シーケンス番号の折り返しへの対策が不要な場合、最適化として、データシーケンス対応付けおよび／またはData ACKにデータシーケンス番号の下位32ビットだけを含めてもかまいません。この選択は実装がパケットごとに個別に行えます。
An implementation MUST send the full 64-bit data sequence number if it is transmitting at a sufficiently high rate that the 32-bit value could wrap within the Maximum Segment Lifetime (MSL) [16]. The lengths of the DSNs used in these values (which may be different) are declared with flags in the DSS option. Implementations MUST accept a 32-bit DSN and implicitly promote it to a 64-bit quantity by incrementing the upper 32 bits of sequence number each time the lower 32 bits wrap. A sanity check MUST be implemented to ensure that a wrap occurs at an expected time (e.g., the sequence number jumps from a very high number to a very low number) and is not triggered by out-of-order packets.
32ビット値が最大セグメント寿命（Maximum Segment Lifetime、MSL）[16]内に折り返すほど高速に送信する場合、実装は64ビットのデータシーケンス番号全体を送信しなければなりません (MUST)。各値で使うDSNの長さは（値によって異なる場合があります）、DSSオプションのフラグで示します。実装は32ビットDSNを受け入れ、下位32ビットが折り返すたびに上位32ビットを増やして、暗黙的に64ビット値へ拡張しなければなりません (MUST)。また、想定どおりの時点（たとえば、シーケンス番号が非常に大きな値から非常に小さな値へ移るとき）に折り返しが起き、順序が入れ替わったパケットによって誤検出されないことを確認する妥当性検査を実装しなければなりません (MUST)。
As with the standard TCP sequence number, the data sequence number should not start at zero, but at a random value to make blind session hijacking harder. This specification requires setting the initial data sequence number (IDSN) of each host to the least significant 64 bits of the SHA-1 hash of the host's key, as described in Section 3.1.
標準TCPのシーケンス番号と同様に、データシーケンス番号は0ではなくランダムな値から始め、盲目的なセッション乗っ取りを困難にするのが望ましいです。この仕様では、セクション3.1の説明どおり、各ホストの初期データシーケンス番号（IDSN）を、そのホストの鍵のSHA-1ハッシュの下位64ビットに設定することを求めています。
A data sequence mapping does not need to be included in every MPTCP packet, as long as the subflow sequence space in that packet is covered by a mapping known at the receiver. This can be used to reduce overhead in cases where the mapping is known in advance; one such case is when there is a single subflow between the hosts, another is when segments of data are scheduled in larger than packet-sized chunks.
パケット内のサブフローシーケンス番号空間が、受信側で把握済みの対応付けの対象であれば、すべてのMPTCPパケットにデータシーケンス対応付けを含める必要はありません。対応付けが事前にわかっている場合は、これによりオーバーヘッドを削減できます。たとえば、ホスト間のサブフローが1つだけの場合や、パケットより大きな単位でデータセグメントをスケジュールする場合です。
An "infinite" mapping can be used to fall back to regular TCP by mapping the subflow-level data to the connection-level data for the remainder of the connection (see Section 3.6). This is achieved by setting the Data-Level Length field of the DSS option to the reserved value of 0. The checksum, in such a case, will also be set to zero.
「無限」マッピングを使うと、接続の残りの期間にわたりサブフローレベルのデータを接続レベルのデータに対応付け、通常のTCPへフォールバックできます（セクション3.6を参照）。これにはDSSオプションのData-Level Lengthフィールドを予約値の0に設定します。この場合、チェックサムも0に設定します。
To provide full end-to-end resilience, MPTCP provides a connection-level acknowledgment, to act as a cumulative ACK for the connection as a whole. This is the "Data ACK" field of the DSS option (Figure 9). The Data ACK is analogous to the behavior of the standard TCP cumulative ACK -- indicating how much data has been successfully received (with no holes). This is in comparison to the subflow-level ACK, which acts analogous to TCP SACK, given that there may still be holes in the data stream at the connection level. The Data ACK specifies the next data sequence number it expects to receive.
エンドツーエンドの耐障害性を確保するため、MPTCPは接続全体に対する累積ACKとして機能する接続レベルの確認応答を使います。これはDSSオプション（図9）のData ACKフィールドです。Data ACKは標準TCPの累積ACKと同様に、抜けのない形で正常に受信されたデータの範囲を示します。一方、サブフローレベルのACKはTCP SACKと同様に機能します。接続レベルではデータストリームに抜けが残っている場合があるためです。Data ACKは、次に受信することを期待するデータシーケンス番号を示します。
The Data ACK, as for the DSN, can be sent as the full 64-bit value, or as the lower 32 bits. If data is received with a 64-bit DSN, it MUST be acknowledged with a 64-bit Data ACK. If the DSN received is 32 bits, it is valid for the implementation to choose whether to send a 32-bit or 64-bit Data ACK.
DSNと同様に、Data ACKは64ビット全体または下位32ビットで送信できます。64ビットDSNでデータを受信した場合、64ビットのData ACKで確認応答しなければなりません (MUST)。受信したDSNが32ビットの場合、実装は32ビットと64ビットのどちらでData ACKを送るか選べます。
The Data ACK proves that the data, and all required MPTCP signaling, has been received and accepted by the remote end. One key use of the Data ACK signal is that it is used to indicate the left edge of the advertised receive window. As explained in Section 3.3.4, the receive window is shared by all subflows and is relative to the Data ACK. Because of this, an implementation MUST NOT use the RCV.WND field of a TCP segment at the connection level if it does not also carry a DSS option with a Data ACK field. Furthermore, separating the connection-level acknowledgments from the subflow level allows processing to be done separately, and a receiver has the freedom to drop segments after acknowledgment at the subflow level, for example, due to memory constraints when many segments arrive out of order.
Data ACKは、データと必要なすべてのMPTCPシグナリングが相手側で受信され、受け入れられたことを示します。Data ACKの主な用途の1つは、通知する受信ウィンドウの左端を示すことです。セクション3.3.4で説明するように、すべてのサブフローは同じ受信ウィンドウを共有し、そのウィンドウはData ACKを基準にします。このため、Data ACKフィールドを含むDSSオプションを同時に運ばない限り、実装は接続レベルでTCPセグメントのRCV.WNDフィールドを使ってはなりません (MUST NOT)。また、接続レベルの確認応答をサブフローレベルから分けることで、処理を個別に行えます。受信側は、たとえば多数の順不同セグメントを受信してメモリが不足した場合、サブフローレベルで確認応答した後にセグメントを破棄できます。
An MPTCP sender MUST NOT free data from the send buffer until it has been acknowledged by both a Data ACK received on any subflow and at the subflow level by all subflows on which the data was sent. The former condition ensures liveness of the connection and the latter condition ensures liveness and self-consistence of a subflow when data needs to be retransmitted. Note, however, that if some data needs to be retransmitted multiple times over a subflow, there is a risk of blocking the sending window. In this case, the MPTCP sender can decide to terminate the subflow that is behaving badly by sending a RST.
MPTCP送信側は、いずれかのサブフローで受信したData ACKと、そのデータを送信したすべてのサブフローでのサブフローレベルの確認応答の両方を受け取るまで、送信バッファーからデータを解放してはなりません (MUST NOT)。前者は接続の存続性を確保し、後者はデータの再送が必要な場合にサブフローの存続性と整合性を確保します。ただし、同じデータをサブフロー上で何度も再送すると、送信ウィンドウが塞がるおそれがあります。その場合、MPTCP送信側はRSTを送信して、正常に動作しないサブフローを終了できます。
The Data ACK MAY be included in all segments; however, optimizations SHOULD be considered in more advanced implementations, where the Data ACK is present in segments only when the Data ACK value advances, and this behavior MUST be treated as valid. This behavior ensures the sender buffer is freed, while reducing overhead when the data transfer is unidirectional.
Data ACKはすべてのセグメントに含めてもかまいません (MAY)。ただし、より高度な実装では、Data ACK値が進むときだけセグメントにData ACKを含める最適化を検討すべきです (SHOULD)。この動作も有効なものとして扱わなければなりません (MUST)。これにより、送信バッファーを解放しながら、単方向のデータ転送時のオーバーヘッドを減らせます。
In regular TCP, a FIN announces the receiver that the sender has no more data to send. In order to allow subflows to operate independently and to keep the appearance of TCP over the wire, a FIN in MPTCP only affects the subflow on which it is sent. This allows nodes to exercise considerable freedom over which paths are in use at any one time. The semantics of a FIN remain as for regular TCP; i.e., it is not until both sides have ACKed each other's FINs that the subflow is fully closed.
通常のTCPでは、FINによって送信側に送るデータがもうないことを受信側に通知します。サブフローを独立して動作させ、通信上も通常のTCPと同様に見せるため、MPTCPのFINは、それを送信したサブフローにだけ影響します。これにより、ノードはその時点で使う経路を柔軟に選べます。FINの意味は通常のTCPと同じです。つまり、両側が相手のFINにACKを返すまで、サブフローは完全には閉じません。
When an application calls close() on a socket, this indicates that it has no more data to send; for regular TCP, this would result in a FIN on the connection. For MPTCP, an equivalent mechanism is needed, and this is referred to as the DATA_FIN.
アプリケーションがソケットに対してclose()を呼び出すと、それ以降送信するデータがないことを示します。通常のTCPでは、これにより接続上でFINを送信します。MPTCPにも同等の仕組みが必要で、これをDATA_FINと呼びます。
A DATA_FIN is an indication that the sender has no more data to send, and as such can be used to verify that all data has been successfully received. A DATA_FIN, as with the FIN on a regular TCP connection, is a unidirectional signal.
DATA_FINは送信側に送るデータがもうないことを示すため、すべてのデータが正常に受信されたことの確認にも使えます。通常のTCP接続のFINと同様に、DATA_FINは単方向のシグナルです。
The DATA_FIN is signaled by setting the 'F' flag in the Data Sequence Signal option (Figure 9) to 1. A DATA_FIN occupies 1 octet (the final octet) of the connection-level sequence space. Note that the DATA_FIN is included in the Data-Level Length, but not at the subflow level: for example, a segment with DSN 80, and Data-Level Length 11, with DATA_FIN set, would map 10 octets from the subflow into data sequence space 80-89, the DATA_FIN is DSN 90; therefore, this segment including DATA_FIN would be acknowledged with a DATA_ACK of 91.
Data Sequence Signal（DSS）オプション（図9）の「F」フラグを1にすると、DATA_FINを通知します。DATA_FINは接続レベルのシーケンス番号空間で1オクテット（最後のオクテット）を占めます。DATA_FINはData-Level Lengthには含まれますが、サブフローレベルの長さには含まれません。たとえば、DSNが80、Data-Level Lengthが11でDATA_FINを設定したセグメントでは、サブフローから10オクテットをデータシーケンス番号80-89に対応付け、DATA_FINにはDSN 90を割り当てます。したがって、DATA_FINを含むこのセグメントにはDATA_ACK 91で確認応答します。
Note that when the DATA_FIN is not attached to a TCP segment containing data, the Data Sequence Signal MUST have a subflow sequence number of 0, a Data-Level Length of 1, and the data sequence number that corresponds with the DATA_FIN itself. The checksum in this case will only cover the pseudo-header.
DATA_FINがデータを含むTCPセグメントに付加されていない場合、Data Sequence Signalにはサブフローシーケンス番号0、Data-Level Length 1、およびDATA_FIN自体に対応するデータシーケンス番号を設定しなければなりません (MUST)。この場合、チェックサムの対象は疑似ヘッダーだけです。
A DATA_FIN has the semantics and behavior as a regular TCP FIN, but at the connection level. Notably, it is only DATA_ACKed once all data has been successfully received at the connection level. Note, therefore, that a DATA_FIN is decoupled from a subflow FIN. It is only permissible to combine these signals on one subflow if there is no data outstanding on other subflows. Otherwise, it may be necessary to retransmit data on different subflows. Essentially, a host MUST NOT close all functioning subflows unless it is safe to do so, i.e., until all outstanding data has been DATA_ACKed, or until the segment with the DATA_FIN flag set is the only outstanding segment.
DATA_FINは通常のTCP FINと同じ意味と動作を持ちますが、接続レベルで機能します。接続レベルですべてのデータが正常に受信された後にのみ、DATA_FINに対するDATA_ACKが返ります。そのため、DATA_FINとサブフローFINは別々に扱います。他のサブフローに未確認データが残っていない場合に限り、同じサブフロー上で両方のシグナルを組み合わせられます。そうでなければ、別のサブフローでデータを再送する必要が生じる場合があります。基本的に、ホストは、すべての未確認データに対するDATA_ACKを受け取るか、DATA_FINフラグ付きのセグメントだけが未確認になるまでは、動作中のサブフローをすべて閉じてはなりません (MUST NOT)。
Once a DATA_FIN has been acknowledged, all remaining subflows MUST be closed with standard FIN exchanges. Both hosts SHOULD send FINs on all subflows, as a courtesy to allow middleboxes to clean up state even if an individual subflow has failed. It is also encouraged to reduce the timeouts (Maximum Segment Life) on subflows at end hosts. In particular, any subflows where there is still outstanding data queued (which has been retransmitted on other subflows in order to get the DATA_FIN acknowledged) MAY be closed with a RST.
DATA_FINが確認応答された後、残りのサブフローはすべて標準のFIN交換で閉じなければなりません (MUST)。個々のサブフローに障害が起きた場合でもミドルボックスが状態を消去できるよう、両ホストはすべてのサブフローでFINを送信すべきです (SHOULD)。エンドホストでは、サブフローのタイムアウト（Maximum Segment Lifetime）を短縮することも推奨します。特に、DATA_FINへの確認応答を得るために他のサブフローで再送したデータがキューに残っているサブフローは、RSTで閉じてもかまいません (MAY)。
A connection is considered closed once both hosts' DATA_FINs have been acknowledged by DATA_ACKs.
両ホストのDATA_FINに対する確認応答がDATA_ACKで返ると、接続は終了したとみなします。
As specified above, a standard TCP FIN on an individual subflow only shuts down the subflow on which it was sent. If all subflows have been closed with a FIN exchange, but no DATA_FIN has been received and acknowledged, the MPTCP connection is treated as closed only after a timeout. This implies that an implementation will have TIME_WAIT states at both the subflow and connection levels (see Appendix C). This permits "break-before-make" scenarios where connectivity is lost on all subflows before a new one can be re-established.
前述のとおり、個々のサブフロー上の標準TCP FINは、それを送信したサブフローだけを終了させます。すべてのサブフローがFIN交換で閉じられても、DATA_FINが受信されて確認応答されていなければ、MPTCP接続はタイムアウト後にのみ終了したとみなします。つまり、実装ではサブフローレベルと接続レベルの両方でTIME_WAIT状態になります（付録Cを参照）。この動作により、新しいサブフローを再確立する前にすべてのサブフローで接続性が失われる「break-before-make」シナリオに対応できます。
Regular TCP advertises a receive window in each packet, telling the sender how much data the receiver is willing to accept past the cumulative ack. The receive window is used to implement flow control, throttling down fast senders when receivers cannot keep up.
通常のTCPは各パケットで受信ウィンドウを通知し、累積ACKの先に受信側が受け入れ可能なデータ量を送信側に伝えます。受信側が処理に追いつけない場合に速い送信側を抑制するフロー制御に、この受信ウィンドウを使います。
MPTCP also uses a unique receive window, shared between the subflows. The idea is to allow any subflow to send data as long as the receiver is willing to accept it. The alternative, maintaining per subflow receive windows, could end up stalling some subflows while others would not use up their window.
MPTCPでも、すべてのサブフローで共有する1つの受信ウィンドウを使います。受信側が受け入れられる限り、どのサブフローからもデータを送れるようにするためです。サブフローごとに受信ウィンドウを管理する方式では、あるサブフローのウィンドウが使い切られていなくても、別のサブフローが停止する可能性があります。
The receive window is relative to the DATA_ACK. As in TCP, a receiver MUST NOT shrink the right edge of the receive window (i.e., DATA_ACK + receive window). The receiver will use the data sequence number to tell if a packet should be accepted at the connection level.
受信ウィンドウはDATA_ACKを基準にします。TCPと同様に、受信側は受信ウィンドウの右端（DATA_ACK + 受信ウィンドウ）を縮めてはなりません (MUST NOT)。受信側はデータシーケンス番号を使って、接続レベルでパケットを受け入れるかどうかを判断します。
When deciding to accept packets at subflow level, regular TCP checks the sequence number in the packet against the allowed receive window. With multipath, such a check is done using only the connection-level window. A sanity check SHOULD be performed at subflow level to ensure that the subflow and mapped sequence numbers meet the following test: SSN - SUBFLOW_ACK <= DSN - DATA_ACK, where SSN is the subflow sequence number of the received packet and SUBFLOW_ACK is the RCV.NXT (next expected sequence number) of the subflow (with the equivalent connection-level definitions for DSN and DATA_ACK).
サブフローレベルでパケットを受け入れるか判断する際、通常のTCPはパケット内のシーケンス番号を許可された受信ウィンドウと照合します。MPTCPでは、接続レベルのウィンドウだけを使って同様の判定を行います。サブフローのシーケンス番号と対応付けられたシーケンス番号が次の条件を満たすことを、サブフローレベルで妥当性確認すべきです (SHOULD)：SSN - SUBFLOW_ACK <= DSN - DATA_ACK。ここでSSNは受信パケットのサブフローシーケンス番号、SUBFLOW_ACKはサブフローのRCV.NXT（次に期待するシーケンス番号）です。DSNとDATA_ACKについても、対応する接続レベルの値を指します。
In regular TCP, once a segment is deemed in-window, it is put either in the in-order receive queue or in the out-of-order queue. In Multipath TCP, the same happens but at the connection level: a segment is placed in the connection level in-order or out-of-order queue if it is in-window at both connection and subflow levels. The stack still has to remember, for each subflow, which segments were received successfully so that it can ACK them at subflow level appropriately. Typically, this will be implemented by keeping per subflow out-of-order queues (containing only message headers, not the payloads) and remembering the value of the cumulative ACK.
