Потеря птс как восстановить


оформление и сроки процедуры — Правовед.ru

Основным документом на автомобиль является ПТС.

В нем указан полный перечень всех технических характеристик транспортного средства. Он подтверждает право гражданина использовать авто в личных целях.

Любое ТС имеет паспорт. Порядок выдачи зависит от обстоятельств:

  • авто изготовлено на отечественном предприятии — ПТС выдается изготовителем;
  • авто приобретено за пределами РФ — выдачу бланка производят таможенные органы, через которые оформляется ввоз автомобиля.
Паспорт подлежит восстановлению или замене

Утеря этого документа приводит к множеству проблем — владелец транспорта не сможет его:

  • продать;
  • оставить в залог;
  • выполнить другие действия, требующие наличия документа.

Именно по этой причине важно знать, как восстановить бланк, каковы сроки, порядок действий, цена такой услуги. При этом необходимо учитывать, что каждый конкретный случай носит уникальный характер. При затруднениях нужно обращаться к специалистам. Оказать помощь вам сможет наш автоюрист.

Каков порядок действий при утере ПТС на машину?

При обнаружении утери внимательно осмотрите все вероятные места хранения, так как восстановление документа займет определенный срок, и вы понесете некоторые финансовые потери.

Читайте также

Регистрация транспортного средства
Если поиск не дал результата, максимально оперативно восстанавливайте бланк

Доступны несколько вариантов. Восстановить ПТС можно через:

  • портал госуслуг;
  • территориальный орган ГИБДД;
  • многофункциональный центр.

Если выбрали вариант подачи заявления через сайт госуслуг, необходимо:

  • пройти верификацию личности;
  • заверить заявление электронной подписью.

Соблюдая определенную последовательность действий, вы быстро восстановите документ:

  • соберите полный пакет документации;
  • уплатите госпошлину;
  • приезжайте в МРЭО;
  • в назначенное время получите вновь изготовленный дубликат ПТС.

Какие документы необходимы для восстановления?

Для восстановления паспорта на машину следует собрать все бумаги, которые впоследствии могут понадобиться:

  • заявление с указанием причины обращения;
  • документ, удостоверяющий личность владельца. Если он также утерян, то предоставляется временное удостоверение личности. На нем должна быть фотография;
  • документ, подтверждающий право владения ТС, — подается договор купли-продажи или генеральная доверенность, удостоверяющая, что машиной вы владеете на законных основаниях. При отсутствии оригинала стоит воспользоваться копией, которая подтверждена нотариусом;
  • свидетельство о регистрации транспортного средства. Если оно утеряно, пишется заявление о выдаче копии;
  • действующий полис гражданской ответственности;
  • квитанция об уплате госпошлины. В стоимость входит пошлина за новую регистрацию и цена замены документа.
При выдаче повторного паспорта необходима замена регистрационного свидетельства, так как все сведения о ПТС, номер, серия указаны в бланке свидетельства о регистрации

По этой причине выдаются два документа, и госпошлина уплачивается за оба.

Образец заявления о восстановлении ПТС

zayavlenie-o-vosstanovlenii-pts.pdf ≈ 141 КБ

Мы не рекомендуем вам составлять документ самостоятельно. Обратитесь к юристу!

Скачать образец

Какие сроки восстановления ПТС установлены законодательством?

Как только собраны документы, сразу можно посетить Госавтоинспекцию. Работник ГИБДД осмотрит автомобиль, сверит номера для предотвращения ошибки при выдаче новых бумаг.

Обратите внимание!

В некоторых случаях может понадобиться предоставить в ГИБДД дополнительную информацию. Об этом сотрудники сообщат в письменном виде владельцу авто.

Если ваше транспортное средство прошло осмотр, и не возникло никаких проблем, можно получить дубликат ПТС в день обращения.

Читайте также

Договор аренды автомобиля с последующим выкупом

Но иногда сотрудник может выдать владельцу заключение о дополнительной проверке, в таком случае процедура может затянуться на срок до 30 дней.

Если вы подавали заявление через портал госуслуг, вы можете узнать сразу дату и время встречи с сотрудниками ГИБДД для получения ответа по существу обращения. Назначается конкретная дата, в которую владелец авто должен прийти в ГИБДД, чтобы забрать уже готовый бланк.

Многофункциональный центр затрачивает дополнительно до 4 дней. Нужный документ проходит пересылку между МФЦ и ГИБДД.

Имея доверенность, восстановить ПТС можно и без владельца транспортного средства. Такая ситуация достаточно распространена, поскольку право управления автомобилем по генеральной нотариальной доверенности — не редкость.

Каков размер госпошлины за выдачу нового ПТС?

В законе не предусмотрен штраф за утерю ПТС, дополнительных трат не будет. Размер госпошлины в 2018 году составляет 800 руб., за выдачу свидетельства ТС — 500 руб.

Если заказывать услугу через сайт госуслуг, можно рассчитывать на скидку в 30%

В этом случае вы заплатите не 800 руб., а 560 руб. Вместо 500 руб. за свидетельство ТС вы заплатите 350 руб.

Что делать, если в выдаче ПТС отказывают?

Отказ ГИБДД можно получить в случае, если:

  • существует ограничение, или введен запрет на регистрацию транспорта;
  • автомобиль находится в розыске;
  • возникло подозрение на угон;
  • предъявленные документы не соответствуют требованиям;
  • существуют признаки подделки или несоответствия.

Все вышеперечисленные основания отказов оформляются в письменном виде.

Если вы не согласны с таким решением:

  • подавайте жалобу на имя начальника МРЭО;
  • повторно прилагайте все копии вышеперечисленных документов.

Если эти меры не возымели положительного эффекта, оспаривайте постановление в суде.

Резюме

Судебная практика показывает, что вернуть утраченные документы можно, но восстановление может затянуться на долгий срок. Лучше всего обратиться к профессиональным юристам, которые помогут восстановить бланк в максимально короткие сроки.

Специалист по автомобильному праву поможет грамотно оформить заявление. После выдачи дубликата ПТС оригинал теряет свою силу. В случае нахождения первичного документа его использование не допускается.

Восстановление утерянного ПТС - Бесплатные юридические консультации

На сегодняшний день, ни для кого не секрет, что утеря каких-либо документов влечет за собой не малые финансовые и временные затраты. Особенно неприятным является утеря ПТС на автомобиль, так как без него ни эксплуатация, ни реализация его невозможна.

ПТС (паспорт технического средства) является необходимым документом при продаже или покупки автомобиля. Паспорт технического средства представляет собой лист бумаги синего цвета А4 формата, в котором внесены данные автомобиля и его владельца.

В ПТС вносится вся информация об автомобиле, его изменениях, владельцах и регистрационных данных. Без предоставления оригинала ПТС автомобиль невозможно снять или поставить (законным способом) на учёт в МРЭО.

Как восстановить ПТС на машину в 2020 году?

ПТС – это основной документ автомобиля, который необходим для подтверждения права собственности. Кроме того, без него не выйдет продать, оставить в наследство или подарить машину, потому что без ПТС ее нельзя поставить на учет в ГИБДД. Именно поэтому потеря ПТС может стать очень серьезной проблемой для автовладельца. Однако не все так печально, при утере ПТС можно восстановить – именно этому и будет посвящена данная статья.

ПДД предписывают водителям всегда иметь с собой СТС, ОСАГО и водительское удостоверение. За их отсутствие инспектор может выписать штраф в соответствии с 12.3 КоАП. А вот насчет ПТС таких предписаний нет. Водители могут управлять автомобилем и без паспорта ТС. За сам факт потери или порчи, как, например, за потерю гражданского паспорта, штраф также не предусмотрен.

Восстановление ПТС не такой сложный процесс, как может показаться изначально. Для получения дубликата документа необходимо посетить МРЭО ГИБДД с паспортом. Там придется написать заявление и предоставить квитанцию об оплате госпошлины. Забрать дубликат ПТС можно будет уже в течение следующих нескольких дней. Для водителей, зарегистрированных на Госуслугах, этот процесс становится еще проще. Им посетить отделение ГИБДД придется только для того, чтобы забрать готовый паспорт, все остальные действия можно сделать через интернет. Пошаговая инструкция для обоих способов восстановления будет ниже.

