15.4 Control de flujo y de errores

• El TCP utiliza 2 colas circulares (ventanas deslizantes organizadas en bytes) en cada host, una para transmitir y otra para recibir.
• La estructura de la cola de emisión es la siguiente:

  

• La estructura de la cola de recepción es:

  

• El control de flujo lo realiza el receptor controlando el tamaño de la ventana emisora del emisor (campo Window).

• Cuando la ventana emisora del emisor se hace 0, el proceso emisor se bloquea, lo que significa que el receptor no va a recibir más datos, al menos temporalmente.^§ Como el emisor no recibe un segmento de control del receptor si éste no le envía un segmento con Window > 0, el emisor periódicamente trata de enviarle 1 byte de datos al receptor. Mientras el receptor no puede recibir más datos, un segmento con Window = 0 es enviado. Sin embargo, cuando el receptor puede recibir datos, este campo es > 0 y la ventana del emisor es ampliada.

15.4.1 El tamaño de las ventanas

• Cuando el factor de escala^¶ del campo Options = 1, el tamaño máximo de la ventana del emisor es de 64 KB. Este límite es demasiado bajo para la mayoría de los enlaces de media y larga distancia (RTT ≥ 100 ms) [21]:

  Enlace	Capacidad	100 ms × Capacidad
  T1	1.5 Mbps	18 KB
  Ethernet	10 Mbps	122 KB
  T3	45 Mbps	549 KB
  Fast Ethernet	100 Mbps	1.2 MB
  STS-3	155 Mbps	1.8 MB
  STS-12	622 Mbps	7.4 MB
  STS-24	1.2 Gbps	14.8 MB

• El receptor puede utilizar el factor de escala para aumentar hasta 2³² bytes el tamaño de la ventana del emisor.

15.4.2 El tamaño de los números de secuencia

• TCP utiliza números de secuencia de 32 bits y el tamaño máximo de las ventanas del emisor y del receptor es de 2¹⁶×2¹⁶ = 2³² bytes. El primer factor 2¹⁶ está determinado por el campo Window (de 16 bits) y el segundo por un factor de escala presente en el campo Options (de 8 bits, aunque sólo puede llegar a valer 16). Nótese que estando TCP basado en el protocolo ARQ con pipelining, excepto en el caso extremo se cumple siempre que la longitud de la secuencia de conteo es siempre superior al tamaño máximo de la ventana emisora.
• Por desgracia esta condición no es suficiente, pudiéndose dar el caso de que si la red retrasa suficientemente un segmento, éste puede “suplantar” a otro en un momento posterior de dicha u otra transmisión. Además, este factor aumenta proporcionalmente con la tasa de transmisión de la red [13]. En otras palabras, teniendo en cuenta que el MSL = 60 segundos, 32 bits son suficientes para la mayoría de las situaciones, pero no para todas [21]:

  Enlace	Capacidad	Tiempo hasta wrap-around
  T1	1.5 Mbps	6,4 horas
  Ethernet	10 Mbps	57 minutos
  T3	45 Mbps	13 minutos
  Fast Ethernet	100 Mbps	6 minutos
  STS-3	155 Mbps	4 minutos
  STS-12	622 Mbps	55 segundos
  STS-24	1.2 Gbps	28 segundos

  
  Wrap-around = Situación que se produce cuando el número de secuencia sobrepasa el límite 2³² - 1 y comienza de nuevo por el principio.
• Para solucionar el problema, en el campo Options de los segmentos TCP se coloca una marca de tiempo. De esta forma el receptor puede saber cuál de los dos segmentos que tienen el mismo número de secuencia es el más viejo.

15.4.3 Retransmisión rápida

• El TCP no usa NAK’s. Sin embargo, cuando se pierde un segmento el emisor puede percatarse de ello antes de que expire su temporizador si recibe uno o más ACK’s duplicados, es decir, cuando recibe un reconocimiento para un segmento que ya había sido reconocido.
• En la práctica, cuando se reciben 3 ACK’s del mismo segmento no se espera a que expire el temporizador y se realiza una retransmisión rápida del segmento [13]. Los diseñadores del TCP estimaron que esperar sólo a una duplicación del ACK podría fallar a la hora de estimar una pérdida cuando en realidad lo que ha ocurrido es que un segmento ha adelantado a otro.

15.4.4 El síndrome de la ventana tonta

• Se genera con frecuencia cuando conectamos un emisor rápido a un receptor lento.
• El receptor consume los datos byte a byte, y con cada uno de ellos envía un segmento de confirmación al emisor. El resultado es que los segmentos enviados sólo contienen un byte de datos lo que consume muchos recursos de la red.^∥
• La misma situación aparece si el emisor es demasiado ansioso y no espera a tener suficientes datos antes de enviarlos.
• Para prevenirlo:
  1. El receptor tratará de evitar el anunciar ventanas pequeñas. En la práctica espera a recibir

     donde Window es el tamaño de la ventana del receptor. Esto implica que los ACK’s pueden retrasarse indefinidamente lo que supone un problema para el emisor (para el cálculo del time-out) y para la red (por las retransmisiones innecesarias debidos a dichos retrasos). En la práctica el TCP limita el retraso máximo de un ACK a 500 ms.

  2. El emisor tratará de evitar el usar segmentos pequeños (tinygrams), es decir, acumulará datos hasta generar segmentos iguales al MSS mientras no reciba un ACK. Así, si la aplicación emisora es el cuello de botella y la aplicación receptora no está ansiosa (no envía ACK’s constantemente), el tamaño de los segmentos será grande. A este procedimiento se le conoce como Algoritmo de Nagle.