通常のTCPでは、セグメントがウィンドウ内にあると判断されると、順序どおりの受信キューまたは順不同の受信キューに入れます。MPTCPでも同様ですが、接続レベルで処理します。セグメントが接続レベルとサブフローレベルの両方でウィンドウ内にあれば、接続レベルの順序どおりまたは順不同のキューに入れます。スタックは各サブフローについて、どのセグメントを正常に受信したかを記録し、サブフローレベルで適切にACKを返せるようにする必要があります。通常は、サブフローごとに順不同キュー（ペイロードではなくメッセージヘッダーのみを格納）を保持し、累積ACK値を記録して実装します。
It is important for implementers to understand how large a receiver buffer is appropriate. The lower bound for full network utilization is the maximum bandwidth-delay product of any one of the paths. However, this might be insufficient when a packet is lost on a slower subflow and needs to be retransmitted (see Section 3.3.6). A tight upper bound would be the maximum round-trip time (RTT) of any path multiplied by the total bandwidth available across all paths. This permits all subflows to continue at full speed while a packet is fast-retransmitted on the maximum RTT path. Even this might be insufficient to maintain full performance in the event of a retransmit timeout on the maximum RTT path. It is for future study to determine the relationship between retransmission strategies and receive buffer sizing.
実装者は、受信バッファーをどの程度の大きさにするのが適切かを把握する必要があります。ネットワークを十分に利用するために必要な下限は、いずれかの経路における最大の帯域幅遅延積です。ただし、遅いサブフローでパケットを損失し、再送する場合には不十分なことがあります（セクション3.3.6を参照）。厳密な上限は、全経路で利用可能な帯域幅の合計に、いずれかの経路の最大往復時間（RTT）を掛けた値です。これなら、最大RTTの経路でパケットを高速再送している間も、すべてのサブフローを最大速度で動作させられます。最大RTTの経路で再送タイムアウトが発生した場合、これでも性能を最大限維持するには不十分な可能性があります。再送戦略と受信バッファーサイズの関係は、今後の検討課題です。
The sender remembers receiver window advertisements from the receiver. It should only update its local receive window values when the largest sequence number allowed (i.e., DATA_ACK + receive window) increases, on the receipt of a DATA_ACK. This is important to allow using paths with different RTTs, and thus different feedback loops.
送信側は、受信側が通知した受信ウィンドウを記憶します。DATA_ACKを受信したとき、許容される最大シーケンス番号（DATA_ACK + 受信ウィンドウ）が増加した場合に限り、ローカルの受信ウィンドウ値を更新するべきです。これは、RTTが異なり、フィードバックループも異なる経路を利用するうえで重要です。
MPTCP uses a single receive window across all subflows, and if the receive window was guaranteed to be unchanged end-to-end, a host could always read the most recent receive window value. However, some classes of middleboxes may alter the TCP-level receive window. Typically, these will shrink the offered window, although for short periods of time it may be possible for the window to be larger (however, note that this would not continue for long periods since ultimately the middlebox must keep up with delivering data to the receiver). Therefore, if receive window sizes differ on multiple subflows, when sending data MPTCP SHOULD take the largest of the most recent window sizes as the one to use in calculations. This rule is implicit in the requirement not to reduce the right edge of the window.
MPTCPではすべてのサブフローで単一の受信ウィンドウを共有します。受信ウィンドウがエンドツーエンドで変更されないと保証されていれば、ホストは常に最新の値を参照できます。しかし、ミドルボックスの種類によってはTCPレベルの受信ウィンドウを変更することがあります。通常は通知するウィンドウを縮小しますが、短期間だけならウィンドウが大きくなることもあります（ただし、最終的にはミドルボックスも受信側へのデータ配信に追いつく必要があるため、長くは続きません）。そのため、複数のサブフローで受信ウィンドウのサイズが異なる場合、MPTCPはデータ送信時の計算に最新値のうち最大のものを使うべきです (SHOULD)。この規則は、ウィンドウの右端を縮小しないという要件から導かれます。
The sender MUST also remember the receive windows advertised by each subflow. The allowed window for subflow i is (ack_i, ack_i + rcv_wnd_i), where ack_i is the subflow-level cumulative ACK of subflow i. This ensures data will not be sent to a middlebox unless there is enough buffering for the data.
送信側は、各サブフローが通知した受信ウィンドウも記憶しなければなりません (MUST)。サブフローiで許可されるウィンドウは (ack_i, ack_i + rcv_wnd_i) です。ここでack_iはサブフローiのサブフローレベルの累積ACKです。これにより、データを格納する十分なバッファーがないミドルボックスへデータを送らずに済みます。
Putting the two rules together, we get the following: a sender is allowed to send data segments with data-level sequence numbers between (DATA_ACK, DATA_ACK + receive_window). Each of these segments will be mapped onto subflows, as long as subflow sequence numbers are in the allowed windows for those subflows. Note that subflow sequence numbers do not generally affect flow control if the same receive window is advertised across all subflows. They will perform flow control for those subflows with a smaller advertised receive window.
この2つの規則を合わせると、送信側はデータレベルのシーケンス番号が (DATA_ACK, DATA_ACK + receive_window) の範囲にあるデータセグメントを送信できます。サブフローのシーケンス番号がそのサブフローで許可されたウィンドウ内にある限り、各セグメントをサブフローに割り当てます。すべてのサブフローで同じ受信ウィンドウが通知されている場合、通常、サブフローのシーケンス番号はフロー制御に影響しません。通知された受信ウィンドウが小さいサブフローでは、これらの番号がフロー制御に使われます。
The send buffer MUST, at a minimum, be as big as the receive buffer, to enable the sender to reach maximum throughput.
送信側が最大スループットを実現するには、送信バッファーを少なくとも受信バッファーと同じ大きさにしなければなりません (MUST)。
The data sequence mapping allows senders to resend data with the same data sequence number on a different subflow. When doing this, a host MUST still retransmit the original data on the original subflow, in order to preserve the subflow integrity (middleboxes could replay old data, and/or could reject holes in subflows), and a receiver will ignore these retransmissions. While this is clearly suboptimal, for compatibility reasons this is sensible behavior. Optimizations could be negotiated in future versions of this protocol.
データシーケンスの対応付けを使うと、送信側は同じデータシーケンス番号のデータを別のサブフローで再送できます。その場合も、サブフローの整合性を保つため、元のデータを元のサブフローで再送しなければなりません (MUST)。ミドルボックスが古いデータを再生したり、サブフロー内の欠落を拒否したりする可能性があるためです。受信側はこうした再送データを無視します。これは明らかに最適とは言えませんが、互換性を考えると妥当な動作です。このプロトコルの将来のバージョンでは、最適化をネゴシエートできる可能性があります。
This protocol specification does not mandate any mechanisms for handling retransmissions, and much will be dependent upon local policy (as discussed in Section 3.3.8). One can imagine aggressive connection-level retransmissions policies where every packet lost at subflow level is retransmitted on a different subflow (hence, wasting bandwidth but possibly reducing application-to-application delays), or conservative retransmission policies where connection-level retransmits are only used after a few subflow-level retransmission timeouts occur.
本プロトコル仕様は、再送を処理する仕組みを規定せず、その多くをローカルポリシーに委ねます（セクション3.3.8で説明）。たとえば、サブフローレベルで失われたパケットをすべて別のサブフローで再送する積極的な接続レベルの再送ポリシーがあります。帯域幅を浪費する一方、アプリケーション間の遅延を減らせる可能性があります。これに対して、サブフローレベルで数回再送タイムアウトが発生した後にのみ接続レベルで再送する、保守的なポリシーも考えられます。
It is envisaged that a standard connection-level retransmission mechanism would be implemented around a connection-level data queue: all segments that haven't been DATA_ACKed are stored. A timer is set when the head of the connection-level is ACKed at subflow level but its corresponding data is not ACKed at data level. This timer will guard against failures in retransmission by middleboxes that proactively ACK data.
標準的な接続レベルの再送機構は、接続レベルのデータキューを使って実装することが想定されます。DATA_ACKを受け取っていないセグメントはすべてこのキューに保持します。キューの先頭データがサブフローレベルで確認応答されたのに、対応するデータがデータレベルで確認応答されていない場合、タイマーを設定します。このタイマーにより、データを先行してACKするミドルボックスによって再送が妨げられるのを防ぎます。
The sender MUST keep data in its send buffer as long as the data has not been acknowledged at both connection level and on all subflows on which it has been sent. In this way, the sender can always retransmit the data if needed, on the same subflow or on a different one. A special case is when a subflow fails: the sender will typically resend the data on other working subflows after a timeout, and will keep trying to retransmit the data on the failed subflow too. The sender will declare the subflow failed after a predefined upper bound on retransmissions is reached (which MAY be lower than the usual TCP limits of the Maximum Segment Life), or on the receipt of an ICMP error, and only then delete the outstanding data segments.
送信側は、接続レベルとデータを送信したすべてのサブフローの両方で確認応答されるまで、送信バッファーにデータを保持しなければなりません (MUST)。これにより、必要に応じて同じサブフローまたは別のサブフローで、いつでもデータを再送できます。サブフローに障害が起きた場合、通常、送信側はタイムアウト後に他の正常なサブフローでデータを再送し、障害のあるサブフローでも再送を試み続けます。事前に定めた再送回数の上限に達したとき（この上限は通常のTCPにおけるMaximum Segment Lifetimeの制限より小さい場合があります (MAY)）、またはICMPエラーを受信したとき、送信側はそのサブフローを故障と判断し、その後で未確認のデータセグメントを削除します。
Multiple retransmissions are triggers that will indicate that a subflow performs badly and could lead to a host resetting the subflow with a RST. However, additional research is required to understand the heuristics of how and when to reset underperforming subflows. For example, a highly asymmetric path may be misdiagnosed as underperforming.
再送が何度も発生すると、サブフローの性能が低いことが示され、ホストがRSTでサブフローをリセットする可能性があります。ただし、性能の低いサブフローをいつ、どのようにリセットするかを判断する方法については、さらなる調査が必要です。たとえば、非対称性の高い経路を性能不足と誤って判断することがあります。
Different subflows in an MPTCP connection have different congestion windows. To achieve fairness at bottlenecks and resource pooling, it is necessary to couple the congestion windows in use on each subflow, in order to push most traffic to uncongested links. One algorithm for achieving this is presented in [5]; the algorithm does not achieve perfect resource pooling but is "safe" in that it is readily deployable in the current Internet. By this, we mean that it does not take up more capacity on any one path than if it was a single path flow using only that route, so this ensures fair coexistence with single-path TCP at shared bottlenecks.
MPTCP接続では、サブフローごとに異なる輻輳ウィンドウを使います。ボトルネックでの公平性とリソースプーリングを実現し、トラフィックの大半を輻輳していないリンクに誘導するには、各サブフローで使う輻輳ウィンドウを連動させる必要があります。そのためのアルゴリズムの1つを[5]で示しています。このアルゴリズムは完全なリソースプーリングを実現しませんが、現在のインターネットに導入しやすいという意味で「安全」です。つまり、いずれか1つの経路で、その経路だけを使う単一経路フローより多くの容量を占有しません。そのため、共有ボトルネックで単一経路TCPと公平に共存できます。
It is foreseeable that different congestion controllers will be implemented for MPTCP, each aiming to achieve different properties in the resource pooling/fairness/stability design space, as well as those for achieving different properties in quality of service, reliability, and resilience.
MPTCPには異なる輻輳制御方式が実装され、それぞれがリソースプーリング、公平性、安定性の面で異なる特性を実現すると予想されます。また、サービス品質、信頼性、耐障害性の面で異なる特性を目指す方式も考えられます。
Regardless of the algorithm used, the design of the MPTCP protocol aims to provide the congestion control implementations sufficient information to take the right decisions; this information includes, for each subflow, which packets were lost and when.
どのアルゴリズムを使う場合も、MPTCPプロトコルは、輻輳制御の実装が適切な判断を下せるだけの情報を提供するよう設計されています。この情報には、各サブフローでどのパケットがいつ失われたかが含まれます。
Within a local MPTCP implementation, a host may use any local policy it wishes to decide how to share the traffic to be sent over the available paths.
ローカルのMPTCP実装では、利用可能な経路に送信トラフィックをどう振り分けるかを、ホストが任意のローカルポリシーで決められます。
In the typical use case, where the goal is to maximize throughput, all available paths will be used simultaneously for data transfer, using coupled congestion control as described in [5]. It is expected, however, that other use cases will appear.
スループットの最大化を目的とする一般的な用途では、[5]で説明する連動型輻輳制御を使い、利用可能なすべての経路で同時にデータを転送します。ただし、ほかの用途も今後現れると考えられます。
For instance, a possibility is an 'all-or-nothing' approach, i.e., have a second path ready for use in the event of failure of the first path, but alternatives could include entirely saturating one path before using an additional path (the 'overflow' case). Such choices would be most likely based on the monetary cost of links, but may also be based on properties such as the delay or jitter of links, where stability (of delay or bandwidth) is more important than throughput. Application requirements such as these are discussed in detail in [6].
たとえば「全か無か」の方式では、最初の経路に障害が発生したときに使えるよう、2つ目の経路を待機させます。別の方式として、追加経路を使う前に1つの経路を容量いっぱいまで使う「オーバーフロー」方式もあります。こうした選択はリンクの利用料金に基づく可能性が高いですが、リンクの遅延やジッターなどの特性に基づく場合もあります。遅延や帯域幅の安定性をスループットより重視するケースです。このようなアプリケーション要件については[6]で詳しく説明します。
The ability to make effective choices at the sender requires full knowledge of the path "cost", which is unlikely to be the case. It would be desirable for a receiver to be able to signal their own preferences for paths, since they will often be the multihomed party, and may have to pay for metered incoming bandwidth.
送信側が適切な選択をするには経路の「コスト」を完全に把握する必要がありますが、そのような情報を得るのは難しいでしょう。受信側はマルチホームである場合が多く、従量制の受信帯域幅に料金を支払うこともあるため、受信側自身の経路に関する希望を通知できることが望まれます。
Whilst fine-grained control may be the most powerful solution, that would require some mechanism such as overloading the Explicit Congestion Notification (ECN) signal [17], which is undesirable, and it is felt that there would not be sufficient benefit to justify an entirely new signal. Therefore, the MP_JOIN option (see Section 3.2) contains the 'B' bit, which allows a host to indicate to its peer that this path should be treated as a backup path to use only in the event of failure of other working subflows (i.e., a subflow where the receiver has indicated B=1 SHOULD NOT be used to send data unless there are no usable subflows where B=0).
きめ細かな制御が最も有力な解決策かもしれませんが、そのためには明示的輻輳通知（ECN）シグナル[17]を別の用途にも使うなどの仕組みが必要です。これは望ましくなく、新たなシグナルを設けるだけの十分な利点もないと考えられます。そこでMP_JOINオプション（セクション3.2を参照）に「B」ビットを設け、他の動作中のサブフローに障害が起きたときだけこの経路をバックアップとして使うよう、ホストが相手に通知できるようにします（つまり、このサブフローで受信側がB=1を通知した場合、B=0の使用可能なサブフローがない限り、データを送信すべきではありません (SHOULD NOT)）。
In the event that the available set of paths changes, a host may wish to signal a change in priority of subflows to the peer (e.g., a subflow that was previously set as backup should now take priority over all remaining subflows). Therefore, the MP_PRIO option, shown in Figure 11, can be used to change the 'B' flag of the subflow on which it is sent.
利用可能な経路の構成が変わると、ホストはサブフローの優先度を変更して相手に通知することがあります（たとえば、以前バックアップに設定したサブフローを、残りのすべてのサブフローより優先する場合です）。そのため、図11に示すMP_PRIOオプションを使って、それを送信するサブフローの「B」フラグを変更できます。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+-----+-+--------------+
| Kind | Length |Subtype| |B| AddrID (opt) |
+---------------+---------------+-------+-----+-+--------------+
Figure 11: Change Subflow Priority (MP_PRIO) Option
図11：サブフロー優先度変更（MP_PRIO）オプション
It should be noted that the backup flag is a request from a data receiver to a data sender only, and the data sender SHOULD adhere to these requests. A host cannot assume that the data sender will do so, however, since local policies -- or technical difficulties -- may override MP_PRIO requests. Note also that this signal applies to a single direction, and so the sender of this option could choose to continue using the subflow to send data even if it has signaled B=1 to the other host.
バックアップフラグはデータ受信側から送信側への要求にすぎず、送信側はその要求に従うべきです (SHOULD)。ただし、ローカルポリシーや技術的な問題がMP_PRIOの要求に優先することもあるため、ホストは送信側が必ず従うとは想定できません。また、このシグナルは一方向にのみ適用されます。そのため、このオプションを送信したホストは、相手にB=1を通知していても、そのサブフローでデータを送り続けることを選べます。
This option can also be applied to other subflows than the one on which it is sent, by setting the optional Address ID field. This applies the given setting of B to all subflows in this connection that use the address identified by the given Address ID. The presence of this field is determined by the option length; if Length==4 then it is present. If Length==3, then it applies to the current subflow only. The use case of this is that a host can signal to its peer that an address is temporarily unavailable (for example, if it has radio coverage issues) and the peer should therefore drop to backup state on all subflows using that Address ID.