Несмотря на простоту восстановления паспорта, автомобилисты могут столкнуться с некоторыми проблемами:


  1. Чтобы получить дубликат ПТС, придется объяснить, что случилось с оригиналом. В заявлении лучше указывать «потеря», так как, если ПТС был украден, то водителю придется писать заявление в УВД, а процесс восстановления может затянуться на несколько недель или даже месяцев.
  2. В некоторых отделениях МРЭО ГИБДД могут потребовать дополнительные документы для подачи заявления на получение дубликата. Бывает, что сотрудники требуют предоставить ДКП, в/у, СТС или ОСАГО. Данных документов

Где и как восстановить ПТС на машину в случае его утери: стоимость и сроки возврата документов

ПТС, или паспорт транспортного средства – это документ, обязательный для любого автолюбителя. Сам по себе он не является важным. Его не нужно иметь в машине во время езды, за его отсутствие не наступает штраф.

Но если придется продать машину, или же наступит страховой случай – то без ПТС у владельца авто ничего не получится. Поэтому техпаспорт, который был утрачен, всегда нужно восстанавливать. Этот вопрос не является особо важным, но рано или поздно его всё же придется решить.

Дорогие читатели! Наши статьи рассказывают о типовых способах решения юридических вопросов, но каждый случай носит уникальный характер.
 
Если вы хотите узнать, как решить именно Вашу проблему - обращайтесь в форму онлайн-консультанта справа или звоните по телефону 8 (800) 350-29-87. Это быстро и бесплатно!

что делать, когда на легковой автомобиль утерян паспорт транспортного средства, как быть при потере документа на авто банком, каким образом нужно сделать восстановление по утере до постановки на учет, если только купил машину?

Утрата ПТС, одного из основных документов на автомобиль, неприятное явление, требующее незамедлительных действий. Ведь без этой невзрачной на первый взгляд бумаги автомобиль становится непригодным ни к реализации, ни к законной эксплуатации.

Поэтому каждому автомобилисты важно знать, что делать, если утерян ПТС.

Дорогие читатели! Наши статьи рассказывают о типовых способах решения юридических вопросов, но каждый случай носит уникальный характер.
 
Если вы хотите узнать, как решить именно Вашу проблему - обращайтесь в форму онлайн-консультанта справа или звоните по телефону 8 (800) 350-29-87. Это быстро и бесплатно!

что делать, если купил машину без паспорта ТС, а также можно ли его поменять при утере?

Неприятной ситуацией может стать потеря ПТС.

Без него совершить какие-либо операции с авто (например, продать или пройти технический осмотр) не возможно
Однако, если эта ситуация осложняется отсутствием собственника документов, то лицу будет вдвойне сложно разобраться с тем, возможно ли восстановить ПТС самостоятельно или нет.

Попытаемся ответить на этот сложный вопрос в рамках изучаемой статьи.

Дорогие читатели! Наши статьи рассказывают о типовых способах решения юридических вопросов, но каждый случай носит уникальный характер.
 
Если вы хотите узнать, как решить именно Вашу проблему - обращайтесь в форму онлайн-консультанта справа или звоните по телефону 8 (800) 350-29-87. Это быстро и бесплатно!

RFC 6675 - Консервативный алгоритм восстановления потерь, основанный на выборочном подтверждении (SACK) для TCP

[Docs] [txt | pdf] [draft-ietf-tcpm ...] [Tracker] [Diff1] [Diff2]