Address IDフィールドを設定すると、このオプションは送信元のサブフロー以外にも適用できます。指定されたAddress IDで識別されるアドレスを使う、この接続内のすべてのサブフローにBの指定値を適用します。このフィールドの有無はオプションの長さで決まります。Length==4ならフィールドがあり、Length==3なら現在のサブフローだけに適用されます。たとえば、無線の受信範囲に問題がある場合などに、ホストはアドレスが一時的に利用できないことを相手に通知できます。相手はそのAddress IDを使うすべてのサブフローをバックアップ状態に切り替えるべきです。
We use the term "path management" to refer to the exchange of information about additional paths between hosts, which in this design is managed by multiple addresses at hosts. For more detail of the architectural thinking behind this design, see the MPTCP Architecture document [2].
本書では「パス管理」を、ホスト間で追加経路に関する情報を交換することと呼びます。この設計では、ホストが複数のアドレスを持つことでパスを管理します。この設計のアーキテクチャ上の背景については、MPTCP Architecture文書[2]を参照してください。
This design makes use of two methods of sharing such information, and both can be used on a connection. The first is the direct setup of new subflows, already described in Section 3.2, where the initiator has an additional address. The second method, described in the following subsections, signals addresses explicitly to the other host to allow it to initiate new subflows. The two mechanisms are complementary: the first is implicit and simple, while the explicit is more complex but is more robust. Together, the mechanisms allow addresses to change in flight (and thus support operation through NATs, since the source address need not be known), and also allow the signaling of previously unknown addresses, and of addresses belonging to other address families (e.g., both IPv4 and IPv6).
この設計では、接続上で追加経路の情報を共有する方法が2つあり、どちらも利用できます。1つ目は、セクション3.2で説明した新しいサブフローの直接確立です。開始側ホストに追加アドレスがある場合に使います。2つ目は以下の節で説明する方法で、相手ホストが新しいサブフローを開始できるよう、アドレスを明示的に通知します。この2つの方法は相補的です。1つ目は暗黙的で簡単ですが、2つ目はより複雑な分、堅牢です。併用すれば、経路上のアドレス変換（NATなど）にも対応できます。送信元アドレスを事前に知る必要がなく、以前は未知だったアドレスや、IPv4とIPv6のような異なるアドレスファミリーのアドレスも通知できます。
Here is an example of typical operation of the protocol:
以下に、このプロトコルの一般的な動作例を示します。
o An MPTCP connection is initially set up between address/port A1 of Host A and address/port B1 of Host B. If Host A is multihomed and multiaddressed, it can start an additional subflow from its address A2 to B1, by sending a SYN with a Join option from A2 to B1, using B's previously declared token for this connection. Alternatively, if B is multihomed, it can try to set up a new subflow from B2 to A1, using A's previously declared token. In either case, the SYN will be sent to the port already in use for the original subflow on the receiving host.
o 最初に、ホストAのアドレス/ポートA1とホストBのアドレス/ポートB1の間にMPTCP接続を確立します。ホストAがマルチホームで複数のアドレスを持つ場合、Bがこの接続用に以前通知したトークンを使い、アドレスA2からB1へMP_JOINオプション付きのSYNを送って、追加サブフローを開始できます。あるいは、ホストBがマルチホームの場合、Aが以前通知したトークンを使ってB2からA1への新しいサブフローを確立できます。どちらの場合も、SYNは受信側ホストで元のサブフローが使っているポートに送信します。
o Simultaneously (or after a timeout), an ADD_ADDR option (Section 3.4.1) is sent on an existing subflow, informing the receiver of the sender's alternative address(es). The recipient can use this information to open a new subflow to the sender's additional address. In our example, A will send ADD_ADDR option informing B of address/port A2. The mix of using the SYN-based option and the ADD_ADDR option, including timeouts, is implementation specific and can be tailored to agree with local policy.
o 同時に（またはタイムアウト後に）、既存のサブフローでADD_ADDRオプション（セクション3.4.1）を送信し、送信側の代替アドレスを受信側に通知します。受信側はこの情報を使って、送信側の追加アドレスへの新しいサブフローを開けます。この例ではAがADD_ADDRオプションを送信し、アドレス/ポートA2をBに通知します。タイムアウトも含め、SYNを使う方法とADD_ADDRオプションを使う方法をどう組み合わせるかは実装に依存し、ローカルポリシーに合わせて調整できます。
o If subflow A2-B1 is successfully set up, Host B can use the Address ID in the Join option to correlate this with the ADD_ADDR option that will also arrive on an existing subflow; now B knows not to open A2-B1, ignoring the ADD_ADDR. Otherwise, if B has not received the A2-B1 MP_JOIN SYN but received the ADD_ADDR, it can try to initiate a new subflow from one or more of its addresses to address A2. This permits new sessions to be opened if one host is behind a NAT.
o サブフローA2-B1の確立に成功した場合、ホストBはJoinオプションのAddress IDを使い、既存サブフローで届くADD_ADDRオプションと対応付けられます。これによりBはADD_ADDRを無視し、A2-B1を重複して開かずに済みます。一方、BがA2-B1のMP_JOIN SYNを受信せずADD_ADDRだけを受信した場合は、自身の1つ以上のアドレスからA2への新しいサブフローを開始できます。これにより、一方のホストがNATの背後にある場合にも新しい接続を開けます。
Other ways of using the two signaling mechanisms are possible; for instance, signaling addresses in other address families can only be done explicitly using the Add Address option.
2つのシグナリング方式にはほかの使い方もあります。たとえば、異なるアドレスファミリーのアドレスは、Add Address（ADD_ADDR）オプションを使って明示的にのみ通知できます。
The Add Address (ADD_ADDR) TCP option announces additional addresses (and optionally, ports) on which a host can be reached (Figure 12). Multiple instances of this TCP option can be added in a single message if there is sufficient TCP option space; otherwise, multiple TCP messages containing this option will be sent. This option can be used at any time during a connection, depending on when the sender wishes to enable multiple paths and/or when paths become available. As with all MPTCP signals, the receiver MUST undertake standard TCP validity checks before acting upon it.
Add Address（ADD_ADDR）TCPオプションは、ホストに到達可能な追加アドレスと、任意でポートを通知します（図12）。TCPオプション領域に十分な空きがあれば、このオプションを1つのメッセージに複数含められます。空きがなければ、このオプションを含むTCPメッセージを複数送信します。送信側が複数経路を利用可能にしたいとき、または経路が利用可能になったときに応じて、このオプションは接続中いつでも使えます。他のMPTCPシグナルと同様に、受信側はこのオプションに基づいて処理する前に、標準TCPの妥当性検査を行わなければなりません (MUST)。
Every address has an Address ID that can be used for uniquely identifying the address within a connection for address removal. This is also used to identify MP_JOIN options (see Section 3.2) relating to the same address, even when address translators are in use. The Address ID MUST uniquely identify the address to the sender (within the scope of the connection), but the mechanism for allocating such IDs is implementation specific.
各アドレスにはAddress IDがあり、接続内でアドレスを一意に識別して削除するために使えます。アドレス変換装置を経由する場合でも、同じアドレスに関係するMP_JOINオプション（セクション3.2を参照）を識別するために使います。Address IDは、送信側の接続内でそのアドレスを一意に識別しなければなりません (MUST)。ただし、IDの割り当て方法は実装に依存します。
All address IDs learned via either MP_JOIN or ADD_ADDR SHOULD be stored by the receiver in a data structure that gathers all the Address ID to address mappings for a connection (identified by a token pair). In this way, there is a stored mapping between Address ID, observed source address, and token pair for future processing of control information for a connection. Note that an implementation MAY discard incoming address advertisements at will, for example, for avoiding the required mapping state, or because advertised addresses are of no use to it (for example, IPv6 addresses when it has IPv4 only). Therefore, a host MUST treat address advertisements as soft state, and it MAY choose to refresh advertisements periodically.
MP_JOINまたはADD_ADDRで学習したすべてのAddress IDは、トークンの組で識別する接続について、Address IDとアドレスの対応関係をまとめるデータ構造に受信側が保存すべきです (SHOULD)。これにより、その後の接続制御情報の処理に備えて、Address ID、観測した送信元アドレス、トークンの組の対応関係を保持できます。実装は、必要な対応状態の保持を避ける場合や、通知されたアドレスが役に立たない場合（たとえばIPv4のみを備えたホストが受け取るIPv6アドレス）などに、受信したアドレス通知を任意に破棄してもかまいません (MAY)。そのため、ホストはアドレス通知をソフトステートとして扱わなければなりません (MUST)。また、通知を定期的に更新してもかまいません (MAY)。
This option is shown in Figure 12. The illustration is sized for IPv4 addresses (IPVer = 4). For IPv6, the IPVer field will read 6, and the length of the address will be 16 octets (instead of 4).
このオプションを図12に示します。図はIPv4アドレス用の形式です（IPVer = 4）。IPv6の場合はIPVerフィールドを6とし、アドレス長を4オクテットではなく16オクテットにします。
The presence of the final 2 octets, specifying the TCP port number to use, are optional and can be inferred from the length of the option. Although it is expected that the majority of use cases will use the same port pairs as used for the initial subflow (e.g., port 80 remains port 80 on all subflows, as does the ephemeral port at the client), there may be cases (such as port-based load balancing) where the explicit specification of a different port is required. If no port is specified, MPTCP SHOULD attempt to connect to the specified address on the same port as is already in use by the subflow on which the ADD_ADDR signal was sent; this is discussed in more detail in Section 3.8.
使用するTCPポート番号を指定する最後の2オクテットは任意であり、オプションの長さから有無を判断できます。多くの場合、最初のサブフローと同じポートペアを使うと想定されます（たとえば、すべてのサブフローでポート80を使い、クライアントのエフェメラルポートも同じにします）。ただし、ポートベースのロードバランシングなどでは別のポートを明示する必要があります。ポートが指定されていない場合、MPTCPはADD_ADDRシグナルを送信したサブフローがすでに使っているポートで、指定されたアドレスへの接続を試みるべきです (SHOULD)。詳細はセクション3.8で説明します。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+-------+---------------+
| Kind | Length |Subtype| IPVer | Address ID |
+---------------+---------------+-------+-------+---------------+
| Address (IPv4 - 4 octets / IPv6 - 16 octets) |
+-------------------------------+-------------------------------+
| Port (2 octets, optional) |
+-------------------------------+
Figure 12: Add Address (ADD_ADDR) Option
図12：Add Address（ADD_ADDR）オプション
Due to the proliferation of NATs, it is reasonably likely that one host may attempt to advertise private addresses [18]. It is not desirable to prohibit this, since there may be cases where both hosts have additional interfaces on the same private network, and a host MAY want to advertise such addresses. The MP_JOIN handshake to create a new subflow (Section 3.2) provides mechanisms to minimize security risks. The MP_JOIN message contains a 32-bit token that uniquely identifies the connection to the receiving host. If the token is unknown, the host will return with a RST. In the unlikely event that the token is known, subflow setup will continue, but the HMAC exchange must occur for authentication. This will fail, and will provide sufficient protection against two unconnected hosts accidentally setting up a new subflow upon the signal of a private address. Further security considerations around the issue of ADD_ADDR messages that accidentally misdirect, or maliciously direct, new MP_JOIN attempts are discussed in Section 5.
NATの普及により、ホストがプライベートアドレスを通知する場合は十分にあり得ます[18]。両方のホストが同じプライベートネットワーク上に追加のインターフェースを持ち、ホストがそのようなアドレスを通知してもよいため (MAY)、これを禁止するのは望ましくありません。新しいサブフローを確立するMP_JOINハンドシェイク（セクション3.2）には、セキュリティ上のリスクを抑える仕組みがあります。MP_JOINメッセージには32ビットのトークンが含まれ、受信側ホストで接続を一意に識別します。トークンが不明であれば、ホストはRSTを返します。トークンが知られているというまれな場合はサブフロー確立を続けますが、認証のためHMAC交換を行う必要があります。HMAC認証は失敗するため、接続していない2つのホストがプライベートアドレスの通知を受けて誤ってサブフローを確立することを十分に防げます。ADD_ADDRメッセージによって新しいMP_JOINの試みが誤った相手に誘導されたり、悪意を持って誘導されたりする問題に関するセキュリティ上の考慮事項は、セクション5で説明します。
Ideally, ADD_ADDR and REMOVE_ADDR options would be sent reliably, and in order, to the other end. This would ensure that this address management does not unnecessarily cause an outage in the connection when remove/add addresses are processed in reverse order, and also to ensure that all possible paths are used. Note, however, that losing reliability and ordering will not break the multipath connections, it will just reduce the opportunity to open multipath paths and to survive different patterns of path failures.
理想的には、ADD_ADDRとREMOVE_ADDRの各オプションを相手側へ確実に順序どおり届けます。これにより、アドレスの削除と追加が逆の順序で処理されることで接続が不必要に停止するのを防ぎ、利用可能なすべての経路を使えるようにします。ただし、これらのオプションの配送保証や順序が失われてもマルチパス接続自体は切断されません。複数経路を開く機会や、さまざまな経路障害に耐える能力が低下するだけです。
Therefore, implementing reliability signals for these TCP options is not necessary. In order to minimize the impact of the loss of these options, however, it is RECOMMENDED that a sender should send these options on all available subflows. If these options need to be received in order, an implementation SHOULD only send one ADD_ADDR/ REMOVE_ADDR option per RTT, to minimize the risk of misordering.
したがって、これらのTCPオプションに信頼性を持たせる仕組みを実装する必要はありません。ただし、オプションの喪失による影響を抑えるため、送信側はこれらのオプションを利用可能なすべてのサブフローで送信することが推奨されています (SHOULD)。順序どおりの受信が必要な場合、実装は順序逆転の可能性を抑えるため、1 RTTあたりADD_ADDR/REMOVE_ADDRオプションを1つだけ送信すべきです (SHOULD)。
A host can send an ADD_ADDR message with an already assigned Address ID, but the Address MUST be the same as previously assigned to this Address ID, and the Port MUST be different from one already in use for this Address ID. If these conditions are not met, the receiver SHOULD silently ignore the ADD_ADDR. A host wishing to replace an existing Address ID MUST first remove the existing one (Section 3.4.2).
ホストは、すでに割り当てられたAddress IDを使ってADD_ADDRメッセージを送信できます。ただし、AddressはそのAddress IDに以前割り当てたものと同じでなければならず (MUST)、PortはそのAddress IDですでに使用中のものと異なっていなければなりません (MUST)。この条件を満たさない場合、受信側はADD_ADDRを黙って無視すべきです (SHOULD)。既存のAddress IDを置き換える場合、ホストは先に既存のIDを削除しなければなりません (MUST)（セクション3.4.2を参照）。
A host that receives an ADD_ADDR but finds a connection set up to that IP address and port number is unsuccessful SHOULD NOT perform further connection attempts to this address/port combination for this connection. A sender that wants to trigger a new incoming connection attempt on a previously advertised address/port combination can therefore refresh ADD_ADDR information by sending the option again.
ADD_ADDRを受信して、そのIPアドレスとポート番号への接続を試みて失敗したホストは、この接続について同じアドレス/ポートの組み合わせへの接続を再試行すべきではありません (SHOULD NOT)。以前通知したアドレス/ポートの組み合わせへの新たな着信接続を相手に試みさせたい場合、送信側はオプションを再送してADD_ADDRの情報を更新できます。
During normal MPTCP operation, it is unlikely that there will be sufficient TCP option space for ADD_ADDR to be included along with those for data sequence numbering (Section 3.3.1). Therefore, it is expected that an MPTCP implementation will send the ADD_ADDR option on separate ACKs. As discussed earlier, however, an MPTCP implementation MUST NOT treat duplicate ACKs with any MPTCP option, with the exception of the DSS option, as indications of congestion [12], and an MPTCP implementation SHOULD NOT send more than two duplicate ACKs in a row for signaling purposes.
通常のMPTCP動作では、データシーケンス番号用のオプション（セクション3.3.1を参照）とADD_ADDRを同時に含めるだけのTCPオプション領域がない場合がほとんどです。そのため、MPTCP実装はADD_ADDRオプションを別のACKで送信すると想定されます。ただし前述のとおり、MPTCP実装はDSSオプションを除き、MPTCPオプションを含む重複ACKを輻輳の兆候[12]として扱ってはなりません (MUST NOT)。また、MPTCP実装はシグナリングだけを目的として、重複ACKを3つ以上連続して送信すべきではありません (SHOULD NOT)。
If, during the lifetime of an MPTCP connection, a previously announced address becomes invalid (e.g., if the interface disappears), the affected host SHOULD announce this so that the peer can remove subflows related to this address.
MPTCP接続の存続期間中に、以前通知したアドレスが無効になった場合（たとえばインターフェースが消失した場合）、該当するホストはその旨を通知すべきです (SHOULD)。これにより、相手はそのアドレスに関連するサブフローを削除できます。
This is achieved through the Remove Address (REMOVE_ADDR) option (Figure 13), which will remove a previously added address (or list of addresses) from a connection and terminate any subflows currently using that address.