ПРЕДЛАГАЕМЫЙ СТАНДАРТ
 Инженерная группа Интернета (IETF) Э. Блэнтон Запрос комментариев: 6675 Purdue University Устаревшие: 3517 М.Allman Категория: Стандарты ИКСИ ISSN: 2070-1721 Л. Ван Juniper Networks И. Ярвинен М. Коджо Университет Хельсинки Ю.Нисида ШИРОКИЙ ПРОЕКТ Август 2012 г. Консервативный алгоритм возмещения убытков, основанный на Выборочное подтверждение (SACK) для TCP Аннотация В этом документе представлен консервативный алгоритм восстановления потерь для TCP. основанный на использовании TCP с избирательным подтверждением (SACK) вариант. Алгоритм, представленный в этом документе, соответствует дух текущей спецификации управления перегрузкой (RFC 5681), но позволяет отправителям TCP восстанавливаться более эффективно, когда несколько сегменты теряются из-за единственного набора данных.Этот документ устарел RFC 3517 и описывает изменения от него. Статус этой памятки Это документ Internet Standards Track. Этот документ является продуктом Инженерной группы Интернета. (IETF). Он представляет собой консенсус сообщества IETF. Оно имеет получил публичное рецензирование и был одобрен к публикации Руководящая группа инженеров Интернета (IESG). В дальнейшем информация об Интернет-стандартах доступна в Разделе 2 RFC 5741. Информация о текущем статусе этого документа, любая исправления, и как оставить отзыв о нем можно получить на http: // www.rfc-editor.org/info/rfc6675. Blanton и др. Стандарты Track [Страница 1] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. Уведомление об авторских правах Авторские права (c) IETF Trust 2012 г. и лица, указанные как авторы документа. Все права защищены. Этот документ регулируется BCP 78 и Правовой нормой IETF Trust. Положения, касающиеся документов IETF (http://trustee.ietf.org/license-info) действует на дату публикация этого документа.Пожалуйста, просмотрите эти документы внимательно, поскольку они уважительно описывают ваши права и ограничения к этому документу. Компоненты кода, извлеченные из этого документа, должны включить упрощенный текст лицензии BSD, как описано в разделе 4.e Правовые положения Trust и предоставляются без гарантии, как описана в упрощенной лицензии BSD. 1. Введение В этом документе представлен консервативный алгоритм восстановления потерь для TCP. основанный на использовании TCP с избирательным подтверждением (SACK) вариант.Пока опция TCP SACK [RFC2018] постоянно развернутые в Интернете [All00], есть свидетельства того, что хосты не использовать информацию SACK при повторной передаче и решения по управлению перегрузкой [PF01]. Цель этого документа - наметить один простой метод использования реализаций TCP Информация SACK для повышения производительности. [RFC5681] позволяет протоколу TCP использовать расширенные алгоритмы восстановления потерь. [RFC793] при условии, что они следуют духу перегрузки TCP алгоритмы управления [RFC5681] [RFC2914].[RFC6582] описывает один такой расширенный алгоритм восстановления под названием NewReno. Этот документ описывает алгоритм восстановления после потери, который использует параметр SACK TCP [RFC2018] для улучшить восстановление потерь TCP. Алгоритм, изложенный в этом документ, в значительной степени основанный на алгоритме, подробно описанном в [FF96], является консервативная замена алгоритма быстрого восстановления [Jac90] [RFC5681]. Алгоритм, указанный в этом документе, является простая стратегия восстановления потерь на основе SACK, которая следует рекомендации, установленные в [RFC5681], и могут безопасно использоваться в TCP реализации.Альтернативные методы восстановления потерь на основе SACK могут быть используется в TCP по усмотрению разработчиков (при условии, что алгоритмы следуют рекомендациям, приведенным в [RFC5681]). пожалуйста обратите внимание, однако, что решения на основе SACK в этом документе (такие как сегменты, которые должны быть отправлены, в какое время) в значительной степени разделены из алгоритмов управления перегрузкой, и поэтому может рассматриваться как при желании отдельные выпуски. Этот документ представляет собой редакцию [RFC3517] для решения нескольких ситуации, которые явно не рассматриваются в этом документе.А Blanton и др. Стандарты Track [Страница 2] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. сводку изменений между этим документом и [RFC3517] можно находится в Разделе 9. 2. Определения Ключевые слова «ДОЛЖНЫ», «НЕ ДОЛЖНЫ», «ОБЯЗАТЕЛЬНО», «ДОЛЖНЫ», «НЕ ДОЛЖНЫ», «ДОЛЖЕН», «НЕ ДОЛЖЕН», «РЕКОМЕНДУЕТСЯ», «МОЖЕТ» и «ДОПОЛНИТЕЛЬНО» в этом документ следует интерпретировать, как описано в BCP 14, RFC 2119 [RFC2119].Предполагается, что читатель знаком с определениями, данными в [RFC5681]. Предполагается, что читатель знаком с выборочными благодарностями. как указано в [RFC2018]. В целях объяснения восстановления потерь на основе SACK В алгоритме мы определяем шесть переменных, которые хранит отправитель TCP: "HighACK" - это порядковый номер самого высокого байта данных, который был кумулятивно подтвержден в заданный момент. "HighData" - это наивысший порядковый номер, передаваемый в данном точка."HighRxt" - это наивысший порядковый номер, который был ретранслируется во время текущей фазы восстановления потерь. "RescueRxt" - это наивысший порядковый номер, который был оптимистично ретранслируется, чтобы предотвратить остановку часов ACK когда в конце окна есть потеря и нет новых данных доступны для передачи. "Канал" - это оценка отправителем количества оставшихся байтов. в сети. Это используется во время восстановления для ограничения скорость отправки отправителя.Переменная pipe позволяет TCP использовать принципиально другой контроль перегрузки, чем алгоритм указано в [RFC5681]. Алгоритм управления перегрузкой с использованием оценку трубы часто называют «алгоритмом трубы». "DupAcks" - количество полученных дубликатов подтверждений. с момента последнего кумулятивного подтверждения. Для целей данной спецификации мы определяем "повторяющийся подтверждение "как сегмент, который прибывает с блоком SACK, который определяет ранее неподтвержденные и неподтвержденные октеты между HighACK и HighData.Обратите внимание, что ACK, содержащий новые данные SACK считается повторным подтверждением согласно этому определению, даже Blanton и др. Стандарты Track [Страница 3] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. если он несет новые данные, изменяет объявленное окно или перемещает совокупная точка подтверждения, которая отличается от определение дублирующего подтверждения в [RFC5681]. Мы определяем переменную "DupThresh", которая содержит количество повторяющихся подтверждения, необходимые для запуска повторной передачи.Согласно [RFC5681], этот порог определен как 3 повторяющихся подтверждения. Однако разработчикам следует обращаться к любым обновлениям [RFC5681], чтобы определить текущее значение для DupThresh (или метод определения его значение). Наконец, диапазон порядковых номеров [A, B], как говорят, «покрывает» порядковый номер S, если A <= S <= B. 3. Отслеживание информации SACK Чтобы отправитель TCP реализовал алгоритм, определенный в следующем раздел, он должен сохранять структуру данных для выборочного хранения входящих информация о подтверждении для каждого соединения.Такие данные структуру обычно называют «табло». Специфика структура данных табло выходит за рамки этого документа (пока поскольку реализация может выполнять все функции, требуемые этим Технические характеристики). Обратите внимание, что этот документ относится к учету (маркировки) отдельные октеты данных, передаваемых через TCP-соединение. А реальная реализация табло скорее всего предпочтет управлять этими данными как диапазонами порядковых номеров. Представленные алгоритмы здесь это разрешено, но требуется возможность отмечать произвольную последовательность диапазоны номеров признаны выборочно.Наконец, обратите внимание, что алгоритм в этом документе предполагает, что отправитель который не отслеживает границы сегмента после передачи сегмент. Возможно, есть более изысканный и точный алгоритм, доступный отправителю, который сохраняет это дополнительное состояние, чем представленный здесь алгоритм; однако мы оставляем это на будущее. 4. Обработка и действия в соответствии с информацией SACK В этом разделе описывается конкретная структура и поток управления для реализация поведения TCP, описанного в этом стандарте.В поведение - это то, что стандартизировано, и этот конкретный набор функции - это настоятельно рекомендуемое средство реализации этого поведение, хотя другие подходы к достижению этого поведения выполнимо. Определение максимального размера сегмента отправителя (SMSS), используемое в данном раздел представлен в [RFC5681]. Blanton и др. Стандарты Track [Страница 4] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. Для целей алгоритма, определенного в этом документе, Табло ДОЛЖНО реализовывать следующие функции: Обновить (): Учитывая информацию, предоставленную в ACK, каждый октет, который кумулятивно ACKed или SACKed должны быть соответственно помечены в структура данных табло и общее количество октетов в SACKED должны быть записаны.Примечание. Информация SACK носит рекомендательный характер, и поэтому данные SACK ДОЛЖНЫ НЕ удаляться из буфера повторной передачи TCP до тех пор, пока данные кумулятивно признается [RFC2018]. IsLost (SeqNum): Эта процедура возвращает, является ли данный порядковый номер считается потерянным. Подпрограмма возвращает истину, когда либо Несмежные SACKed последовательности DupThresh прибыли выше 'SeqNum' или больше, чем (DupThresh - 1) * байтов SMSS с последовательностью числа больше, чем SeqNum, были SACKED.В противном случае процедура возвращает false. SetPipe (): Эта процедура пересекает пространство последовательности от HighACK до HighData. и ДОЛЖЕН установить переменную "pipe" для оценки количества октеты, которые в настоящее время передаются между отправителем TCP и получатель TCP. После инициализации трубы в ноль, следующие шаги выполняются для каждого октета 'S1' в пространстве последовательности между HighACK и HighData, которые не были упакованы: (a) Если IsLost (S1) возвращает false: Значение трубы увеличивается на 1 октет.Эффект этого условия состоит в том, что значение трубы увеличивается на пакеты, которые не были отправлены и не были определены были потеряны (т.е. те сегменты, которые все еще считаются быть в сети). (b) Если S1 <= HighRxt: Значение трубы увеличивается на 1 октет. Эффект этого условия заключается в том, что значение трубы увеличивается на повторная передача октета. Blanton и др. Стандарты Track [Страница 5] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. Обратите внимание, что октеты, переданные повторно, не считаясь потерянными, являются подсчитывается дважды по вышеуказанному механизму.NextSeg (): Эта процедура использует структуру данных табло, поддерживаемую Функция Update () для определения того, что передавать, на основе SACK информация, поступившая от получателя данных (и, следовательно, был отмечен на табло). NextSeg () ДОЛЖЕН вернуть диапазон порядковых номеров следующего сегмента, который должен быть передается в соответствии со следующими правилами: (1) Если существует наименьший порядковый номер S2 без упаковки, который соответствует следующим трем критериям определения убытков: диапазон последовательности одного сегмента до начала октетов SMSS с S2 ДОЛЖЕН быть возвращен.(1.a) S2 больше HighRxt. (1.b) S2 меньше самого высокого октета, покрытого любым получил SACK. (1.c) IsLost (S2) возвращает истину. (2) Если порядковый номер S2 для правила (1) не существует, но есть есть доступные неотправленные данные и объявленный получатель окно позволяет, диапазон последовательности одного сегмента до SMSS октеты ранее не отправленных данных, начиная с порядкового номера ДОЛЖНЫ быть возвращены HighData + 1.(3) Если условия правил (1) и (2) не выполняются, но существует распакованный порядковый номер S3, отвечающий критериям обнаружение потерь, указанных в шагах (1.a) и (1.b) выше (в частности, исключая шаг (1.c)), то один сегмент до СЛЕДУЕТ возвращать октеты SMSS, начинающиеся с S3. (4) Если условия (1), (2) и (3) не выполняются, но существует выдающиеся незапакованные данные, мы предоставляем возможность однократная «спасательная» ретрансляция для каждой записи о восстановлении потерь.Если HighACK больше RescueRxt (или RescueRxt больше undefined), затем один сегмент до октетов SMSS, который ДОЛЖЕН включить наивысший невыполненный порядковый номер unSACKed ДОЛЖЕН быть возвращен, а RescueRxt установлен на RecoveryPoint. HighRxt НЕ ДОЛЖЕН обновляться. Обратите внимание, что правила (3) и (4) представляют собой своего рода ретрансляцию "последней". курорт ". Они позволяют повторно передавать порядковые номера даже если у отправителя меньше уверенности, что сегмент был Blanton и др.Стандарты Track [Страница 6] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. потеряно, чем как с правилом (1). Повторная передача сегментов через правило (3) и (4) помогут поддерживать синхронизацию ACK TCP и поэтому потенциально может помочь избежать тайм-аутов повторной передачи. Однако при отправке этих сегментов у отправителя есть две копии тех же данных, которые считаются находящимися в сети (а также в оценка трубы, в случае (3)).Когда ACK или SACK прибывает, покрывая этот ретранслируемый сегмент, отправитель не может точно знать, сколько данных ушло из сети (один из двух передачи пакета или обеих передач пакет). Следовательно, отправитель может недооценить трубу на учитывая, что оба сегмента покинули сеть, когда она возможно, что только один из двух. (5) Если условия для каждого из (1), (2), (3) и (4) не выполняются выполнено, то NextSeg () ДОЛЖЕН указывать на сбой, и ни один сегмент не вернулся.Примечание. Алгоритм восстановления потерь на основе SACK, описанный в этом документ требует больше вычислительных ресурсов, чем предыдущая потеря TCP стратегии восстановления. Однако мы считаем, что данные табло структура может быть реализована достаточно эффективно (как с точки зрения сложности вычислений и использования памяти) в большинстве TCP реализации. 5. Подробности алгоритма После получения любого ACK, содержащего информацию SACK, табло ДОЛЖНО обновляться с помощью процедуры Update ().Если входящий ACK является совокупным подтверждением, TCP ДОЛЖЕН сбросить DupAcks до нуля. Если входящий ACK является дублированным подтверждением согласно определению в Разделе 2 (независимо от его статуса накопительного подтверждение), а TCP в настоящее время не восстанавливает потерю, TCP ДОЛЖЕН увеличить количество DupAcks на единицу и выполнить следующие действия: (1) Если DupAcks> = DupThresh, перейдите к шагу (4). Примечание. Эта проверка охватывает случай, когда TCP получает SACK. информация для нескольких сегментов меньше, чем SMSS, которые могут потенциально предотвратить объявление сегмента IsLost () (следующий шаг) как потеряно.(2) Если DupAcks  
 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. (3) TCP МОЖЕТ передавать ранее неотправленные сегменты данных в соответствии с Ограниченная передача [RFC5681], за исключением того, что количество октетов который может быть отправлен, регулируется pipe и cwnd следующим образом: (3.1) Установите HighRxt на HighACK. (3.2) Запустите SetPipe (). (3.3) Если (cwnd - pipe)> = 1 SMSS, то существует ранее не отправленное данные, а объявленное окно получателя позволяет, передавать до 1 SMSS данных, начиная с октета HighData + 1 и обновите HighData, чтобы отразить эту передачу, затем верните к (3.2). (3.4) Прекратить обработку этого ACK. (4) Активизируйте быструю повторную передачу и введите восстановление после потери следующим образом: (4.1) RecoveryPoint = HighData Когда отправитель TCP получает совокупный ACK для этих данных октет, фаза восстановления потерь завершается.(4.2) ssthresh = cwnd = (Размер полета / 2) Окно перегрузки (cwnd) и порог медленного старта (ssthresh) уменьшаются до половины FlightSize согласно [RFC5681]. Кроме того, обратите внимание, что [RFC5681] требует, чтобы любой сегменты, отправленные как часть механизма ограниченной передачи, не учитываться в FlightSize для вышеуказанных целей уравнение. (4.3) Повторно передать первый предположительно отброшенный сегмент данных - сегмент, начинающийся с порядкового номера HighACK + 1.Чтобы предотвращать повторную передачу одних и тех же данных или преждевременная аварийная повторная передача, установите как HighRxt, так и RescueRxt до наивысшего порядкового номера в ретранслируемый сегмент. (4.4) Запустите SetPipe () Установите в переменной "pipe" количество незавершенных октетов. на данный момент «в трубе»; это данные, которые были отправлено отправителем TCP, но для которого нет кумулятивного или выборочное подтверждение получено, и данные не было определено, что он попал в сеть.Предполагается, что данные все еще передаются по сети. путь. Blanton и др. Стандарты Track [Страница 8] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. (4.5) Чтобы воспользоваться потенциальными дополнительными доступно cwnd, перейдите к шагу (C) ниже. Когда TCP находится в фазе восстановления потерь, следующая процедура ДОЛЖЕН использоваться для каждого приходящего ACK: (A) Входящий совокупный ACK для порядкового номера больше, чем RecoveryPoint сигнализирует об окончании восстановления потери, а потеря фаза восстановления ДОЛЖНА быть завершена.Любая информация, содержащаяся в табло для порядковых номеров больше, чем новое значение НЕ СЛЕДУЕТ сбрасывать HighACK при выходе из восстановления потери фаза. (B) После получения ACK, который не распространяется на RecoveryPoint, ДОЛЖНЫ быть предприняты следующие действия: (B.1) Используйте Update () для записи новой переданной информации SACK. по входящему ACK. (B.2) Используйте SetPipe () для пересчета количества оставшихся октетов. в сети.(C) Если cwnd - pipe> = 1 SMSS, отправитель ДОЛЖЕН передать одно или несколько сегменты следующим образом: (C.1) Табло ДОЛЖНО запрашиваться через NextSeg () для диапазон порядковых номеров следующего сегмента для передачи (если любой), и данный сегмент отправлен. Если NextSeg () возвращает сбой (нет данных для отправки), возврат без отправки (т.е. завершите шаги C.1 - C.5). (C.2) Если какой-либо из октетов данных, отправленных в (C.1), ниже HighData, HighRxt ДОЛЖЕН быть установлен на самый высокий порядковый номер повторно переданный сегмент, если правило NextSeg () (4) не было вызывается для этой повторной передачи.(C.3) Если какой-либо из октетов данных, отправленных в (C.1), превышает HighData, HighData необходимо обновить, чтобы отразить передачу ранее не отправленные данные. (C.4) Оценка объема данных, оставшихся в сеть необходимо обновлять, увеличивая трубу на номер октетов, переданных в (C.1). (C.5) Если cwnd - pipe> = 1 SMSS, вернитесь к (C.1) Blanton и др. Стандарты Track [Страница 9] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. Обратите внимание, что шаги (A) и (C) потенциально могут послать пакет смежные сегменты в сеть, если входящий совокупный подтверждение для более чем октетов данных SMSS, или если входящий Блоки SACK указывают на то, что было использовано более SMSS октетов данных. теряется во второй половине окна.5.1. Таймауты повторной передачи Чтобы избежать взаимоблокировок памяти, получателю TCP разрешено отменить данные, которые уже были выборочно подтверждены. Как результат, [RFC2018] предполагает, что отправителю TCP СЛЕДУЕТ удалить SACK информация, полученная от получателя по истечении времени ожидания повторной передачи (RTO) ", поскольку тайм-аут может указывать на то, что получатель данных reneged. "Кроме того, отправитель TCP ДОЛЖЕН" игнорировать предыдущий SACK информация для определения того, какие данные следует повторно передать."Однако, поскольку публикация [RFC2018], некоторые стали рассматривать это как слишком крепкий. Было высказано предположение, что до тех пор, пока надежные тесты для присутствует отказ, реализация может сохранять и использовать SACK информация о событии тайм-аута [Errata1610]. Хотя этот документ не изменяет спецификацию в [RFC2018], отметим, что разработчикам следует обращаться к любым обновлениям [RFC2018] по этому вопросу. Кроме того, отправителю SACK TCP СЛЕДУЕТ использовать всю полученную информацию SACK. доступно во время восстановления потерь после RTO.Если RTO происходит во время восстановления потерь, как указано в этом документе, RecoveryPoint ДОЛЖЕН быть установлен на HighData. Далее, новое значение RecoveryPoint ДОЛЖЕН быть сохранен, а алгоритм восстановления указанные в этом документе ДОЛЖНЫ быть прекращены. Кроме того, новый фаза восстановления (как описано в разделе 5) НЕ ДОЛЖНА начинаться пока HighACK не станет больше или равно новому значению RecoveryPoint. Как описано в разделах 4 и 5, Update () ДОЛЖЕН оставаться используется надлежащим образом после получения ACK.Это позволит период восстановления после RTO, чтобы воспользоваться всеми доступными информация, предоставленная получателем, даже если информация SACK была вычеркнут из-за МРК. Если в буфере получателя отсутствуют сегменты, следующие за обработки повторно переданного сегмента, соответствующий ACK будет содержат информацию SACK. В этом случае отправителю TCP СЛЕДУЕТ использовать это Информация SACK при определении того, какие данные следует отправлять в каждом сегмент, следующий за RTO. Точный алгоритм этого выбора: не указано в этом документе (в частности, NextSeg () неприемлемо при восстановлении потерь после RTO).Относительно прямой подход к "заполнению" пространства последовательности, о котором сообщают как отсутствующий должен быть разумный подход. Blanton и др. Стандарты Track [Страница 10] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. 6. Управление таймером RTO Стандартная оценка TCP RTO определена в [RFC6298]. Из-за факт, что алгоритм SACK в этом документе может повлиять на поведение оценщика, разработчики могут пожелать рассмотреть, как таймер управляется.[RFC6298] требует, чтобы таймер RTO был повторно активируется каждый раз, когда приходит ACK, который продвигает кумулятивный ACK точка. Поскольку алгоритм, представленный в этом документе, может сохранять Часы ACK переживают довольно значительную потерю (сравнительно дольше, чем алгоритм, описанный в [RFC5681]), на в некоторых сетях событие потери может длиться дольше, чем RTO. В этом в случае преждевременного истечения таймера RTO и сегмента, который требует не будет повторно передан будет повторно отправлен. Таким образом, мы даем разработчикам возможность использовать стандартные [RFC6298] -стиль управления RTO или, опционально, более осторожный вариант который повторно активирует таймер RTO при каждой повторной передаче, отправленной во время МОЖНО использовать восстановление.Это обеспечивает более консервативный таймер, чем указано в [RFC6298], поэтому не всегда может быть привлекательным альтернатива. Однако в некоторых случаях это может предотвратить ненужные повторные передачи, возврат-N передача и дальнейшее сокращение окно перегрузки. 7. Исследования Алгоритм, указанный в этом документе, проанализирован в [FF96], который показывает, что описанный выше алгоритм эффективен для сокращения времени передачи через стандартный TCP Reno [RFC5681], когда несколько сегментов отброшены из окна данных (тем более, что количество капель увеличивается).[AHKO97] показывает, что алгоритм, определенный в этом документе, может значительно повысить пропускную способность соединений через спутник каналы. 8. Соображения безопасности Алгоритм, представленный в этом документе, разделяет соображения безопасности. с [RFC5681]. Ключевое отличие состоит в том, что алгоритм, основанный на SACK более устойчив к злоумышленникам, подделывающим повторяющиеся ACK, чтобы заставить Отправитель TCP для уменьшения cwnd. С помощью SACK отправители TCP имеют дополнительная проверка того, является ли конкретный ACK легитимным.Несмотря на то, что SACK не является надежным, он обеспечивает некоторую защиту в эта зона. Аналогичным образом [CPNI309] описывает вариант слепой атаки [RFC5961] посредством чего злоумышленник может подделать данные вне окна в конечную точку TCP, заставляя его ответить законному партнеру дубликатом совокупный ACK, согласно [RFC793]. Добавление требования на основе SACK к триггер восстановления потерь эффективно смягчает эту атаку, поскольку Blanton и др. Стандарты Track [Страница 11] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. повторяющиеся ACK, вызванные внеконными сегментами, не будут содержать SACK информация, указывающая на получение ранее НЕЗАПИСАННЫХ в окне данные.9. Изменения относительно RFC 3517 В список переменных добавлена ​​переменная состояния "DupAcks". поддерживается этим алгоритмом, и его использование указано. Функция IsLost () была изменена, чтобы требовать более чем (DupThresh - 1) * октеты SMSS были помещены в пакет выше заданной последовательности номер как указание на то, что он потерян, который изменен с минимальные требования (DupThresh * SMSS), описанные в [RFC3517]. При этом сохраняется требование, чтобы не менее трех сегментов, следующих за рассматриваемый порядковый номер был SACKED, улучшая обнаружение в случае, если у отправителя есть незавершенные сегменты, которые меньше SMSS.Определение «дублирующего подтверждения» было изменено на использовать информацию SACK при обнаружении потерь. Дубликат накопительный подтверждения могут быть вызваны либо потерей, либо переупорядочиванием в сеть. Чтобы устранить неоднозначность потери и переупорядочения, TCP использует быструю повторную передачу алгоритм [RFC5681] ждет, пока не поступят три повторяющихся ACK триггер восстановления потерь. Это представление легло тогда в основу алгоритм, указанный в [RFC3517]. Однако с информацией SACK нет необходимости слепо полагаться на совокупное признание поле.Мы можем использовать дополнительную информацию, представленную в Блоки SACK, чтобы понять, что три сегмента, лежащие над разрывом пространство последовательности достигло получателя и может использовать это понимание, чтобы вызвать восстановление потерь. Это понятие использовалось в [RFC3517] во время восстановления потерь, и изменение в этом документе что это понятие также используется для входа в фазу восстановления потерь. Переменная состояния RescueRxt добавлена ​​в список переменные, поддерживаемые алгоритмом, и их использование.Этот переменная используется, чтобы разрешить одну дополнительную повторную передачу для каждой записи в восстановление потери, чтобы часы ACK работали в определенных обстоятельства, связанные с потерей в конце окна. Этот механизм позволяет использовать не более одного сегмента размером не более 1 SMSS будет оптимистично ретранслироваться при восстановлении потерь. Правило (3) функции NextSeg () было изменено с МАЙ на ДОЛЖЕН, на адекватно отражают мнение авторов и рабочей группы что его следует оставить, а не убрать, если разработчик не иметь веских причин поступить иначе.Blanton и др. Стандарты Track [Страница 12] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. 10. Благодарности Авторы хотят поблагодарить Салли Флойд за поддержку [RFC3517] и комментируя ранние наброски. Алгоритм, описанный в этом документе в общих чертах основан на алгоритме, описанном Кевином Фоллом и Салли. Флойд в [FF96], хотя авторы этого документа предполагают ответственность за любые ошибки в приведенном выше тексте.Соавтором [RFC3517] является Кевин Фолл, который внес важный вклад к этому документу и, следовательно, к этой последующей работе. Мурали Башьям, Кен Калверт, Том Хендерсон, Райнер Людвиг, Джамшид Махдави, Мэтт Матис, Шон Остерманн, Верн Паксон и Венкат Венкацубра предоставил ценные отзывы о более ранних версиях этого документ. Мы благодарим Мэтта Матиса и Джамшида Махдави за реализацию табло в нс и, следовательно, направляет наше мышление при отслеживании Состояние SACK. Первый автор хотел бы поблагодарить Университет Огайо и Университет Огайо. Университетской исследовательской группе межсетевого взаимодействия за поддержку большей части его работа по RFC 3517, из которой создан этот документ.11. Ссылки 11.1. Нормативные ссылки [RFC793] Постел, Дж., «Протокол управления передачей», STD 7, RFC 793, сентябрь 1981 г. [RFC2018] Mathis, M., Mahdavi, J., Floyd, S., and A. Romanow, "TCP Варианты выборочного подтверждения ", RFC 2018, октябрь 1996 г. [RFC2119] Брэднер, С. "Ключевые слова для использования в RFC для обозначения Уровни требований », BCP 14, RFC 2119, март 1997 г. [RFC5681] Оллман, М., Паксон, В., и Э. Блэнтон, "Перегрузка TCP Control », RFC 5681, сентябрь 2009 г.11.2. Информативные ссылки [AHKO97] Марк Оллман, Крис Хейс, Ханс Круз, Шон Остерманн, «Производительность TCP по спутниковым каналам», Труды Пятая международная конференция по телекоммуникациям Systems, Нэшвилл, Теннесси, март 1997 г. Blanton и др. Стандарты Track [Страница 13] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. [All00] Марк Аллман, «Взгляд веб-сервера на транспортный уровень», ACM Computer Communication Review, 30 (5), октябрь 2000 г.[CPNI309] Фернандо Гонт, "Оценка безопасности передачи Протокол управления (TCP) », Техническая нота CPNI 3/2009, , февраль 2009 г. [Errata1610] RFC Errata, Errata ID 1610, RFC 2018, . [FF96] Кевин Фолл и Салли Флойд, "Сравнение на основе моделирования Тахо, Рино и SACK TCP », Компьютерные коммуникации Обзор, июль 1996 г.[Jac90] Ван Якобсон, "Избегание модифицированной перегрузки TCP Алгоритм », Технический отчет, LBL, апрель 1990 г. [PF01] Джитендра Падхай, Салли Флойд «Определение поведения TCP веб-серверов », ACM SIGCOMM, август 2001 г. [RFC6582] Хендерсон, Т., Флойд, С., Гуртов, А., и Я. Нишида, "The Модификация NewReno алгоритма быстрого восстановления TCP ", RFC 6582, апрель 2012 г. [RFC2914] Флойд, С., «Принципы контроля перегрузки», BCP 41, RFC 2914, сентябрь 2000 г.[RFC6298] Паксон В., Оллман М., Чу Дж. И М. Сарджент, «Вычисление таймера повторной передачи TCP», RFC 6298, июнь 2011 г. [RFC3517] Блэнтон, Э., Оллман, М., Фолл, К., и Л. Ван, "A Потеря, основанная на консервативном выборочном подтверждении (SACK) Алгоритм восстановления для TCP », RFC 3517, апрель 2003 г. [RFC5961] Рамайя, А., Стюарт, Р. и М. Далал, "Улучшение TCP Устойчивость к слепым атакам из окна », RFC 5961, август 2010 г.Blanton и др. Стандарты Track [Страница 14] 