この場合、Remove Address（REMOVE_ADDR）オプション（図13）を使い、以前追加した1つまたは複数のアドレスを接続から削除するとともに、そのアドレスを現在使っているサブフローを終了させます。
For security purposes, if a host receives a REMOVE_ADDR option, it must ensure the affected path(s) are no longer in use before it instigates closure. The receipt of REMOVE_ADDR SHOULD first trigger the sending of a TCP keepalive [19] on the path, and if a response is received the path SHOULD NOT be removed. Typical TCP validity tests on the subflow (e.g., ensuring sequence and ACK numbers are correct) MUST also be undertaken. An implementation can use indications of these test failures as part of intrusion detection or error logging.
セキュリティ上、REMOVE_ADDRオプションを受信したホストは、終了処理を始める前に、対象の経路がすでに使われていないことを確認する必要があります。REMOVE_ADDRを受信したら、まずその経路でTCPキープアライブ[19]を送信すべきです (SHOULD)。応答を受け取った場合は、その経路を削除すべきではありません (SHOULD NOT)。また、シーケンス番号とACK番号が正しいことの確認など、サブフローに対する標準TCPの妥当性検査も実施しなければなりません (MUST)。実装は、こうした検査の失敗を侵入検知やエラーログに利用できます。
The sending and receipt (if no keepalive response was received) of this message SHOULD trigger the sending of RSTs by both hosts on the affected subflow(s) (if possible), as a courtesy to cleaning up middlebox state, before cleaning up any local state.
キープアライブ応答を受信していない場合、このメッセージの送信側と受信側の双方は、ローカル状態を消去する前に、ミドルボックスの状態を整理するため（可能であれば）対象サブフローでRSTを送信すべきです (SHOULD)。
Address removal is undertaken by ID, so as to permit the use of NATs and other middleboxes that rewrite source addresses. If there is no address at the requested ID, the receiver will silently ignore the request.
送信元アドレスを書き換えるNATなどのミドルボックスを経由できるよう、アドレスはAddress IDで削除します。指定されたIDに対応するアドレスがなければ、受信側は要求を黙って無視します。
A subflow that is still functioning MUST be closed with a FIN exchange as in regular TCP, rather than using this option. For more information, see Section 3.3.3.
まだ正常に動作しているサブフローは、このオプションではなく、通常のTCPと同様にFIN交換で閉じなければなりません (MUST)。詳細はセクション3.3.3を参照してください。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+-------+---------------+
| Kind | Length = 3+n |Subtype|(resvd)| Address ID | ...
+---------------+---------------+-------+-------+---------------+
(followed by n-1 Address IDs, if required)
Figure 13: Remove Address (REMOVE_ADDR) Option
図13：Remove Address（REMOVE_ADDR）オプション
Regular TCP has the means of sending a reset (RST) signal to abruptly close a connection. With MPTCP, the RST only has the scope of the subflow and will only close the concerned subflow but not affect the remaining subflows. MPTCP's connection will stay alive at the data level, in order to permit break-before-make handover between subflows. It is therefore necessary to provide an MPTCP-level "reset" to allow the abrupt closure of the whole MPTCP connection, and this is the MP_FASTCLOSE option.
通常のTCPでは、RST（リセット）シグナルを送って接続を突然終了できます。MPTCPではRSTの適用範囲はサブフローに限られ、対象サブフローだけを終了し、他のサブフローには影響しません。サブフロー間のbreak-before-makeハンドオーバーを可能にするため、MPTCP接続はデータレベルでは存続します。そのため、MPTCP接続全体を突然終了できるよう、MPTCPレベルの「リセット」が必要です。このためにMP_FASTCLOSEオプションを使います。
MP_FASTCLOSE is used to indicate to the peer that the connection will be abruptly closed and no data will be accepted anymore. The reasons for triggering an MP_FASTCLOSE are implementation specific. Regular TCP does not allow sending a RST while the connection is in a synchronized state [1]. Nevertheless, implementations allow the sending of a RST in this state, if, for example, the operating system is running out of resources. In these cases, MPTCP should send the MP_FASTCLOSE. This option is illustrated in Figure 14.
MP_FASTCLOSEは、接続を突然終了し、以後データを受け付けないことを相手に通知します。MP_FASTCLOSEを送る理由は実装に依存します。通常のTCPでは、接続が同期状態にあるときにRSTを送信できません[1]。ただし、オペレーティングシステムのリソースが不足した場合などに、実装がこの状態でRSTを送信することはあります。その場合、MPTCPはMP_FASTCLOSEを送信すべきです。このオプションを図14に示します。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+-----------------------+
| Kind | Length |Subtype| (reserved) |
+---------------+---------------+-------+-----------------------+
| Option Receiver's Key |
| (64 bits) |
| |
+---------------------------------------------------------------+
Figure 14: Fast Close (MP_FASTCLOSE) Option
図14：Fast Close（MP_FASTCLOSE）オプション
If Host A wants to force the closure of an MPTCP connection, the MPTCP Fast Close procedure is as follows:
ホストAがMPTCP接続を強制終了する場合、MPTCP Fast Close手順は次のとおりです。
o Host A sends an ACK containing the MP_FASTCLOSE option on one subflow, containing the key of Host B as declared in the initial connection handshake. On all the other subflows, Host A sends a regular TCP RST to close these subflows, and tears them down. Host A now enters FASTCLOSE_WAIT state.
o ホストAは1つのサブフローでACKを送信し、そのACKにMP_FASTCLOSEオプションと、最初の接続ハンドシェイクで通知したホストBの鍵を含めます。他のすべてのサブフローでは通常のTCP RSTを送信して閉じ、終了させます。その後、ホストAはFASTCLOSE_WAIT状態に入ります。
o Upon receipt of an MP_FASTCLOSE, containing the valid key, Host B answers on the same subflow with a TCP RST and tears down all subflows. Host B can now close the whole MPTCP connection (it transitions directly to CLOSED state).
o 有効な鍵を含むMP_FASTCLOSEを受信すると、ホストBは同じサブフローでTCP RSTを返し、すべてのサブフローを終了させます。その後、ホストBはMPTCP接続全体を閉じられます（直接CLOSED状態へ移行します）。
o As soon as Host A has received the TCP RST on the remaining subflow, it can close this subflow and tear down the whole connection (transition from FASTCLOSE_WAIT to CLOSED states). If Host A receives an MP_FASTCLOSE instead of a TCP RST, both hosts attempted fast closure simultaneously. Host A should reply with a TCP RST and tear down the connection.
o ホストAは、残っているサブフローでTCP RSTを受信すると、そのサブフローを閉じて接続全体を終了できます（FASTCLOSE_WAITからCLOSED状態へ移行します）。TCP RSTの代わりにMP_FASTCLOSEを受信した場合は、両ホストが同時に高速クローズを試みたことを意味します。その場合、ホストAはTCP RSTで応答し、接続を終了すべきです。
o If Host A does not receive a TCP RST in reply to its MP_FASTCLOSE after one retransmission timeout (RTO) (the RTO of the subflow where the MPTCP_RST has been sent), it SHOULD retransmit the MP_FASTCLOSE. The number of retransmissions SHOULD be limited to avoid this connection from being retained for a long time, but this limit is implementation specific. A RECOMMENDED number is 3.
o ホストAは、MP_FASTCLOSEを送ったサブフローの再送タイムアウト（RTO）が1回発生してもTCP RSTの応答がなければ、MP_FASTCLOSEを再送すべきです (SHOULD)。接続が長時間保持されないように再送回数を制限すべきですが (SHOULD)、上限は実装に依存します。推奨する回数は3回です (SHOULD)。
Sometimes, middleboxes will exist on a path that could prevent the operation of MPTCP. MPTCP has been designed in order to cope with many middlebox modifications (see Section 6), but there are still some cases where a subflow could fail to operate within the MPTCP requirements. These cases are notably the following: the loss of TCP options on a path and the modification of payload data. If such an event occurs, it is necessary to "fall back" to the previous, safe operation. This may be either falling back to regular TCP or removing a problematic subflow.
MPTCPの動作を妨げるミドルボックスが経路上に存在する場合があります。MPTCPは多くのミドルボックスによる変更に対処できるよう設計されています（セクション6を参照）が、それでもサブフローがMPTCPの要件どおりに動作できない場合があります。主な例は、経路上でTCPオプションが失われることと、ペイロードデータが変更されることです。その場合は以前の安全な動作に「フォールバック」する必要があり、通常のTCPへ切り替えるか、問題のあるサブフローを削除します。
At the start of an MPTCP connection (i.e., the first subflow), it is important to ensure that the path is fully MPTCP capable and the necessary TCP options can reach each host. The handshake as described in Section 3.1 SHOULD fall back to regular TCP if either of the SYN messages do not have the MPTCP options: this is the same, and desired, behavior in the case where a host is not MPTCP capable, or the path does not support the MPTCP options. When attempting to join an existing MPTCP connection (Section 3.2), if a path is not MPTCP capable and the TCP options do not get through on the SYNs, the subflow will be closed according to the MP_JOIN logic.
MPTCP接続（つまり最初のサブフロー）を開始するときは、経路がMPTCPに完全対応し、必要なTCPオプションが各ホストに届くことを確認する必要があります。セクション3.1で説明するハンドシェイクでは、いずれかのSYNメッセージにMPTCPオプションが含まれていない場合、通常のTCPにフォールバックすべきです (SHOULD)。これは、ホストがMPTCPに対応していない場合や、経路がMPTCPオプションを通さない場合にも適切な動作です。既存のMPTCP接続（セクション3.2）への参加を試みる際に、経路がMPTCPに対応せず、SYN上のTCPオプションが届かない場合は、MP_JOINの手順に従ってサブフローを閉じます。
There is, however, another corner case that should be addressed. That is one of MPTCP options getting through on the SYN, but not on regular packets. This can be resolved if the subflow is the first subflow, and thus all data in flight is contiguous, using the following rules.
ただし、MPTCPオプションがSYNでは通過するものの、通常のパケットでは通過しないという別の例外にも対処する必要があります。最初のサブフローでは、送信中のデータがすべて連続しているため、次の規則を使ってこの問題を解決できます。
A sender MUST include a DSS option with data sequence mapping in every segment until one of the sent segments has been acknowledged with a DSS option containing a Data ACK. Upon reception of the acknowledgment, the sender has the confirmation that the DSS option passes in both directions and may choose to send fewer DSS options than once per segment.
送信側は、送信したセグメントのいずれかがData ACKフィールドを含むDSSオプションによって確認応答されるまで、すべてのセグメントにデータシーケンス対応付けを含むDSSオプションを付けなければなりません (MUST)。確認応答を受け取れば、DSSオプションが双方向に通過することを確認できます。その後は、1セグメントごとにDSSオプションを付ける頻度を下げてもかまいません。
If, however, an ACK is received for data (not just for the SYN) without a DSS option containing a Data ACK, the sender determines the path is not MPTCP capable. In the case of this occurring on an additional subflow (i.e., one started with MP_JOIN), the host MUST close the subflow with a RST. In the case of the first subflow (i.e., that started with MP_CAPABLE), it MUST drop out of an MPTCP mode back to regular TCP. The sender will send one final data sequence mapping, with the Data-Level Length value of 0 indicating an infinite mapping (in case the path drops options in one direction only), and then revert to sending data on the single subflow without any MPTCP options.
ただし、Data ACKフィールドを含むDSSオプションなしで、データ（SYNへの応答だけではありません）に対するACKを受信した場合、送信側はその経路がMPTCPに対応していないと判断します。これが追加サブフロー（MP_JOINで開始したサブフロー）で起きた場合、ホストはRSTで閉じなければなりません (MUST)。最初のサブフロー（MP_CAPABLEで開始したサブフロー）で起きた場合は、MPTCPモードを終了し、通常のTCPに戻らなければなりません (MUST)。送信側は最後のデータシーケンス対応付けを1つ送信します。このときData-Level Lengthの値を0にして無限マッピングを示します（経路が一方向でのみオプションを削除する場合にも対応できます）。その後、MPTCPオプションを付けず、単一のサブフローでデータ送信を続けます。
Note that this rule essentially prohibits the sending of data on the third packet of an MP_CAPABLE or MP_JOIN handshake, since both that option and a DSS cannot fit in TCP option space. If the initiator is to send first, another segment must be sent that contains the data and DSS. Note also that an additional subflow cannot be used until the initial path has been verified as MPTCP capable.
この規則により、MP_CAPABLEまたはMP_JOINのハンドシェイクの3番目のパケットでは、基本的にデータを送信できません。いずれのオプションもDSSと同時に含めるにはTCPオプション領域が不足するためです。開始側が先に送信する場合は、データとDSSを含む別のセグメントを送る必要があります。また、初期経路がMPTCPに対応していると確認されるまでは、追加サブフローを使用できません。
These rules should cover all cases where such a failure could happen: whether it's on the forward or reverse path and whether the server or the client first sends data. If lost options on data packets occur on any other subflow apart from the initial subflow, it should be treated as a standard path failure. The data would not be DATA_ACKed (since there is no mapping for the data), and the subflow can be closed with a RST.
これらの規則は、順方向または逆方向のどちらの経路で起きた場合も、サーバーとクライアントのどちらが先にデータを送った場合も、この種の障害をすべて網羅するはずです。初期サブフロー以外でデータパケットのオプションが失われた場合は、通常の経路障害として扱うべきです。そのデータには対応付けがないためDATA_ACKされず、RSTでサブフローを閉じられます。
The case described above is a specialized case of fallback, for when the lack of MPTCP support is detected before any data is acknowledged at the connection level on a subflow. More generally, fallback (either closing a subflow, or to regular TCP) can become necessary at any point during a connection if a non-MPTCP-aware middlebox changes the data stream.
前述の事例は、サブフロー上で接続レベルのデータに確認応答が返る前にMPTCP非対応が判明した場合の、フォールバックの特殊なケースです。より一般には、MPTCPを認識しないミドルボックスがデータストリームを変更した場合、接続中のどの時点でもフォールバック（サブフローの終了または通常のTCPへの切り替え）が必要になることがあります。
As described in Section 3.3, each portion of data for which there is a mapping is protected by a checksum. This mechanism is used to detect if middleboxes have made any adjustments to the payload (added, removed, or changed data). A checksum will fail if the data has been changed in any way. This will also detect if the length of data on the subflow is increased or decreased, and this means the data sequence mapping is no longer valid. The sender no longer knows what subflow-level sequence number the receiver is genuinely operating at (the middlebox will be faking ACKs in return), and it cannot signal any further mappings. Furthermore, in addition to the possibility of payload modifications that are valid at the application layer, there is the possibility that false positives could be hit across MPTCP segment boundaries, corrupting the data. Therefore, all data from the start of the segment that failed the checksum onwards is not trustworthy.
セクション3.3で説明したように、対応付けのあるデータは各部分がチェックサムで保護されています。この仕組みを使って、ミドルボックスによるペイロードの変更（データの追加、削除、変更）を検出します。データが何らかの形で変更されるとチェックサムの検証に失敗します。また、サブフロー上のデータ長が増減したことも検出でき、その場合はデータシーケンスの対応付けが無効になります。送信側は受信側が実際に使っているサブフローのシーケンス番号を把握できず（ミドルボックスが代わりにACKを偽装します）、それ以上の対応付けを通知できません。さらに、アプリケーション層では有効なペイロード変更も考えられるほか、MPTCPセグメントの境界をまたいで誤検出が起き、データを破損させるおそれがあります。そのため、チェックサム検証に失敗したセグメントの先頭以降のデータは、すべて信頼できません。
When multiple subflows are in use, the data in flight on a subflow will likely involve data that is not contiguously part of the connection-level stream, since segments will be spread across the multiple subflows. Due to the problems identified above, it is not possible to determine what the adjustment has done to the data (notably, any changes to the subflow sequence numbering). Therefore, it is not possible to recover the subflow, and the affected subflow must be immediately closed with a RST, featuring an MP_FAIL option (Figure 15), which defines the data sequence number at the start of the segment (defined by the data sequence mapping) that had the checksum failure. Note that the MP_FAIL option requires the use of the full 64-bit sequence number, even if 32-bit sequence numbers are normally in use in the DSS signals on the path.
複数のサブフローを使う場合、各サブフロー上で送信中のデータは接続レベルのストリームの連続した部分とは限りません。セグメントが複数のサブフローに分散するためです。前述の問題があると、ミドルボックスがデータに加えた変更、特にサブフローのシーケンス番号の変更を特定できません。そのため、サブフローを復旧できず、対象サブフローをMP_FAILオプション（図15）付きのRSTですぐに閉じる必要があります。MP_FAILは、データシーケンス対応付けで定義された、チェックサム検証に失敗したセグメント先頭のデータシーケンス番号を示します。経路上のDSSシグナルで通常32ビット番号を使っている場合でも、MP_FAILでは64ビット番号全体が必要です。
1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+---------------+---------------+-------+----------------------+
| Kind | Length=12 |Subtype| (reserved) |
+---------------+---------------+-------+----------------------+
| |
| Data Sequence Number (8 octets) |
| |
+--------------------------------------------------------------+
Figure 15: Fallback (MP_FAIL) Option
図15：フォールバック（MP_FAIL）オプション
The receiver MUST discard all data following the data sequence number specified. Failed data MUST NOT be DATA_ACKed and so will be retransmitted on other subflows (Section 3.3.6).