 RFC 6675 Алгоритм восстановления после потери SACK для TCP, август 2012 г. Адреса авторов Итан Блэнтон Университет Пердью Компьютерные науки Университетская ул., 305 West Lafayette, IN 47907 Соединенные Штаты Электронная почта: [email protected] Марк Оллман Международный институт компьютерных наук 1947 Center St. Suite 600 Беркли, Калифорния 94704 Соединенные Штаты Электронная почта: mallman @ icir.орг http://www.icir.org/mallman Лили Ван Juniper Networks Технопарк, 10 Вестфорд, Массачусетс 01886 Соединенные Штаты Электронная почта: [email protected] Илпо Ярвинен Университет Хельсинки P.O. Коробка 68 FI-00014 ХЕЛЬСИНСКИЙ УНИВЕРСИТЕТ Финляндия Электронная почта: [email protected] Маркку Коджо Университет Хельсинки P.O. Коробка 68 FI-00014 ХЕЛЬСИНСКИЙ УНИВЕРСИТЕТ Финляндия Электронная почта: [email protected] Ёсифуми Нисида ШИРОКИЙ ПРОЕКТ Эндо 5322 Фудзисава, Канагава 252-8520 Япония Электронная почта: nishida @ wide.ad.jp Blanton и др. Standards Track [Страница 15] 

Разметка HTML, созданная rfcmarkup 1.129d, доступная по адресу https://tools.ietf.org/tools/rfcmarkup/ .

% PDF-1.3 % 92 0 объект > endobj xref 92 33 0000000016 00000 н. 0000001008 00000 н. 0000001611 00000 н. 0000001826 00000 н. 0000001978 00000 н. 0000002367 00000 н. 0000002584 00000 н. 0000002808 00000 н. 0000003020 00000 н. 0000003669 00000 н. 0000004333 00000 п. 0000004356 00000 п. 0000005828 00000 н. 0000005851 00000 п. 0000007104 00000 п. 0000007127 00000 н. 0000008456 00000 н. 0000008999 00000 н. 0000009210 00000 п. 0000009233 00000 н. 0000010600 00000 п. 0000010623 00000 п. 0000012124 00000 п. 0000012782 00000 п. 0000013000 00000 п. 0000013023 00000 п. 0000014447 00000 п. 0000014470 00000 п. 0000015808 00000 п. 0000015831 00000 п. 0000017022 00000 п. 0000001113 00000 н. 0000001589 00000 н. трейлер ] >> startxref 0 %% EOF 93 0 объект > endobj 123 0 объект > ручей Hb``f``d`e` \ ǀ

.

Характеристики потери пакетов UDP: влияние трафика TCP

Характеристики потери пакетов UDP: влияние трафика TCP

СОБИРАЕТСЯ

Общество истории информационных технологий (ITHS) - это всемирная группа, состоящая из более чем 500 членов, работающих вместе, чтобы помочь и продвигать документацию, сохранение, каталогизацию и исследование истории информационных технологий (ИТ). Мы предлагаем место, где отдельные лица, академики, корпоративные архивисты, кураторы государственных учреждений и любители могут собирать и обмениваться информацией и ресурсами.Этот каталог ресурсов, посвященных истории ИТ, является единственным в своем роде и представляет собой ценный ресурс как для историков ИТ, так и для архивистов.

ТАЙМЕРЫ

Хиденари Савашима
Институт науки и технологий Нара
Япония

Йошиаки Хори
Институт дизайна Кюсю
Япония

Хидеки Сунахара
Yuji Oie
Нараский институт науки и технологий
Япония

Аннотация

В глобальных сетях (WAN) UDP, вероятно, использовался для работы в реальном времени. приложения, такие как видео и аудио. Поставки UDP сведены к минимуму задержка передачи из-за пропуска процесса установки соединения, поток контроль и ретрансляция. Между тем более 80 процентов ресурсы WAN заняты протоколом управления передачей данных (TCP) трафик.В отличие от простоты UDP, TCP использует уникальный механизм контроля потока с раздвижными окнами. Следовательно, качество обслуживания (QoS) приложений реального времени, использующих UDP. трафиком TCP и механизмом управления потоком, когда TCP и UDP разделяет узкое место.

В этой статье исследуются характеристики потери пакетов UDP. путем моделирования глобальных сетей, одновременно передающих трафик UDP и TCP. В частности, влияние управления потоком TCP на потерю пакетов аудио в реальном времени исследуются, чтобы узнать, как аудио в реальном времени должен передаваться с минимальной потерей пакетов, при этом конкурируя с TCP-трафиком за пропускную способность.Полученный результат было то, что потеря пакетов UDP происходит чаще и последовательно, когда окна перегрузки TCP-соединений синхронизируются. Особенно в этом случае лучшая производительность звуковых приложений в реальном времени могут быть получены, когда они отправляют пакеты небольшого размера без уменьшения их скорости передачи.

Ключевые слова: потеря пакетов, UDP, TCP, WAN, связь в реальном времени.

Содержание

В глобальной сети многие приложения реального времени, такие как видео и аудио, были доступны для экспериментального и практического использования.Активность в этой области, а также количество приложений реального времени быстро увеличивается. Однако механизм гарантии QoS для приложений реального времени в Интернете не установлено пока что; доступно только лучшее обслуживание. В результате приложения должен допускать некоторое ухудшение QoS с точки зрения потери пакетов, задержки и дрожание задержки для сообщений, передаваемых по сетям. IPv6 имеет механизмы поддержки приложений в реальном времени, но он будет не будет широко использоваться в течение нескольких лет.

Традиционно в качестве транспортного уровня использовался UDP, а не TCP. протокол для приложений реального времени. UDP - гораздо более простой протокол без задержек установки соединения, управления потоком и повторной передачи, предоставление приложений с более простым интерфейсом к сети. Благодаря этой простоте UDP отвечает требованиям чувствительных к задержкам приложения реального времени, которые могут реализовать собственное управление потоком и схемы ретрансляции. Более того, UDP может выполнять многоадресную рассылку. коммуникации, что позволяет разрабатывать такие приложения как сетевая конференц-связь.

В настоящее время более 80 процентов интернет- пропускная способность [1] используется приложениями на основе TCP, такими как HTTP и FTP. TCP использует механизм управления потоком через скользящее окно. Под потоком TCP контроль, перегрузка сети распознается обнаружением пакета потеря. Когда это происходит, пакет передается повторно. В то же время TCP уменьшает размер окна перегрузки, эффективно уменьшая его скорость вывода, чтобы избежать дальнейшей перегрузки. В отсутствие перегрузка, TCP увеличивает размер окна перегрузки и выводит показатель.

С другой стороны, UDP, который потребляет большую часть оставшейся Как упоминалось выше, пропускная способность Интернета не контролируется. Что есть, UDP передает сообщения через сеть только на указанный порт приемника.

Совместное использование полосы пропускания Интернета по TCP и UDP вызывает присутствие одного, чтобы повлиять на производительность другого. Пакет UDP на потерю особенно влияет TCP-трафик и его управление потоком механизм. Это потому, что контроль потока TCP продолжает увеличиваться размер своего окна до тех пор, пока не произойдет потеря пакета, если объявленное окно размер достаточно большой.

Кроме того, когда TCP-соединения совместно используют узкое место, эволюция их окон скопления вероятна синхронизировано; [2] Эта синхронизация TCP, а также другой синхронизирующий трафик из-за периодического обновления маршрутизации столы [3] вредны для использования в сети. Были предложены некоторые механизмы для избежания синхронизация. [4] Однако, в настоящее время они не используются широко. Следовательно, UDP считается, что потоки сильно зависят от синхронизации TCP.

Фактически в одном report, [5] Потеря пакета UDP и характеристики задержки проверяются с использованием результатов, фактически измеренных в Интернете, а также вопросы, связанные с эффектом синхронизации обсуждается трафик от периодических обновлений таблицы маршрутизации. В другой отчет, потеря пакетов UDP анализируется с помощью очереди модель, включая Интернет-поток и UDP-аудио поток. [6] В обоих случаях сообщается количество последовательных потерь пакетов. быть маленьким, когда Интернет не сильно загружен.Кроме того, FEC (Прямое исправление ошибок) также обсуждается как способ минимизировать влияние пакета потеря [7].

Тем не менее, потеря пакетов UDP в глобальной сети должна быть изучена с учетом влиянию трафика TCP, особенно поведению управления потоком TCP. Также следует провести исследования того, как сообщения в реальном времени должны передаваться по необработанному протоколу UDP с минимальной потерей пакетов.