受信側は、指定されたデータシーケンス番号より後のデータをすべて破棄しなければなりません (MUST)。障害が検出されたデータはDATA_ACKしてはならず (MUST NOT)、そのため別のサブフローで再送されます（セクション3.3.6を参照）。
A special case is when there is a single subflow and it fails with a checksum error. If it is known that all unacknowledged data in flight is contiguous (which will usually be the case with a single subflow), an infinite mapping can be applied to the subflow without the need to close it first, and essentially turn off all further MPTCP signaling. In this case, if a receiver identifies a checksum failure when there is only one path, it will send back an MP_FAIL option on the subflow-level ACK, referring to the data-level sequence number of the start of the segment on which the checksum error was detected. The sender will receive this, and if all unacknowledged data in flight is contiguous, will signal an infinite mapping. This infinite mapping will be a DSS option (Section 3.3) on the first new packet, containing a data sequence mapping that acts retroactively, referring to the start of the subflow sequence number of the last segment that was known to be delivered intact. From that point onwards, data can be altered by a middlebox without affecting MPTCP, as the data stream is equivalent to a regular, legacy TCP session.
単一のサブフローだけを使っていて、そのサブフローでチェックサムエラーが発生する場合は特殊です。送信中の未確認データがすべて連続していると確認できれば（通常、サブフローが1つの場合は該当します）、先にサブフローを閉じずに無限マッピングを適用し、それ以降のMPTCPシグナリングを実質的に停止できます。この場合、経路が1つだけのときにチェックサムエラーを検出した受信側は、エラーが検出されたセグメント先頭のデータレベルのシーケンス番号を示すMP_FAILオプションをサブフローレベルのACKに付けて返します。送信側はこれを受け取り、送信中の未確認データがすべて連続していれば、無限マッピングを通知します。この無限マッピングは最初の新しいパケットに付けるDSSオプション（セクション3.3を参照）で、正常に届いたと確認できている最後のセグメントのサブフローシーケンス番号の先頭を参照する、遡及適用のデータシーケンス対応付けを含みます。それ以降はデータストリームが通常の旧式TCP接続と同等になるため、ミドルボックスがデータを変更してもMPTCPの動作には影響しません。
In the rare case that the data is not contiguous (which could happen when there is only one subflow but it is retransmitting data from a subflow that has recently been uncleanly closed), the receiver MUST close the subflow with a RST with MP_FAIL. The receiver MUST discard all data that follows the data sequence number specified. The sender MAY attempt to create a new subflow belonging to the same connection, and, if it chooses to do so, SHOULD place the single subflow immediately in single-path mode by setting an infinite data sequence mapping. This mapping will begin from the data-level sequence number that was declared in the MP_FAIL.
データが連続していないまれなケース（サブフローが1つだけでも、最近不完全な形で終了したサブフローからデータを再送している場合に起こり得ます）では、受信側はMP_FAIL付きのRSTでサブフローを閉じなければなりません (MUST)。受信側は、指定されたデータシーケンス番号より後のデータをすべて破棄しなければなりません (MUST)。送信側は、同じ接続に属する新しいサブフローの確立を試みてもかまいません (MAY)。その場合、無限のデータシーケンス対応付けを設定し、そのサブフローを直ちに単一経路モードにすべきです (SHOULD)。この対応付けはMP_FAILで指定されたデータレベルのシーケンス番号から始まります。
After a sender signals an infinite mapping, it MUST only use subflow ACKs to clear its send buffer. This is because Data ACKs may become misaligned with the subflow ACKs when middleboxes insert or delete data. The receive SHOULD stop generating Data ACKs after it receives an infinite mapping.
送信側は無限マッピングを通知した後、送信バッファーからデータを削除する際にサブフローACKだけを使わなければなりません (MUST)。ミドルボックスがデータを挿入または削除すると、Data ACKとサブフローACKの位置がずれる可能性があるためです。受信側は無限マッピングを受け取った後、Data ACKの生成を停止すべきです (SHOULD)。
When a connection has fallen back, only one subflow can send data; otherwise, the receiver would not know how to reorder the data. In practice, this means that all MPTCP subflows will have to be terminated except one. Once MPTCP falls back to regular TCP, it MUST NOT revert to MPTCP later in the connection.
接続がフォールバックした後は、データを送信できるサブフローは1つだけです。複数のサブフローから送ると、受信側がデータの順序を判断できなくなります。実際には、1つを除くすべてのMPTCPサブフローを終了する必要があります。MPTCPから通常のTCPへフォールバックした後、接続中に再びMPTCPへ戻してはなりません (MUST NOT)。
It should be emphasized that we are not attempting to prevent the use of middleboxes that want to adjust the payload. An MPTCP-aware middlebox could provide such functionality by also rewriting checksums.
ペイロードを変更したいミドルボックスの使用を妨げることが目的ではない点を強調します。MPTCP対応のミドルボックスであれば、チェックサムも書き換えることで、そのような機能を提供できます。
In addition to the fallback mechanism as described above, the standard classes of TCP errors may need to be handled in an MPTCP-specific way. Note that changing semantics -- such as the relevance of a RST -- are covered in Section 4. Where possible, we do not want to deviate from regular TCP behavior.
前述のフォールバック機構に加え、標準的なTCPエラーの種類によっては、MPTCP固有の方法で処理する必要があります。RSTの意味など、セマンティクスの変更についてはセクション4で説明します。可能な限り、通常のTCPの動作から逸脱しないようにします。
The following list covers possible errors and the appropriate MPTCP behavior:
以下に、想定されるエラーと、それに対する適切なMPTCPの動作を示します。
o Unknown token in MP_JOIN (or HMAC failure in MP_JOIN ACK, or missing MP_JOIN in SYN/ACK response): send RST (analogous to TCP's behavior on an unknown port)
o MP_JOINの未知のトークン（またはMP_JOIN ACKでのHMAC検証失敗、SYN/ACK応答でのMP_JOIN欠落）：RSTを送信します（未知のポートに対するTCPの動作と同様）。
o DSN out of window (during normal operation): drop the data, do not send Data ACKs
o ウィンドウ外のDSN（通常動作中）：データを破棄し、Data ACKを送信しません。
o Remove request for unknown address ID: silently ignore
o 未知のAddress IDに対する削除要求：黙って無視します。
There are a number of heuristics that are needed for performance or deployment but that are not required for protocol correctness. In this section, we detail such heuristics. Note that discussion of buffering and certain sender and receiver window behaviors are presented in Sections 3.3.4 and 3.3.5, as well as retransmission in Section 3.3.6.
性能や導入のために必要ですが、プロトコルの正しさを保つうえでは必須ではない判断基準がいくつかあります。このセクションでは、そのような判断基準について詳しく説明します。バッファリングや送信側・受信側のウィンドウ動作の一部はセクション3.3.4と3.3.5で、再送はセクション3.3.6で説明しています。
Under typical operation, an MPTCP implementation SHOULD use the same ports as already in use. In other words, the destination port of a SYN containing an MP_JOIN option SHOULD be the same as the remote port of the first subflow in the connection. The local port for such SYNs SHOULD also be the same as for the first subflow (and as such, an implementation SHOULD reserve ephemeral ports across all local IP addresses), although there may be cases where this is infeasible. This strategy is intended to maximize the probability of the SYN being permitted by a firewall or NAT at the recipient and to avoid confusing any network monitoring software.
通常の動作では、MPTCP実装はすでに使用中のポートと同じポートを使うべきです (SHOULD)。つまり、MP_JOINオプションを含むSYNの宛先ポートは、接続の最初のサブフローのリモートポートと同じにすべきです (SHOULD)。このSYNのローカルポートも最初のサブフローと同じにすべきです (SHOULD)。したがって、実装はすべてのローカルIPアドレスでエフェメラルポートを予約すべきです (SHOULD)。ただし、これが実行できない場合もあります。この方法により、受信側のファイアウォールやNATがSYNを許可する可能性を高め、ネットワーク監視ソフトウェアの誤動作を避けます。
There may also be cases, however, where the passive opener wishes to signal to the other host that a specific port should be used, and this facility is provided in the Add Address option as documented in Section 3.4.1. It is therefore feasible to allow multiple subflows between the same two addresses but using different port pairs, and such a facility could be used to allow load balancing within the network based on 5-tuples (e.g., some ECMP implementations [7]).
ただし、待受側ホストが特定のポートを使うよう相手に通知したい場合もあります。セクション3.4.1で説明するAdd Addressオプションを使えば、そのポートを指定できます。そのため、同じ2つのアドレス間に異なるポートペアを使う複数のサブフローを設定することも可能です。たとえば、一部のECMP実装[7]のように、5タプルを使ったネットワーク内ロードバランシングに利用できます。
Many TCP connections are short-lived and consist only of a few segments, and so the overheads of using MPTCP outweigh any benefits. A heuristic is required, therefore, to decide when to start using additional subflows in an MPTCP connection. We expect that experience gathered from deployments will provide further guidance on this, and will be affected by particular application characteristics (which are likely to change over time). However, a suggested general-purpose heuristic that an implementation MAY choose to employ is as follows. Results from experimental deployments are needed in order to verify the correctness of this proposal.
多くのTCP接続は短命で、セグメント数も少ないため、MPTCPのオーバーヘッドが利点を上回ります。そのため、MPTCP接続で追加サブフローの使用をいつ始めるかを決める判断基準が必要です。導入事例から得られる経験が今後の指針となり、時間とともに変化し得るアプリケーション固有の特性も判断に影響すると考えられます。実装が採用してもよい汎用的な判断基準の案を以下に示します (MAY)。この案の妥当性を確認するには、実験導入の結果が必要です。
If a host has data buffered for its peer (which implies that the application has received a request for data), the host opens one subflow for each initial window's worth of data that is buffered.
ホストが相手に送るデータをバッファーに保持している場合（アプリケーションがデータ要求を受け取っていることを意味します）、バッファー済みデータが初期ウィンドウ分あるごとに、サブフローを1つ開きます。
Consideration should also be given to limiting the rate of adding new subflows, as well as limiting the total number of subflows open for a particular connection. A host may choose to vary these values based on its load or knowledge of traffic and path characteristics.
新しいサブフローを追加する頻度と、1つの接続で開くサブフローの総数を制限することも検討するべきです。ホストは、負荷やトラフィックおよび経路の特性に関する情報に応じて、これらの値を変更できます。
Note that this heuristic alone is probably insufficient. Traffic for many common applications, such as downloads, is highly asymmetric and the host that is multihomed may well be the client that will never fill its buffers, and thus never use MPTCP. Advanced APIs that allow an application to signal its traffic requirements would aid in these decisions.
この判断基準だけでは不十分な可能性が高いことにも注意してください。ダウンロードなど、一般的なアプリケーションのトラフィックは大きく非対称です。そのため、マルチホームのホストがクライアントであれば、バッファーが満杯にならず、MPTCPをまったく使わないこともあります。アプリケーションがトラフィック要件を通知できる高度なAPIがあれば、この判断に役立ちます。
An additional time-based heuristic could be applied, opening additional subflows after a given period of time has passed. This would alleviate the above issue, and also provide resilience for low-bandwidth but long-lived applications.
一定期間が過ぎた後に追加サブフローを開く、時間に基づく判断基準も適用できます。これにより前述の問題を軽減でき、帯域幅は小さくても長時間継続するアプリケーションの耐障害性も高められます。
This section has shown some of the considerations that an implementer should give when developing MPTCP heuristics, but is not intended to be prescriptive.
このセクションでは、MPTCPの判断基準を実装する際に考慮すべき事項をいくつか示しましたが、規範的な要件を定めるものではありません。
Requirements for MPTCP's handling of unexpected signals have been given in Section 3.7. There are other failure cases, however, where a hosts can choose appropriate behavior.
予期しないシグナルに対するMPTCPの処理要件は、セクション3.7で説明しました。一方、ホストが適切な動作を選べる別の障害ケースもあります。
For example, Section 3.1 suggests that a host SHOULD fall back to trying regular TCP SYNs after one or more failures of MPTCP SYNs for a connection. A host may keep a system-wide cache of such information, so that it can back off from using MPTCP, firstly for that particular destination host, and eventually on a whole interface, if MPTCP connections continue failing.
たとえば、セクション3.1では、ある接続でMPTCP SYNが1回以上失敗した場合、ホストは通常のTCP SYNを試すようフォールバックすべきだとしています (SHOULD)。ホストはこのような情報をシステム全体のキャッシュに保存できます。MPTCP接続の失敗が続く場合は、まず特定の宛先ホストに対して、最終的にはインターフェース全体で、MPTCPの使用を控えられます。
Another failure could occur when the MP_JOIN handshake fails. Section 3.7 specifies that an incorrect handshake MUST lead to the subflow being closed with a RST. A host operating an active intrusion detection system may choose to start blocking MP_JOIN packets from the source host if multiple failed MP_JOIN attempts are seen. From the connection initiator's point of view, if an MP_JOIN fails, it SHOULD NOT attempt to connect to the same IP address and port during the lifetime of the connection, unless the other host refreshes the information with another ADD_ADDR option. Note that the ADD_ADDR option is informational only, and does not guarantee the other host will attempt a connection.
MP_JOINハンドシェイクの失敗も障害の一つです。セクション3.7では、不正なハンドシェイクがあればRSTでサブフローを閉じなければならない (MUST)と定めています。アクティブな侵入検知システムを使うホストは、MP_JOINの失敗が何度も検出された場合、送信元ホストからのMP_JOINパケットをブロックし始めてもかまいません。接続を開始した側から見ると、MP_JOINに失敗した後は、相手側が別のADD_ADDRオプションで情報を更新しない限り、接続の存続期間中、同じIPアドレスとポートへの接続を再試行すべきではありません (SHOULD NOT)。ADD_ADDRオプションは情報を通知するだけであり、相手側が接続を試みる保証はありません。
In addition, an implementation may learn, over a number of connections, that certain interfaces or destination addresses consistently fail and may default to not trying to use MPTCP for these. Behavior could also be learned for particularly badly performing subflows or subflows that regularly fail during use, in order to temporarily choose not to use these paths.
実装は複数の接続の経験から、特定のインターフェースや宛先アドレスでは常に失敗すると学習し、それらに対してはMPTCPを試さないことを既定にできます。また、特に性能が低いサブフローや利用中に繰り返し失敗するサブフローを学習し、こうした経路を一時的に使わないようにすることもできます。
In order to support multipath operation, the semantics of some TCP components have changed. To aid clarity, this section collects these semantic changes as a reference.
マルチパス動作を実現するため、一部のTCP構成要素の意味が変わりました。このセクションでは参照しやすいよう、そうした意味上の変更をまとめます。
Sequence number: The (in-header) TCP sequence number is specific to the subflow. To allow the receiver to reorder application data, an additional data-level sequence space is used. In this data-level sequence space, the initial SYN and the final DATA_FIN occupy 1 octet of sequence space. There is an explicit mapping of data sequence space to subflow sequence space, which is signaled through TCP options in data packets.
シーケンス番号：TCPヘッダー内のシーケンス番号は各サブフローに固有です。受信側がアプリケーションデータを並べ替えられるよう、データレベルに別のシーケンス番号空間を設けます。この空間では、最初のSYNと最後のDATA_FINがそれぞれ1オクテットを占めます。データシーケンス番号空間とサブフローシーケンス番号空間の対応付けを明示し、データパケット内のTCPオプションで通知します。
ACK: The ACK field in the TCP header acknowledges only the subflow sequence number, not the data-level sequence space. Implementations SHOULD NOT attempt to infer a data-level acknowledgment from the subflow ACKs. This separates subflow- and connection-level processing at an end host.
ACK：TCPヘッダーのACKフィールドは、データレベルのシーケンススペースではなく、サブフローシーケンス番号のみを確認します。実装では、サブフローACKからデータレベルの確認応答を推測しようとすべきではありません (SHOULD NOT)。これにより、エンドホストでサブフローレベルと接続レベルの処理が分離されます。
Duplicate ACK: A duplicate ACK that includes any MPTCP signaling (with the exception of the DSS option) MUST NOT be treated as a signal of congestion. To limit the chances of non-MPTCP-aware entities mistakenly interpreting duplicate ACKs as a signal of congestion, MPTCP SHOULD NOT send more than two duplicate ACKs containing (non-DSS) MPTCP signals in a row.
重複ACK：DSSオプション以外のMPTCPシグナリングを含む重複ACKを、輻輳のシグナルとして扱ってはなりません (MUST NOT)。MPTCPに対応しない装置が重複ACKを輻輳のシグナルと誤解する可能性を抑えるため、MPTCPはDSS以外のシグナリングを含む重複ACKを3つ以上連続して送信すべきではありません (SHOULD NOT)。
Receive Window: The receive window in the TCP header indicates the amount of free buffer space for the whole data-level connection (as opposed to for this subflow) that is available at the receiver. This is the same semantics as regular TCP, but to maintain these semantics the receive window must be interpreted at the sender as relative to the sequence number given in the DATA_ACK rather than the subflow ACK in the TCP header. In this way, the original flow control role is preserved. Note that some middleboxes may change the receive window, and so a host SHOULD use the maximum value of those recently seen on the constituent subflows for the connection-level receive window, and also needs to maintain a subflow-level window for subflow-level processing.
受信ウィンドウ：TCPヘッダーの受信ウィンドウは、受信側で利用できるデータレベル接続全体の空きバッファー量を示します（このサブフローだけの空き容量ではありません）。意味は通常のTCPと同じですが、それを維持するために、送信側は受信ウィンドウをTCPヘッダーのサブフローACKではなくDATA_ACKのシーケンス番号を基準として解釈しなければなりません。このようにして、元来のフロー制御の役割を保ちます。一部のミドルボックスは受信ウィンドウを変更することがあります。そのためホストは、接続レベルの受信ウィンドウに、構成するサブフローで最近観測した値の最大値を使うべきです (SHOULD)。また、サブフローレベルの処理用に、サブフローごとのウィンドウも維持する必要があります。
FIN: The FIN flag in the TCP header applies only to the subflow it is sent on, not to the whole connection. For connection-level FIN semantics, the DATA_FIN option is used.
FIN：TCPヘッダーのFINフラグは、それを送信したサブフローにのみ適用され、接続全体には適用されません。接続レベルでFINと同じ動作を実現するにはDATA_FINオプションを使います。
RST: The RST flag in the TCP header applies only to the subflow it is sent on, not to the whole connection. The MP_FASTCLOSE option provides the fast close functionality of a RST at the MPTCP connection level.
RST：TCPヘッダーのRSTフラグは、それを送信したサブフローにのみ適用され、接続全体には適用されません。MP_FASTCLOSEオプションを使うと、MPTCP接続レベルでRST相当の高速クローズを実現できます。
Address List: Address list management (i.e., knowledge of the local and remote hosts' lists of available IP addresses) is handled on a per-connection basis (as opposed to per subflow, per host, or per pair of communicating hosts). This permits the application of per-connection local policy. Adding an address to one connection (either explicitly through an Add Address message, or implicitly through a Join) has no implication for other connections between the same pair of hosts.
アドレスリスト：利用可能なIPアドレスについてのローカルおよびリモートホストの情報は、サブフロー単位、ホスト単位、通信するホストペア単位ではなく、接続ごとに管理します。これにより、接続ごとのローカルポリシーを適用できます。Add Address（ADD_ADDR）メッセージまたはJoin（MP_JOIN）によって1つの接続にアドレスを追加しても、同じホストペア間の他の接続には影響しません。
5-tuple: The 5-tuple (protocol, local address, local port, remote address, remote port) presented by kernel APIs to the application layer in a non-multipath-aware application is that of the first subflow, even if the subflow has since been closed and removed from the connection. This decision, and other related API issues, are discussed in more detail in [6].
5タプル：カーネルAPIが非MPTCP対応アプリケーションに提示する5タプル（プロトコル、ローカルアドレス、ローカルポート、リモートアドレス、リモートポート）は、最初のサブフローのものです。そのサブフローが後で終了し、接続から削除された場合も同じです。この判断と関連するAPIの問題については[6]で詳しく説明しています。
As identified in [9], the addition of multipath capability to TCP will bring with it a number of new classes of threat. In order to prevent these, [2] presents a set of requirements for a security solution for MPTCP. The fundamental goal is for the security of MPTCP to be "no worse" than regular TCP today, and the key security requirements are:
[9]で指摘されているように、TCPにマルチパス機能を追加すると、新たな種類の脅威も生じます。それらを防ぐため、[2]はMPTCPのセキュリティ対策に必要な要件を示しています。基本目標は、MPTCPのセキュリティを現在の通常TCPより「悪くしない」ことであり、主な要件は次のとおりです。
o Provide a mechanism to confirm that the parties in a subflow handshake are the same as in the original connection setup.
o サブフローのハンドシェイクに参加する当事者が、最初の接続確立時と同じであることを確認する仕組みを提供します。
o Provide verification that the peer can receive traffic at a new address before using it as part of a connection.
o 新しいアドレスを接続に使う前に、相手ホストがそのアドレスで通信を受信できることを確認する仕組みを設けます。
o Provide replay protection, i.e., ensure that a request to add/ remove a subflow is 'fresh'.
o リプレイ攻撃を防ぐ仕組みを設けます。つまり、サブフローの追加または削除の要求が新しいものであることを確認します。
In order to achieve these goals, MPTCP includes a hash-based handshake algorithm documented in Sections 3.1 and 3.2.
これらの目標を達成するため、MPTCPではセクション3.1と3.2に記載したハッシュベースのハンドシェイクアルゴリズムを使います。
The security of the MPTCP connection hangs on the use of keys that are shared once at the start of the first subflow, and are never sent again over the network (unless used in the fast close mechanism, Section 3.5). To ease demultiplexing while not giving away any cryptographic material, future subflows use a truncated cryptographic hash of this key as the connection identification "token". The keys are concatenated and used as keys for creating Hash-based Message Authentication Codes (HMACs) used on subflow setup, in order to verify that the parties in the handshake are the same as in the original connection setup. It also provides verification that the peer can receive traffic at this new address. Replay attacks would still be possible when only keys are used; therefore, the handshakes use single-use random numbers (nonces) at both ends -- this ensures the HMAC will never be the same on two handshakes. Guidance on generating random numbers suitable for use as keys is given in [14] and discussed in Section 3.1.
MPTCP接続のセキュリティは、最初のサブフローの開始時に一度だけ共有し、fast close機構（セクション3.5）を使う場合を除いてネットワーク上に再送しない鍵に依存します。暗号鍵素材を明かさずに多重化解除を容易にするため、後続サブフローではこの鍵の暗号学的ハッシュを32ビットに切り詰め、接続識別用の「トークン」として使います。鍵を連結したものをHMAC（Hash-based Message Authentication Code）の鍵として使い、サブフロー確立時に認証することで、ハンドシェイクの当事者が最初の接続確立時と同じであることを確認します。また、新しいアドレスで相手が通信を受信できることも確認します。鍵だけを使う場合はリプレイ攻撃が可能なため、ハンドシェイクでは両端が一度しか使わない乱数（nonce）を使います。これにより、異なるハンドシェイクで同じHMACが生成されることを防ぎます。鍵に使う乱数の生成方法については[14]とセクション3.1を参照してください。
The use of crypto capability bits in the initial connection handshake to negotiate use of a particular algorithm allows the deployment of additional crypto mechanisms in the future. Note that this would be susceptible to bid-down attacks only if the attacker was on-path (and thus would be able to modify the data anyway). The security mechanism presented in this document should therefore protect against all forms of flooding and hijacking attacks discussed in [9].
初期接続のハンドシェイクで暗号機能ビットを使ってアルゴリズムをネゴシエートすることで、将来、別の暗号方式を導入できます。ダウングレード攻撃が成立するのは、攻撃者が経路上にいて（その場合は、いずれにせよデータを変更できるため）介入できる場合に限られる点に注意してください。したがって、本書のセキュリティ機構は[9]で説明されたあらゆる形態のフラッディング攻撃や乗っ取り攻撃を防ぐことが想定されます。
During normal operation, regular TCP protection mechanisms (such as ensuring sequence numbers are in-window) will provide the same level of protection against attacks on individual TCP subflows as exists for regular TCP today. Implementations will introduce additional buffers compared to regular TCP, to reassemble data at the connection level. The application of window sizing will minimize the risk of denial-of-service attacks consuming resources.
通常の動作中は、シーケンス番号がウィンドウ内にあることを確認するなど、標準TCPの保護機構により、現在の通常TCPと同じ水準で個々のTCPサブフローへの攻撃を防ぎます。接続レベルでデータを再構成するため、実装には通常のTCPより多くのバッファーが必要です。ウィンドウサイズを適切に設定すれば、サービス拒否攻撃によるリソース消費のリスクを抑えられます。
As discussed in Section 3.4.1, a host may advertise its private addresses, but these might point to different hosts in the receiver's network. The MP_JOIN handshake (Section 3.2) will ensure that this does not succeed in setting up a subflow to the incorrect host. However, it could still create unwanted TCP handshake traffic. This feature of MPTCP could be a target for denial-of-service exploits, with malicious participants in MPTCP connections encouraging the recipient to target other hosts in the network. Therefore, implementations should consider heuristics (Section 3.8) at both the sender and receiver to reduce the impact of this.
セクション3.4.1で説明したように、ホストはプライベートアドレスを通知できますが、そのアドレスが受信側ネットワーク内の別のホストを指す場合があります。MP_JOINハンドシェイク（セクション3.2）により、誤ったホストへのサブフロー確立を防ぎます。ただし、不要なTCPハンドシェイクのトラフィックが発生する可能性は残ります。このMPTCPの機能はサービス拒否攻撃に悪用されるおそれがあり、悪意のある参加者が受信側にネットワーク内の他のホストへの接続を試みさせる可能性があります。その影響を抑えるため、実装では送信側と受信側の両方で判断基準（セクション3.8）を検討する必要があります。
A small security risk could theoretically exist with key reuse, but in order to accomplish a replay attack, both the sender and receiver keys, and the sender and receiver random numbers, in the MP_JOIN handshake (Section 3.2) would have to match.
鍵の再利用には理論上、小さなセキュリティリスクがあります。ただしリプレイ攻撃を成立させるには、MP_JOINハンドシェイク（セクション3.2）で送信側と受信側がそれぞれ使う鍵と乱数が、すべて一致する必要があります。
Whilst this specification defines a "medium" security solution, meeting the criteria specified at the start of this section and the threat analysis ([9]), since attacks only ever get worse, it is likely that a future Standards Track version of MPTCP would need to be able to support stronger security. There are several ways the security of MPTCP could potentially be improved; some of these would be compatible with MPTCP as defined in this document, whilst others may not be. For now, the best approach is to get experience with the current approach, establish what might work, and check that the threat analysis is still accurate.
本仕様のセキュリティ対策は「中程度」であり、このセクション冒頭に挙げた基準と脅威分析[9]を満たします。しかし攻撃の脅威は高まる一方のため、将来の標準化トラック版MPTCPでは、より強いセキュリティへの対応が必要になると考えられます。MPTCPのセキュリティを向上させる方法はいくつかあり、本書で定義したMPTCPと互換性のあるものも、そうでないものもあります。現時点では、現在の方式の運用経験を積み、有効な方法を見極め、脅威分析が引き続き妥当か確認するのが最善です。
Possible ways of improving MPTCP security could include:
MPTCPのセキュリティを向上させる方法として、次のものが考えられます。
o defining a new MPCTP cryptographic algorithm, as negotiated in MP_CAPABLE. A sub-case could be to include an additional deployment assumption, such as stateful servers, in order to allow a more powerful algorithm to be used.
o MP_CAPABLEでネゴシエートする新たなMPCTP暗号アルゴリズムを定義します。たとえば、ステートフルサーバーなどの追加の導入条件を設け、より強力なアルゴリズムを使えるようにする方法があります。
o defining how to secure data transfer with MPTCP, whilst not changing the signaling part of the protocol.
o プロトコルのシグナリング部分を変更せずに、MPTCPでデータ転送を保護する方法を定義します。
o defining security that requires more option space, perhaps in conjunction with a "long options" proposal for extending the TCP options space (such as those surveyed in [20]), or perhaps building on the current approach with a second stage of MPTCP-option-based security.
o より広いオプション領域を必要とするセキュリティ方式を定義します。たとえば、TCPオプション領域を拡張する「long options」の提案（[20]に調査結果があります）と組み合わせる方法や、MPTCPオプションを使う2段階目のセキュリティを追加して現在の方式を拡張する方法が考えられます。
o revisiting the working group's decision to exclusively use TCP options for MPTCP signaling, and instead look at also making use of the TCP payloads.
o MPTCPのシグナリングにTCPオプションのみを使うというワーキンググループの決定を見直し、TCPペイロードも利用する方法を検討します。
MPTCP has been designed with several methods available to indicate a new security mechanism, including:
MPTCPは、新たなセキュリティ機構を示す方法をいくつか利用できるよう設計されています。たとえば、次の方法があります。
o available flags in MP_CAPABLE (Figure 4);
o MP_CAPABLEで利用できるフラグ（図4）
o available subtypes in the MPTCP option (Figure 3);
o MPTCPオプションで利用できるサブタイプ（図3）
o the version field in MP_CAPABLE (Figure 4);
o MP_CAPABLEのバージョンフィールド（図4）
Multipath TCP was designed to be deployable in the present world. Its design takes into account "reasonable" existing middlebox behavior. In this section, we outline a few representative middlebox-related failure scenarios and show how Multipath TCP handles them. Next, we list the design decisions multipath has made to accommodate the different middleboxes.
マルチパスTCPは、現在のネットワーク環境に導入できるよう設計されています。既存のミドルボックスが合理的な範囲で行う動作も考慮しています。このセクションでは、ミドルボックスに関係する代表的な障害シナリオをいくつか挙げ、マルチパスTCPがどう対処するかを説明します。続いて、さまざまなミドルボックスに対応するために採用した設計上の判断を示します。
A primary concern is our use of a new TCP option. Middleboxes should forward packets with unknown options unchanged, yet there are some that don't. These we expect will either strip options and pass the data, drop packets with new options, copy the same option into multiple segments (e.g., when doing segmentation), or drop options during segment coalescing.
主な懸念の一つは、新しいTCPオプションを使うことです。ミドルボックスは未知のオプションを変更せずに転送すべきですが、そうしないものもあります。その場合、オプションを取り除いてデータを通す、新しいオプションを含むパケットを破棄する、セグメント分割時などに同じオプションを複数のセグメントへ複製する、またはセグメントを結合する際にオプションを削除すると想定しています。
MPTCP uses a single new TCP option "Kind", and all message types are defined by "subtype" values (see Section 8). This should reduce the chances of only some types of MPTCP options being passed, and instead the key differing characteristics are different paths, and the presence of the SYN flag.
MPTCPでは、新しいTCPオプションのKindを1つだけ使い、すべてのメッセージ種別をsubtypeの値で定義します（セクション8を参照）。これにより、一部の種類のMPTCPオプションだけが通過する可能性を抑えられるはずです。オプションの通過を左右する主な違いは、経路とSYNフラグの有無です。
MPTCP SYN packets on the first subflow of a connection contain the MP_CAPABLE option (Section 3.1). If this is dropped, MPTCP SHOULD fall back to regular TCP. If packets with the MP_JOIN option (Section 3.2) are dropped, the paths will simply not be used.
接続の最初のサブフローのMPTCP SYNパケットにはMP_CAPABLEオプションが含まれます（セクション3.1）。このオプションが削除された場合、MPTCPは通常のTCPにフォールバックすべきです (SHOULD)。MP_JOINオプション（セクション3.2）を含むパケットが削除された場合、その経路は使われません。
If a middlebox strips options but otherwise passes the packets unchanged, MPTCP will behave safely. If an MP_CAPABLE option is dropped on either the outgoing or the return path, the initiating host can fall back to regular TCP, as illustrated in Figure 16 and discussed in Section 3.1.
ミドルボックスがオプションを取り除いてもパケット自体を変更せずに転送する場合、MPTCPは安全に動作します。往路または復路でMP_CAPABLEオプションが削除された場合、図16およびセクション3.1で説明するように、接続開始側ホストは通常のTCPにフォールバックできます。
Subflow SYNs contain the MP_JOIN option. If this option is stripped on the outgoing path, the SYN will appear to be a regular SYN to Host B. Depending on whether there is a listening socket on the target port, Host B will reply either with SYN/ACK or RST (subflow connection fails). When Host A receives the SYN/ACK it sends a RST because the SYN/ACK does not contain the MP_JOIN option and its token. Either way, the subflow setup fails, but otherwise does not affect the MPTCP connection as a whole.
サブフローのSYNにはMP_JOINオプションが含まれます。往路でこのオプションが削除されると、そのSYNはホストBには通常のSYNとして見えます。対象ポートに待受ソケットがあるかどうかに応じて、ホストBはSYN/ACKまたはRSTで応答し、いずれの場合もサブフローの確立に失敗します。ホストAがMP_JOINオプションとトークンを含まないSYN/ACKを受信した場合も、RSTを送信します。どちらの結果でもサブフローの確立は失敗しますが、MPTCP接続全体には影響しません。
Host A Host B
| Middlebox M |
| | |
| SYN(MP_CAPABLE) | SYN |
|-------------------|---------------->|
| SYN/ACK |
|<------------------------------------|
a) MP_CAPABLE option stripped on outgoing path
Host A Host B
| SYN(MP_CAPABLE) |
|------------------------------------>|
| Middlebox M |
| | |
| SYN/ACK |SYN/ACK(MP_CAPABLE)|
|<----------------|-------------------|
b) MP_CAPABLE option stripped on return path
Figure 16: Connection Setup with Middleboxes that Strip Options from Packets
図16：パケットからオプションを取り除くミドルボックスを経由する接続確立
We now examine data flow with MPTCP, assuming the flow is correctly set up, which implies the options in the SYN packets were allowed through by the relevant middleboxes. If options are allowed through and there is no resegmentation or coalescing to TCP segments, Multipath TCP flows can proceed without problems.
次に、必要なフローが正しく確立され、SYNパケット内のオプションが経路上のミドルボックスを通過した場合について、MPTCPのデータフローを見ていきます。オプションが通過し、TCPセグメントの再分割や結合がなければ、マルチパスTCPのフローは問題なく動作します。
The case when options get stripped on data packets has been discussed in the Fallback section. If a fraction of options are stripped, behavior is not deterministic. If some data sequence mappings are lost, the connection can continue so long as mappings exist for the subflow-level data (e.g., if multiple maps have been sent that reinforce each other). If some subflow-level space is left unmapped, however, the subflow is treated as broken and is closed, through the process described in Section 3.6. MPTCP should survive with a loss of some Data ACKs, but performance will degrade as the fraction of stripped options increases. We do not expect such cases to appear in practice, though: most middleboxes will either strip all options or let them all through.