В этой статье мы исследуем характеристики пакетов UDP. потеря из-за моделирования потоков UDP и TCP, разделяющих узкое место узел в WAN.В частности, влияние TCP-синхронизации на потерю аудиопакета UDP. Конечная цель этой статьи состоит в том, чтобы исследовать способы минимизировать потерю пакетов в реальном времени аудио с использованием необработанного UDP. Для этого исследуется потеря пакетов UDP. как функция нескольких параметров, таких как количество существующих TCP-соединения, размер пакета UDP и скорость передачи UDP.

В разделе 2, сценарий моделирования описывается, а также параметры потоков TCP и UDP.Раздел 3 показаны результаты моделирования, сосредоточение внимания на влиянии синхронизации TCP на потерю пакетов UDP. Раздел 4 завершает эту статью обсуждение того, как должен передаваться звук в реальном времени UDP с минимальной потерей пакетов.

Потеря пакетов UDP происходит очень часто на узком месте из локальные сети (LAN) в WAN. Это потому, что интенсивное движение концентрируется на узком месте, вызывая перегрузку трафика против пропускной способности WAN. По этой причине наша сеть модель состоит из узкого места от LAN к WAN и источника-назначения пары через узел, как показано на рисунке 1.Симулятор для использоваться ниже РЕАЛЬНО 4.0 [8] с нашими дополнительными реализация источника UDP.


Рисунок 1: Сценарий моделирования глобальных сетей

Доступная полоса пропускания фиксирована на уровне 10 Мбит / с для LAN и 1,5 Мбит / с. для WAN. Буфер узкого места основан на FIFO, и размер его буфера определен в 16 пакетов. Хотя буфер размер относительно небольшой по сравнению с размером в реальной сети шлюзов, характеристики потери пакетов UDP могут быть легко наблюдали и применяли.

Трафик UDP параметризуется в соответствии с аудиоприложениями Интернета. Таким образом, размер пакета UDP установлен на 80, 160 и 320 байтов с добавление заголовков UDP и IP. Скорость передачи установлена ​​на 16, 32 и 64 Кбит / с. Несколько комбинаций размера пакета и передачи скорость исследуются.

Версия TCP - 4.3BSD-Reno, что снижает текущую перегрузку. размер окна уменьшается вдвое при обнаружении перегрузки. TCP-трафик предполагается, что они создаются приложениями FTP в глобальной сети.Это причина того, что примерно 70 процентов WAN-трафика занято по TCP массовым данным переводы, [1] и они могут моделироваться передачей данных FTP. Размер FTP-пакета 512 байты с добавленными заголовками TCP и IP. Размер буфера приемника указано в 16 пакетах.

Что касается количества существующих TCP-соединений, мы исследовали 3, 6, 9 и 12 вариантов подключения. В случае подключения 3 TCP, все соединения могут передавать свои пакеты с максимальным окном размер, потому что на узком месте не возникает перегрузки.Однако в случае 12 TCP-соединений некоторые соединения могут передавать только несколько пакетов, потому что серьезная потеря пакетов вызывает повторение таймауты. Поэтому результаты показаны для 6, 9 и 12 TCP-соединения.

Сетевая задержка для каждого подключения указана в следующих два случая: (1) однородный случай, в котором все связи ' сетевые задержки единообразны; и (2) неоднородный случай, в у которых все соединения разные. В однородном случае сетевые задержки всех подключений фиксированы на 52 мс, предполагая 1 мс на стороне отправителя LAN, 50 мс на WAN и 1 мс на стороне получателя LAN.В гетерогенном случае сеть задерживается на стороне отправителя. LAN и WAN фиксируются так же, как и в однородный случай, и задержки в LAN на стороне приемника следуют шаблон 1 мс, 3 мс, 5 мс, 7 мс и т. д., чтобы задержка раз увеличивается на 2 мс при каждом подключении. В некотором смысле однородная дело не очень реалистичное. Однако возможно, что некоторые FTP соединения устанавливаются в почти одинаковых сетях задержки или некоторых TCP-соединения устанавливаются на одной и той же паре хостов одновременно, как с HTTP.

Результаты, представленные ниже, основаны на проведенном моделировании. на 200 секунд моделирования. Эту продолжительность можно считать быть достаточно длинным, чтобы оценить характеристики потери пакетов UDP потому что мы не получили существенно разных характеристик по результатам даже в течение 20000 секунд моделирования по предварительным экспериментам.

Характеристика потери пакетов UDP исследуется в терминах из следующих предметов:

  1. Эффект синхронизации TCP.
  2. Влияние количества существующих TCP-соединений.
  3. Влияние размера пакета UDP.
  4. Влияние скорости передачи UDP.

TCP синхронизация

Сначала мы исследуем поведение управления потоком TCP, когда только TCP ручьи несут.

На рисунке 2 показано изменение размера окна перегрузки для 6 TCP. соединений в гетерогенном случае, а на рисунке 3 показаны один в однородном случае.

Все цифры в этом подразделе показывают результаты за короткий период времени. от 45 до 50 секунд по времени моделирования, потому что поведение во время другие части очень похожи на них.


Рисунок 2: Эволюция размера окна для 6 TCP-соединений (разнородных Корпус)


Рисунок 3: Эволюция размера окна для 6 TCP-соединений (однородных Корпус)

На рисунке 2 некоторые TCP-соединения передают свои пакеты с максимальный размер окна, в то время как другие должны выдержать тайм-аут, тем самым уменьшение их размера окна до одного пакета. Размеры окон связей не коррелируют друг с другом. Вместо этого, как показано на рисунке 3 никакое соединение не может увеличить размер окна до максимум.Кроме того, размер окна периодически изменяется. способ в некотором ограниченном диапазоне. То есть все окна размером Изображенные эволюции явно синхронизированы (то есть TCP-синхронизация).

На рисунке 4 показана длина очереди буфера узких мест в гетерогенный случай (несинхронизация TCP) и на рисунке 5 показано в однородном случае (TCP-синхронизация).


Рисунок 4: Изменение длины очереди буфера узкого места (Гетерогенный случай)


Рисунок 5: Изменение длины очереди буфера узкого места (Однородный случай)

В обоих случаях наблюдаются некоторые колебания длины очереди. эволюция в буфере узких мест, но синхронизация TCP вызывает большие колебания, как показано на рисунке 5.В TCP случай несинхронизации, средняя длина очереди 9,3 пакета в буфере длиной 16 пакетов, а общая пропускная способность TCP-соединений составляет 1,37 Мбит / с (без учета заголовков). В ПТС случай синхронизации, средняя длина очереди составляет 7,3 пакета а общая пропускная способность TCP-соединений снижается до 1,24 Мбит / с по следующим причинам: при синхронизации TCP, потеря пакетов происходит по всем TCP-соединениям почти на в то же время, что приводит к значительному уменьшению размеров всех окон как показано на рисунке 3.В результате весьма вероятно, что пропускная способность, которая будет использоваться TCP-соединениями, почти не используется для некоторых продолжительность, а также буфер, как показано на рисунке 5.

Как упоминалось ранее, однородный случай является наихудшим случаем в ощущение, что сеть должна подвергаться TCP-синхронизации, которая резко ухудшает производительность. Кроме того, наши результаты показывают что длина очереди изменяется довольно циклично даже в гетерогенный случай.

На рисунках с 2 по 5 показан вариант подключения 6 TCP, но такое же поведение наблюдаются в 9 и 12 случаях TCP-соединения.Когда число существующих TCP-соединений увеличиваются, размер окна TCP находится в более узком диапазоне, а средняя длина очереди и общая пропускная способность TCP-соединений уменьшается.

Характеристики потери пакетов UDP: влияние трафика TCP

Далее мы рассмотрим случай, когда потоки UDP и TCP передаются через Интернет, а характеристики UDP-пакета потери рассматриваются. В следующих симуляциях характеристики потери пакетов UDP оцениваются в двух случаях: Несинхронизация TCP случай и случай синхронизации TCP.

Размер пакета UDP и количество существующих TCP-соединений

В этом подразделе влияние размера пакета UDP и количества существующих TCP-соединений на потерю UDP-пакетов.

UDP поток передается со скоростью 64 Кбит / с, с 6, 9, или 12 TCP-соединений, и коэффициент потери пакетов UDP в каждом случае рассматриваются. Коэффициент потери пакетов UDP определяется как отношение количество потерянных пакетов к общему количеству переданных пакеты.На рисунке 6 показана скорость потери пакетов UDP в неоднородной case (случай несинхронизации TCP) для пакетов UDP из 80, 160, и 320 байт. На рис.7 показан коэффициент потерь в однородной case (случай синхронизации TCP).