データパケット上のオプションが削除される場合については、フォールバックの節で説明しました。オプションの一部だけが削除される場合、動作は予測できません。一部のデータシーケンス対応付けが失われても、サブフローレベルのデータを対応付ける情報が残っていれば接続を継続できます（たとえば、互いに補完する複数の対応付けを送信済みの場合）。一方、サブフローのシーケンス番号空間の一部が未対応付けのままなら、そのサブフローは故障したものとして扱い、セクション3.6の手順で閉じます。一部のData ACKが失われてもMPTCPは動作を続けられますが、オプションの削除率が上がるほど性能が低下します。ただし、実際にはこのようなケースは起こらないと考えています。ほとんどのミドルボックスは、すべてのオプションを削除するか、すべて通過させるからです。
We end this section with a list of middlebox classes, their behavior, and the elements in the MPTCP design that allow operation through such middleboxes. Issues surrounding dropping packets with options or stripping options were discussed above, and are not included here:
最後に、ミドルボックスの種類と動作、およびそのようなミドルボックスを経由して動作できるMPTCP設計上の要素を一覧にします。オプション付きパケットの破棄やオプションの除去については前述したため、ここでは扱いません。
o NATs [21] (Network Address (and Port) Translators) change the source address (and often source port) of packets. This means that a host will not know its public-facing address for signaling in MPTCP. Therefore, MPTCP permits implicit address addition via the MP_JOIN option, and the handshake mechanism ensures that connection attempts to private addresses [18] do not cause problems. Explicit address removal is undertaken by an Address ID to allow no knowledge of the source address.
o NAT[21]（Network Address (and Port) Translator）はパケットの送信元アドレス（多くの場合、送信元ポートも）を変更します。そのため、ホストはMPTCPのシグナリングに使う外部公開アドレスを把握できません。MPTCPではMP_JOINオプションを使った暗黙のアドレス追加を認めており、ハンドシェイク機構によってプライベートアドレスへの接続試行[18]が問題を起こさないようにします。送信元アドレスを知らなくても削除できるよう、アドレスの明示的な削除にはAddress IDを使います。
o Performance Enhancing Proxies (PEPs) [22] might proactively ACK data to increase performance. MPTCP, however, relies on accurate congestion control signals from the end host, and non-MPTCP-aware PEPs will not be able to provide such signals. MPTCP will, therefore, fall back to single-path TCP, or close the problematic subflow (see Section 3.6).
o Performance Enhancing Proxies（PEP）[22]は、性能向上のためデータに先行してACKを返すことがあります。しかしMPTCPは、エンドホストから得られる正確な輻輳制御シグナルに依存します。MPTCPを認識しないPEPは、そのようなシグナルを提供できません。そのためMPTCPは通常の単一経路TCPにフォールバックするか、問題のあるサブフローを閉じます（セクション3.6を参照）。
o Traffic Normalizers [23] may not allow holes in sequence numbers, and may cache packets and retransmit the same data. MPTCP looks like standard TCP on the wire, and will not retransmit different data on the same subflow sequence number. In the event of a retransmission, the same data will be retransmitted on the original TCP subflow even if it is additionally retransmitted at the connection level on a different subflow.
o Traffic Normalizers[23]はシーケンス番号の欠番を許さず、パケットをキャッシュして同じデータを再送する場合があります。MPTCPは通信上は通常のTCPと同じように見え、同じサブフローシーケンス番号に別のデータを割り当てて再送することはありません。再送時には、別のサブフローで接続レベルの再送を行う場合でも、元のTCPサブフロー上で同じデータを再送します。
o Firewalls [24] might perform initial sequence number randomization on TCP connections. MPTCP uses relative sequence numbers in data sequence mapping to cope with this. Like NATs, firewalls will not permit many incoming connections, so MPTCP supports address signaling (ADD_ADDR) so that a multiaddressed host can invite its peer behind the firewall/NAT to connect out to its additional interface.
o ファイアウォール[24]は、TCP接続の初期シーケンス番号をランダム化する場合があります。MPTCPではデータシーケンス対応付けに相対シーケンス番号を使い、これに対処します。NATと同様に、ファイアウォールは多数の着信接続を許可しないため、MPTCPはADD_ADDRによるアドレス通知をサポートしています。これにより、複数のアドレスを持つホストは、ファイアウォール/NATの背後にいる相手ホストに対し、自身の追加インターフェースへ向けて外向きに接続するよう促せます。
o Intrusion Detection Systems look out for traffic patterns and content that could threaten a network. Multipath will mean that such data is potentially spread, so it is more difficult for an IDS to analyze the whole traffic, and potentially increases the risk of false positives. However, for an MPTCP-aware IDS, tokens can be read by such systems to correlate multiple subflows and reassemble for analysis.
o 侵入検知システム（IDS）は、ネットワークを脅かす可能性のあるトラフィックのパターンや内容を監視します。マルチパスではデータが複数の経路に分散するため、IDSがトラフィック全体を分析しにくくなり、誤検知の可能性も高まります。ただし、MPTCP対応IDSはトークンを読み取り、複数のサブフローを関連付けて再構成し、分析できます。
o Application-level middleboxes such as content-aware firewalls may alter the payload within a subflow, such as rewriting URIs in HTTP traffic. MPTCP will detect these using the checksum and close the affected subflow(s), if there are other subflows that can be used. If all subflows are affected, multipath will fall back to TCP, allowing such middleboxes to change the payload. MPTCP-aware middleboxes should be able to adjust the payload and MPTCP metadata in order not to break the connection.
o コンテンツを認識するファイアウォールなどのアプリケーションレベルのミドルボックスは、HTTPトラフィック内のURIを書き換えるなど、サブフロー上のペイロードを変更する場合があります。ほかに利用できるサブフローがあれば、MPTCPはチェックサムでこの変更を検出し、影響を受けたサブフローを閉じます。すべてのサブフローが影響を受けた場合、マルチパスからTCPへフォールバックし、こうしたミドルボックスによるペイロード変更を許容します。MPTCP対応のミドルボックスは、接続を壊さないようペイロードとMPTCPメタデータの両方を調整できるべきです。
In addition, all classes of middleboxes may affect TCP traffic in the following ways:
さらに、あらゆる種類のミドルボックスがTCPトラフィックに次の影響を与える可能性があります。
o TCP options may be removed, or packets with unknown options dropped, by many classes of middleboxes. It is intended that the initial SYN exchange, with a TCP option, will be sufficient to identify the path capabilities. If such a packet does not get through, MPTCP will end up falling back to regular TCP.
o 多くの種類のミドルボックスは、TCPオプションを削除したり、未知のオプションを含むパケットを破棄したりする場合があります。TCPオプションを含む最初のSYN交換で、経路がどの機能に対応するかを特定できるようにします。このパケットが通過しなければ、MPTCPは通常のTCPへフォールバックします。
o Segmentation/Coalescing (e.g., TCP segmentation offloading) might copy options between packets and might strip some options. MPTCP's data sequence mapping includes the relative subflow sequence number instead of using the sequence number in the segment. In this way, the mapping is independent of the packets that carry it.
o セグメント分割/結合（TCPセグメンテーションオフロードなど）によって、パケット間でオプションが複製されたり、一部のオプションが削除されたりする場合があります。MPTCPのデータシーケンス対応付けでは、セグメント内のシーケンス番号の代わりに相対サブフローシーケンス番号を使います。これにより、対応付けはそれを運ぶパケットに依存しません。
o The receive window may be shrunk by some middleboxes at the subflow level. MPTCP will use the maximum window at data level, but will also obey subflow-specific windows.
o 一部のミドルボックスはサブフローレベルで受信ウィンドウを縮小する場合があります。MPTCPはデータレベルでは最大のウィンドウを使いつつ、サブフローごとのウィンドウにも従います。
The authors were originally supported by Trilogy (http://www.trilogy-project.org), a research project (ICT-216372) partially funded by the European Community under its Seventh Framework Program.
著者らは当初、欧州共同体の第7次フレームワーク計画から一部資金提供を受けた研究プロジェクトTrilogy（ICT-216372、http://www.trilogy-project.org）の支援を受けていました。
Alan Ford was originally supported by Roke Manor Research.
Alan Fordは当初、Roke Manor Researchの支援を受けていました。
The authors gratefully acknowledge significant input into this document from Sebastien Barre, Christoph Paasch, and Andrew McDonald.
著者らは、この文書に多大な情報を提供したSebastien Barre、Christoph Paasch、Andrew McDonaldに深く感謝します。
The authors also wish to acknowledge reviews and contributions from Iljitsch van Beijnum, Lars Eggert, Marcelo Bagnulo, Robert Hancock, Pasi Sarolahti, Toby Moncaster, Philip Eardley, Sergio Lembo, Lawrence Conroy, Yoshifumi Nishida, Bob Briscoe, Stein Gjessing, Andrew McGregor, Georg Hampel, Anumita Biswas, Wes Eddy, Alexey Melnikov, Francis Dupont, Adrian Farrel, Barry Leiba, Robert Sparks, Sean Turner, Stephen Farrell, and Martin Stiemerling.
著者らは、以下の方々から寄せられたレビューと貢献にも感謝します：Iljitsch van Beijnum、Lars Eggert、Marcelo Bagnulo、Robert Hancock、Pasi Sarolahti、Toby Moncaster、Philip Eardley、Sergio Lembo、Lawrence Conroy、Yoshifumi Nishida、Bob Briscoe、Stein Gjessing、Andrew McGregor、Georg Hampel、Anumita Biswas、Wes Eddy、Alexey Melnikov、Francis Dupont、Adrian Farrel、Barry Leiba、Robert Sparks、Sean Turner、Stephen Farrell、Martin Stiemerling。
This document defines a new TCP option for MPTCP, assigned a value of 30 (decimal) from the TCP option space. This value is the value of "Kind" as seen in all MPTCP options in this document. This value is defined as:
本書では、TCPオプション空間から値30（10進数）が割り当てられた、MPTCP用の新しいTCPオプションを定義します。この値は、本書内のすべてのMPTCPオプションにおけるKindの値です。定義は次のとおりです。
+------+--------+-----------------------+-----------+
| Kind | Length | Meaning | Reference |
+------+--------+-----------------------+-----------+
| 30 | N | Multipath TCP (MPTCP) | RFC 6824 |
+------+--------+-----------------------+-----------+
Table 1: TCP Option Kind Numbers
表1：TCPオプションのKind番号
This document also defines a 4-bit subtype field, for which IANA has created and will maintain a new sub-registry entitled "MPTCP Option Subtypes" under the "Transmission Control Protocol (TCP) Parameters" registry. Initial values for the MPTCP option subtype registry are given below; future assignments are to be defined by Standards Action as defined by [25]. Assignments consist of the MPTCP subtype's symbolic name and its associated value, as per the following table.
本書では4ビットのサブタイプフィールドも定義します。IANAは「Transmission Control Protocol (TCP) Parameters」レジストリの下に「MPTCP Option Subtypes」というサブレジストリを作成し、管理します。MPTCPオプションのサブタイプレジストリの初期値を以下に示します。将来の値の割り当ては、[25]で定義するStandards Actionに従います。各割り当ては、次の表に示すMPTCPサブタイプのシンボリック名と対応する値で構成します。
+-------+--------------+----------------------------+---------------+
| Value | Symbol | Name | Reference |
+-------+--------------+----------------------------+---------------+
| 0x0 | MP_CAPABLE | Multipath Capable | Section 3.1 |
| 0x1 | MP_JOIN | Join Connection | Section 3.2 |
| 0x2 | DSS | Data Sequence Signal (Data | Section 3.3 |
| | | ACK and data sequence | |
| | | mapping) | |
| 0x3 | ADD_ADDR | Add Address | Section 3.4.1 |
| 0x4 | REMOVE_ADDR | Remove Address | Section 3.4.2 |
| 0x5 | MP_PRIO | Change Subflow Priority | Section 3.3.8 |
| 0x6 | MP_FAIL | Fallback | Section 3.6 |
| 0x7 | MP_FASTCLOSE | Fast Close | Section 3.5 |
+-------+--------------+----------------------------+---------------+
Table 2: MPTCP Option Subtypes
表2：MPTCPオプションのサブタイプ
Values 0x8 through 0xe are currently unassigned. The value 0xf is reserved for Private Use within controlled testbeds.
0x8から0xeまでの値は現在未割り当てです。値0xfは、管理されたテストベッド内でのPrivate Use用に予約されています。
IANA has created another sub-registry, "MPTCP Handshake Algorithms" under the "Transmission Control Protocol (TCP) Parameters" registry, based on the flags in MP_CAPABLE (Section 3.1). The flags consist of 8 bits, labeled "A" through "H", and this document assigns the bits as follows:
IANAは、MP_CAPABLE（セクション3.1）のフラグに基づいて、「Transmission Control Protocol（TCP）Parameters」レジストリの下に「MPTCP Handshake Algorithms」という別のサブレジストリを作成しました。フラグは「A」から「H」のラベルが付いた8ビットで構成され、このドキュメントでは次のようにビットを割り当てています。
+----------+-------------------+-----------------------+
| Flag Bit | Meaning | Reference |
+----------+-------------------+-----------------------+
| A | Checksum required | RFC 6824, Section 3.1 |
| B | Extensibility | RFC 6824, Section 3.1 |
| C-G | Unassigned | |
| H | HMAC-SHA1 | RFC 6824, Section 3.2 |
+----------+-------------------+-----------------------+
Table 3: MPTCP Handshake Algorithms
表3：MPTCPハンドシェイクアルゴリズム
Note that the meanings of bits C through H can be dependent upon bit B, depending on how Extensibility is defined in future specifications; see Section 3.1 for more information.
ビットCからHの意味は、拡張性が将来の仕様でどのように定義されるかに応じて、ビットBに依存する可能性があることに注意してください。詳細については、セクション3.1を参照してください。
Future assignments in this registry are also to be defined by Standards Action as defined by [25]. Assignments consist of the value of the flags, a symbolic name for the algorithm, and a reference to its specification.
このレジストリの将来の値の割り当ても、[25]で定義されるStandards Actionに従います。各割り当てには、フラグ値、アルゴリズムのシンボリック名、およびその仕様への参照を記載します。
[1] Postel, J., "Transmission Control Protocol", STD 7, RFC 793, September 1981.
[1] Postel, J., "Transmission Control Protocol", STD 7, RFC 793, September 1981.
[2] Ford, A., Raiciu, C., Handley, M., Barre, S., and J. Iyengar, "Architectural Guidelines for Multipath TCP Development", RFC 6182, March 2011.
[2] Ford, A., Raiciu, C., Handley, M., Barre, S., and J. Iyengar, "Architectural Guidelines for Multipath TCP Development", RFC 6182, March 2011.
[3] Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, March 1997.
[3] Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, March 1997.
[4] National Institute of Science and Technology, "Secure Hash Standard", Federal Information Processing Standard (FIPS) 180-3, October 2008, <http://csrc.nist.gov/publications/ fips/fips180-3/fips180-3_final.pdf>.
[4] National Institute of Science and Technology, "Secure Hash Standard", Federal Information Processing Standard (FIPS) 180-3, October 2008, <http://csrc.nist.gov/publications/ fips/fips180-3/fips180-3_final.pdf>.
[5] Raiciu, C., Handley, M., and D. Wischik, "Coupled Congestion Control for Multipath Transport Protocols", RFC 6356, October 2011.
[5] Raiciu, C., Handley, M., and D. Wischik, "Coupled Congestion Control for Multipath Transport Protocols", RFC 6356, October 2011.
[6] Scharf, M. and A. Ford, "MPTCP Application Interface Considerations", Work in Progress, October 2012.
[6] Scharf, M. and A. Ford, "MPTCP Application Interface Considerations", Work in Progress, October 2012.
[7] Hopps, C., "Analysis of an Equal-Cost Multi-Path Algorithm", RFC 2992, November 2000.
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[8] Raiciu, C., Paasch, C., Barre, S., Ford, A., Honda, M., Duchene, F., Bonaventure, O., and M. Handley, "How Hard Can It Be? Designing and Implementing a Deployable Multipath TCP", Usenix Symposium on Networked Systems Design and Implementation 012, 2012, <https://www.usenix.org/conference/ nsdi12/how-hard-can-it-be-designing-and-implementing-deployable-multipath-tcp>.
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[9] Bagnulo, M., "Threat Analysis for TCP Extensions for Multipath Operation with Multiple Addresses", RFC 6181, March 2011.
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[10] Krawczyk, H., Bellare, M., and R. Canetti, "HMAC: Keyed-Hashing for Message Authentication", RFC 2104, February 1997.
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[11] Mathis, M., Mahdavi, J., Floyd, S., and A. Romanow, "TCP Selective Acknowledgment Options", RFC 2018, October 1996.
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[12] Allman, M., Paxson, V., and E. Blanton, "TCP Congestion Control", RFC 5681, September 2009.
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[13] Gont, F., "Survey of Security Hardening Methods for Transmission Control Protocol (TCP) Implementations", Work in Progress, March 2012.
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[14] Eastlake, D., Schiller, J., and S. Crocker, "Randomness Requirements for Security", BCP 106, RFC 4086, June 2005.
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[15] Eastlake, D. and T. Hansen, "US Secure Hash Algorithms (SHA and SHA-based HMAC and HKDF)", RFC 6234, May 2011.
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[16] Jacobson, V., Braden, B., and D. Borman, "TCP Extensions for High Performance", RFC 1323, May 1992.
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[17] Ramakrishnan, K., Floyd, S., and D. Black, "The Addition of Explicit Congestion Notification (ECN) to IP", RFC 3168, September 2001.
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[18] Rekhter, Y., Moskowitz, R., Karrenberg, D., Groot, G., and E. Lear, "Address Allocation for Private Internets", BCP 5, RFC 1918, February 1996.
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[19] Braden, R., "Requirements for Internet Hosts - Communication Layers", STD 3, RFC 1122, October 1989.
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[20] Ramaiah, A., "TCP option space extension", Work in Progress, March 2012.
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[21] Srisuresh, P. and K. Egevang, "Traditional IP Network Address Translator (Traditional NAT)", RFC 3022, January 2001.
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[22] Border, J., Kojo, M., Griner, J., Montenegro, G., and Z. Shelby, "Performance Enhancing Proxies Intended to Mitigate Link-Related Degradations", RFC 3135, June 2001.
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[23] Handley, M., Paxson, V., and C. Kreibich, "Network Intrusion Detection: Evasion, Traffic Normalization, and End-to-End Protocol Semantics", Usenix Security 2001, 2001, <http://www.usenix.org/events/sec01/full_papers/ handley/handley.pdf>.
[23] Handley, M., Paxson, V., and C. Kreibich, "Network Intrusion Detection: Evasion, Traffic Normalization, and End-to-End Protocol Semantics", Usenix Security 2001, 2001, <http://www.usenix.org/events/sec01/full_papers/ handley/handley.pdf>.
[24] Freed, N., "Behavior of and Requirements for Internet Firewalls", RFC 2979, October 2000.
[24] Freed, N., "Behavior of and Requirements for Internet Firewalls", RFC 2979, October 2000.
[25] Narten, T. and H. Alvestrand, "Guidelines for Writing an IANA Considerations Section in RFCs", BCP 26, RFC 5226, May 2008.
[25] Narten, T. and H. Alvestrand, "Guidelines for Writing an IANA Considerations Section in RFCs", BCP 26, RFC 5226, May 2008.
The TCP option space is limited due to the length of the Data Offset field in the TCP header (4 bits), which defines the TCP header length in 32-bit words. With the standard TCP header being 20 bytes, this leaves a maximum of 40 bytes for options, and many of these may already be used by options such as timestamp and SACK.
TCPヘッダーのData Offsetフィールドは4ビットで、ヘッダー長を32ビットワード単位で表すため、TCPオプション領域には上限があります。標準TCPヘッダーは20バイトなので、オプションに使えるのは最大40バイトです。その一部はタイムスタンプやSACKなどのオプションですでに使われている場合があります。
We have performed a brief study on the commonly used TCP options in SYN, data, and pure ACK packets, and found that there is enough room to fit all the options we propose using in this document.
SYN、データ、ACKのみのパケットで一般的に使われるTCPオプションを簡単に調査したところ、本書で提案するオプションをすべて格納する余地があることがわかりました。
SYN packets typically include Maximum Segment Size (MSS) (4 bytes), window scale (3 bytes), SACK permitted (2 bytes), and timestamp (10 bytes) options. Together these sum to 19 bytes. Some operating systems appear to pad each option up to a word boundary, thus using 24 bytes (a brief survey suggests Windows XP and Mac OS X do this, whereas Linux does not). Optimistically, therefore, we have 21 bytes spare, or 16 if it has to be word-aligned. In either case, however, the SYN versions of Multipath Capable (12 bytes) and Join (12 or 16 bytes) options will fit in this remaining space.
SYNパケットには通常、Maximum Segment Size（MSS）（4バイト）、Window Scale（3バイト）、SACK Permitted（2バイト）、Timestamp（10バイト）の各オプションが含まれます。合計は19バイトです。一部のOSでは、各オプションをワード境界までパディングしているようで、その場合は24バイトを使います（簡単な調査では、Windows XPとMac OS Xはそうしますが、Linuxはそうしません）。したがって楽観的に見積もると、21バイト、ワード境界への整列が必要な場合でも16バイトが空いています。いずれの場合も、Multipath Capable（MP_CAPABLE）のSYN用オプション（12バイト）とJoin（MP_JOIN）のSYN用オプション（12または16バイト）は、この空き領域に収まります。
TCP data packets typically carry timestamp options in every packet, taking 10 bytes (or 12 with padding). That leaves 30 bytes (or 28, if word-aligned). The Data Sequence Signal (DSS) option varies in length depending on whether the data sequence mapping and DATA_ACK are included, and whether the sequence numbers in use are 4 or 8 octets. The maximum size of the DSS option is 28 bytes, so even that will fit in the available space. But unless a connection is both bidirectional and high-bandwidth, it is unlikely that all that option space will be required on each DSS option.
TCPデータパケットには通常、各パケットにTimestampオプションが含まれ、10バイト（パディングがあれば12バイト）を使います。その場合、30バイト（ワード境界に整列する場合は28バイト）が残ります。Data Sequence Signal（DSS）オプションの長さは、データシーケンス対応付けとDATA_ACKの有無、および使用するシーケンス番号が4オクテットか8オクテットかによって変わります。DSSオプションの最大長は28バイトなので、これも利用可能な領域に収まります。ただし、双方向かつ高帯域幅の接続でなければ、各DSSオプションでこれほどの領域を必要とする可能性は低いでしょう。
Within the DSS option, it is not necessary to include the data sequence mapping and DATA_ACK in each packet, and in many cases it may be possible to alternate their presence (so long as the mapping covers the data being sent in the following packet). It would also be possible to alternate between 4- and 8-byte sequence numbers in each option.
DSSオプションでは、データシーケンス対応付けとDATA_ACKを各パケットに含める必要はありません。多くの場合、次のパケットで送るデータを対応付けでカバーできる限り、これらを別々のパケットに交互に含められます。また、各オプションで4バイトと8バイトのシーケンス番号を交互に使うこともできます。
On subflow and connection setup, an MPTCP option is also set on the third packet (an ACK). These are 20 bytes (for Multipath Capable) and 24 bytes (for Join), both of which will fit in the available option space.
サブフローと接続の確立では、3番目のパケット（ACK）にもMPTCPオプションを設定します。MP_CAPABLEは20バイト、MP_JOINは24バイトで、どちらも利用可能なオプション領域に収まります。
Pure ACKs in TCP typically contain only timestamps (10 bytes). Here, Multipath TCP typically needs to encode only the DATA_ACK (maximum of 12 bytes). Occasionally, ACKs will contain SACK information. Depending on the number of lost packets, SACK may utilize the entire option space. If a DATA_ACK had to be included, then it is probably necessary to reduce the number of SACK blocks to accommodate the DATA_ACK. However, the presence of the DATA_ACK is unlikely to be necessary in a case where SACK is in use, since until at least some of the SACK blocks have been retransmitted, the cumulative data-level ACK will not be moving forward (or if it does, due to retransmissions on another path, then that path can also be used to transmit the new DATA_ACK).
TCPのACKのみのパケットには通常Timestamp（10バイト）だけが含まれます。マルチパスTCPで通常必要なのはDATA_ACKの符号化だけで、最大12バイトです。ACKにSACK情報を含めることもあり、損失パケット数によってはSACKがオプション領域全体を使う場合があります。DATA_ACKも含める必要があるなら、収めるためにSACKブロック数を減らす必要があるでしょう。ただし、SACKを使う場合にDATA_ACKが必要になることはほとんどありません。SACKブロックの少なくとも一部が再送されるまで累積データレベルACKは進まず、別経路での再送によって進む場合は、その経路で新しいDATA_ACKも送信できるためです。
The ADD_ADDR option can be between 8 and 22 bytes, depending on whether IPv4 or IPv6 is used, and whether or not the port number is present. It is unlikely that such signaling would fit in a data packet (although if there is space, it is fine to include it). It is recommended to use duplicate ACKs with no other payload or options in order to transmit these rare signals. Note this is the reason for mandating that duplicate ACKs with MPTCP options are not taken as a signal of congestion.
ADD_ADDRオプションは、IPv4とIPv6のどちらが使用されているか、およびポート番号が存在するかどうかに応じて、8〜22バイトにすることができます。そのようなシグナリングがデータパケットに収まる可能性は低いです（ただし、スペースがある場合は、それを含めても問題ありません）。これらのまれな信号を送信するために、他のペイロードまたはオプションなしで重複したACKを使用することをお勧めします。これが、MPTCPオプションを使用した重複したACKが輻輳のシグナルとして受け取られないことを義務付ける理由であることに注意してください。
Finally, there are issues with reliable delivery of options. As options can also be sent on pure ACKs, these are not reliably sent. This is not an issue for DATA_ACK due to their cumulative nature, but may be an issue for ADD_ADDR/REMOVE_ADDR options. Here, it is recommended to send these options redundantly (whether on multiple paths or on the same path on a number of ACKs -- but interspersed with data in order to avoid interpretation as congestion). The cases where options are stripped by middleboxes are discussed in Section 6.
最後に、オプションの確実な提供には問題があります。オプションは純粋なACKでも送信できるため、これらは確実に送信されません。これは累積的な性質によるDATA_ACKの問題ではありませんが、ADD_ADDR/REMOVE_ADDRオプションの問題である可能性があります。ここでは、これらのオプションを重複して送信することをお勧めします（複数のパス上、または複数のACK上の同じパス上にありますが、輻輳と解釈されないようにデータが散在しています）。オプションがミドルボックスで削除されるケースについては、セクション6で説明します。
Conceptually, an MPTCP connection can be represented as an MPTCP control block that contains several variables that track the progress and the state of the MPTCP connection and a set of linked TCP control blocks that correspond to the subflows that have been established.
概念的には、MPTCP接続は、MPTCP接続の進行状況と状態を追跡するいくつかの変数と、確立されたサブフローに対応するリンクされたTCP制御ブロックのセットを含むMPTCP制御ブロックとして表すことができます。
RFC 793 [1] specifies several state variables. Whenever possible, we reuse the same terminology as RFC 793 to describe the state variables that are maintained by MPTCP.
RFC 793 [1]は、いくつかの状態変数を指定しています。可能な限り、RFC 793と同じ用語を再利用して、MPTCPによって維持される状態変数について説明します。
The MPTCP control block contains the following variable per connection.
MPTCP制御ブロックには、接続ごとに次の変数が含まれています。
Local.Token (32 bits): This is the token chosen by the local host on this MPTCP connection. The token MUST be unique among all established MPTCP connections, generated from the local key.
Local.Token（32ビット）：これは、このMPTCP接続のローカルホストによって選択されたトークンです。トークンは、ローカルキーから生成された、確立されたすべてのMPTCP接続間で一意でなければなりません (MUST)。
Local.Key (64 bits): This is the key sent by the local host on this MPTCP connection.
Local.Key（64ビット）：これは、このMPTCP接続でローカルホストによって送信されるキーです。
Remote.Token (32 bits): This is the token chosen by the remote host on this MPTCP connection, generated from the remote key.
Remote.Token（32ビット）：これは、このMPTCP接続でリモートホストによって選択されたトークンであり、リモートキーから生成されます。
Remote.Key (64 bits): This is the key chosen by the remote host on this MPTCP connection
Remote.Key（64ビット）：これは、このMPTCP接続のリモートホストによって選択されたキーです。
MPTCP.Checksum (flag): This flag is set to true if at least one of the hosts has set the C bit in the MP_CAPABLE options exchanged during connection establishment, and is set to false otherwise. If this flag is set, the checksum must be computed in all DSS options.
MPTCP.Checksum（フラグ）：このフラグは、少なくとも1つのホストが接続の確立時に交換されるMP_CAPABLEオプションのCビットを設定している場合はtrueに設定され、それ以外の場合はfalseに設定されます。このフラグが設定されている場合、すべてのDSSオプションでチェックサムを計算する必要があります。
SND.UNA (64 bits): This is the data sequence number of the next byte to be acknowledged, at the MPTCP connection level. This variable is updated upon reception of a DSS option containing a DATA_ACK.
SND.UNA（64ビット）：これは、MPTCP接続レベルで確認される次のバイトのデータシーケンス番号です。この変数は、DATA_ACKを含むDSSオプションを受信すると更新されます。
SND.NXT (64 bits): This is the data sequence number of the next byte to be sent. SND.NXT is used to determine the value of the DSN in the DSS option.
SND.NXT（64ビット）：これは、送信される次のバイトのデータシーケンス番号です。 SND.NXTは、DSSオプションのDSNの値を決定するために使用されます。
SND.WND (32 bits with RFC 1323, 16 bits otherwise): This is the sending window. MPTCP maintains the sending window at the MPTCP connection level and the same window is shared by all subflows. All subflows use the MPTCP connection level SND.WND to compute the SEQ.WND value that is sent in each transmitted segment.
SND.WND（RFC 1323では32ビット、それ以外は16ビット）：これは送信ウィンドウです。 MPTCPは、送信ウィンドウをMPTCP接続レベルで維持し、同じウィンドウがすべてのサブフローで共有されます。すべてのサブフローは、MPTCP接続レベルSND.WNDを使用して、送信された各セグメントで送信されるSEQ.WND値を計算します。
RCV.NXT (64 bits): This is the data sequence number of the next byte that is expected on the MPTCP connection. This state variable is modified upon reception of in-order data. The value of RCV.NXT is used to specify the DATA_ACK that is sent in the DSS option on all subflows.
RCV.NXT（64ビット）：これは、MPTCP接続で予期される次のバイトのデータシーケンス番号です。この状態変数は、順序正しいデータを受信すると変更されます。 RCV.NXTの値は、すべてのサブフローのDSSオプションで送信されるDATA_ACKを指定するために使用されます。
RCV.WND (32 bits with RFC 1323, 16 bits otherwise): This is the connection-level receive window, which is the maximum of the RCV.WND on all the subflows.
RCV.WND（RFC 1323では32ビット、それ以外は16ビット）：これは接続レベルの受信ウィンドウであり、すべてのサブフローのRCV.WNDの最大値です。
The MPTCP control block also contains a list of the TCP control blocks that are associated to the MPTCP connection.
MPTCP制御ブロックには、MPTCP接続に関連付けられているTCP制御ブロックのリストも含まれています。
Note that the TCP control block on the TCP subflows does not contain the RCV.WND and SND.WND state variables as these are maintained at the MPTCP connection level and not at the subflow level.
TCPサブフローのTCP制御ブロックには、RCV.WNDおよびSND.WND状態変数が含まれていないことに注意してください。これらは、サブフローレベルではなくMPTCP接続レベルで維持されるためです。
Inside each TCP control block, the following state variables are defined.
各TCP制御ブロック内では、次の状態変数が定義されています。
SND.UNA (32 bits): This is the sequence number of the next byte to be acknowledged on the subflow. This variable is updated upon reception of each TCP acknowledgment on the subflow.
SND.UNA（32ビット）：これは、サブフローで確認応答される次のバイトのシーケンス番号です。この変数は、サブフローで各TCP確認応答を受信すると更新されます。
SND.NXT (32 bits): This is the sequence number of the next byte to be sent on the subflow. SND.NXT is used to set the value of SEG.SEQ upon transmission of the next segment.
SND.NXT（32ビット）：これは、サブフローで送信される次のバイトのシーケンス番号です。 SND.NXTは、次のセグメントの送信時にSEG.SEQの値を設定するために使用されます。
RCV.NXT (32 bits): This is the sequence number of the next byte that is expected on the subflow. This state variable is modified upon reception of in-order segments. The value of RCV.NXT is copied to the SEG.ACK field of the next segments transmitted on the subflow.
RCV.NXT（32ビット）：これは、サブフローで予期される次のバイトのシーケンス番号です。この状態変数は、順序正しいセグメントを受信すると変更されます。 RCV.NXTの値は、サブフローで送信される次のセグメントのSEG.ACKフィールドにコピーされます。
RCV.WND (32 bits with RFC 1323, 16 bits otherwise): This is the subflow-level receive window that is updated with the window field from the segments received on this subflow.
RCV.WND（RFC 1323では32ビット、それ以外では16ビット）：これは、このサブフローで受信されたセグメントのウィンドウフィールドで更新されるサブフローレベルの受信ウィンドウです。
The diagram in Figure 17 shows the Finite State Machine for connection-level closure. This illustrates how the DATA_FIN connection-level signal (indicated as the DFIN flag on a DATA_ACK) interacts with subflow-level FINs, and permits "break-before-make" handover between subflows.
図17は、接続レベルの終了に関する有限状態機械を示します。この図は、DATA_FINによる接続レベルのシグナル（DATA_ACK上のDFINフラグとして示されるもの）とサブフローレベルのFINがどのように連動し、サブフロー間のbreak-before-makeハンドオーバーを可能にするかを示します。
+---------+
| M_ESTAB |
+---------+
M_CLOSE | | rcv DATA_FIN
------- | | -------
+---------+ snd DATA_FIN / \ snd DATA_ACK[DFIN] +---------+
| M_FIN |<----------------- ------------------->| M_CLOSE |
| WAIT-1 |--------------------------- | WAIT |
+---------+ rcv DATA_FIN \ +---------+
| rcv DATA_ACK[DFIN] ------- | M_CLOSE |
| -------------- snd DATA_ACK | ------- |
| CLOSE all subflows | snd DATA_FIN |
V V V
+-----------+ +-----------+ +-----------+
|M_FINWAIT-2| | M_CLOSING | | M_LAST-ACK|
+-----------+ +-----------+ +-----------+
| rcv DATA_ACK[DFIN] | rcv DATA_ACK[DFIN] |
| rcv DATA_FIN -------------- | -------------- |
| ------- CLOSE all subflows | CLOSE all subflows |
| snd DATA_ACK[DFIN] V delete MPTCP PCB V
\ +-----------+ +---------+
------------------------>|M_TIME WAIT|----------------->| M_CLOSED|
+-----------+ +---------+
All subflows in CLOSED
------------
delete MPTCP PCB
Figure 17: Finite State Machine for Connection Closure
図17：接続終了の有限状態機械
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Mark Handley University College London Gower Street London WC1E 6BT UK
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Olivier Bonaventure Universite catholique de Louvain Pl. Ste Barbe, 2 Louvain-la-Neuve 1348 Belgium
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