Рисунок 6: Влияние размера пакета на потерю пакетов UDP (TCP Несинхронизация)


Рисунок 7: Влияние размера пакета на потерю пакетов UDP (TCP Синхронизация)

Потеря пакетов UDP происходит очень часто из-за синхронизации TCP, особенно когда пакеты UDP имеют размер 160 и 320 байтов, как показано на рисунке 7.Чтобы можно было подробно изучить потерю пакетов, эволюция последовательно потерянных пакетов измеряется в случае 320-байтового UDP, передаваемого со скоростью 64 Кбит / с с 6 TCP-соединениями. Результат в случае несинхронизации TCP показан на рисунке. 8, а случай синхронизации TCP представлен на рисунке 9.


Рисунок 8: Динамика количества последовательно потерянных UDP Пакеты (несинхронизация TCP)


Рисунок 9: Динамика количества последовательно потерянных UDP Пакеты (синхронизация TCP)

В случае несинхронизации TCP (рисунок 8) потери пакетов единичны и нечасты.В лучшем случае теряется только два пакета последовательно. Однако в случае синхронизации TCP пакет убытки происходят последовательно и очень часто. В некоторых случаях 4 пакета теряются последовательно. Это означает перегрузку, вызванную TCP синхронизация не разрешается в течение времени, в течение которого UDP передает 4 пакета. Таким образом, синхронизация TCP вызывает потерю пакетов UDP. как последовательно, так и часто.

Что касается влияния количества существующих TCP-соединений, UDP потеря пакетов увеличивается, особенно при синхронизации TCP случае, поскольку количество существующих TCP-соединений увеличивается в рисунок 6 и рисунок 7.Причину этого можно описать как следует:

С увеличением количества TCP-подключений большее количество пакетов могут одновременно поступать в узел, тем самым делая буфер сильно перегружен, что приводит к потере пакетов чаще. В частности, в случае синхронизации TCP очень вероятно, что пакеты одновременно прибывают в узкое место узел из всех TCP-соединений. Это также ухудшает потерю пакетов UDP. производительность очень нравится.

На рисунке 7 коэффициент потерь для пакетов UDP размером 80 байт не сильно зависит от синхронизации TCP по сравнению с пакетами UDP других размеров.Для пояснения мы покажем перегрузку TCP. изменение размера окна для случая 6 TCP-соединения для 320-байтового UDP на рисунке 10 и 80-байтовый UDP на рисунке 11.


Рисунок 10: Изменение размера окна для 6 TCP-соединений (TCP Синхронизация) с 320 Byte-UDP


Рисунок 11: Эволюция размера окна для 6 соединений TCP (TCP Синхронизация) с 80-байтным UDP

Хотя TCP-синхронизация происходит на обоих рисунках, окно размер изменяется в более широком диапазоне для пакетов UDP размером 320 байт, чем для тех, у кого 80 байт.Средний размер окна в 320-байтовом UDP case - 10,2 пакета, а общая пропускная способность TCP-соединений составляет 1,28 Мбит / с, а в случае 80-байтового UDP - 8,19 пакетов и 1,24 Мбит / с соответственно. Следовательно, пакеты UDP размером 80 байт снизить пропускную способность TCP до некоторой степени и уменьшить использование сети. Это объясняется в следующем абзаце.

UDP-пакетов здесь передаются со скоростью 64 Кбит / с, а 80-байтовые Пакеты UDP передаются со скоростью 100 пакетов / сек, тогда как 320-байтовый пакет UDP-пакета передается со скоростью всего 25 пакетов / сек.Что касается буфера узкого места, то пакет является единицей управления. независимо от его длины. Следовательно, когда пакеты UDP 80 байт, TCP-пакеты, поступающие на узел, могут найти буфер перегружены чаще, чем когда они имеют размер 320 байт. За это причина, размер окна TCP в случае 80-байтовых пакетов UDP составляет предотвращено получение такого размера, как в случае 320-байтового UDP пакеты. Пакеты UDP размером 320 байт в свою очередь страдают от перегрузки большой продолжительности из-за большого окна TCP.То есть малогабаритный Пакеты UDP приводят к лучшей производительности потери пакетов, но приводят к худшей производительности TCP. При определении подходящего размер для пакетов UDP, может быть компромисс между потерей пакетов UDP повышение производительности и снижение производительности пропускной способности TCP.

Влияние скорости передачи UDP

В этом подразделе влияние скорости передачи UDP на Потеря пакетов UDP проверяется на лучшую производительность UDP; то размер пакета составляет 80 байт.

На рисунке 12 показана скорость потери пакетов UDP для скоростей передачи. 64, 32 и 16 Кбит / с, в которых поток UDP и 12 соединений TCP поделитесь узлом.


Рисунок 12: Влияние скорости передачи на потерю пакетов UDP (UDP: 80 байт с 12 TCP-соединениями)

Как показано на рисунке 12, в случае несинхронизации TCP несущественные различия в показателях потери пакетов UDP для разных скоростей передачи. Напротив, в ПТС случай синхронизации, потеря пакетов резко снижается с увеличением скорости передачи и очень близок к что в случае несинхронизации TCP для скоростей передачи более 30 Кбит / с.

Это явление можно объяснить, как в разделе 3.2.1. А именно, передача UDP-пакетов с высокой скоростью предотвращает TCP-соединения от увеличения размеров окон до больших значений.

Изучены результаты контроля скорости видео в реальном времени. используя обратную связь от потери пакетов информация [9]. Управление скоростью, уменьшающее скорость в случае большой потери пакетов, является очень эффективен в смягчении перегрузки сети. Однако наш результаты показывают, что регулирование скорости не способствует снижению коэффициент потери пакетов в самом приложении реального времени.По факту, UDP с меньшей скоростью передачи страдал от потери пакетов в наши симуляции.

TCP-соединения настолько жадны, что пытаются использовать все буферная емкость, доступная на узком месте. Таким образом, если больше емкость буфера становится доступной, потому что передача UDP скорость уменьшается, TCP получает доступную пропускную способность, увеличивая размеры окон дальше. В результате доступная пропускная способность в UDP уменьшается по мере уменьшения скорости передачи UDP.

Следовательно, в приложении реального времени, использующем UDP, управление скоростью должен давать противоположный эффект в уменьшении потери пакетов.Кроме того, увеличение скорости передачи UDP с небольшим размером пакета очень эффективный способ уменьшить потерю пакетов.

Были исследованы характеристики потери пакетов UDP, с точки зрения влияния управления потоком TCP на UDP и TCP сосуществование WAN со следующими результатами:

Сначала мы сосредоточились на случае, когда только TCP-соединения используют всю пропускную способность сети. В частности, когда сеть задержки соединений одинаковы, все окно перегрузки TCP размеры меняются синхронно (т.е.е., TCP-синхронизация). В этих случаях длина очереди буфера узкого места увеличивается. периодически и может оставаться полным или почти пустым в течение относительно длительный срок.

Во-вторых, мы рассмотрели случай, когда потоки UDP добавляются в случай синхронизации TCP. Потеря пакетов UDP происходит чаще и последовательно в случае синхронизации TCP. Это потому что синхронизация TCP может сделать буфер узла заполненным на относительно длительное время многократно и периодически.Даже если узел заполнены пакетами, пакеты UDP по-прежнему передаются постоянно и должны удаляться последовательно. Следовательно, поток UDP страдает вредные эффекты синхронизации TCP.

В-третьих, что касается влияния размера пакета UDP, скорость потери пакетов UDP относительно мало, когда размер пакета UDP невелик. Особенно, пакеты небольшого размера очень эффективны в сдерживании тяжелых потеря пакетов из-за синхронизации TCP.

Далее, что касается влияния скорости передачи UDP, мы показали, что скорость потери пакетов не уменьшается при использовании более низкие скорости передачи.Эту особенность можно объяснить следующим образом. TCP-соединения могут совместно использовать всю доступную пропускную способность среди них, используя свой механизм управления потоком. Поэтому даже если поток UDP снижает скорость передачи, в результате доступная полоса пропускания будет немедленно использована TCP-соединениями. Вот почему снижение скорости передачи UDP-пакетов не поможет. способствовать повышению эффективности потери пакетов UDP.

В этой статье рассматривается один поток UDP с некоторыми параметрами. с, но мы провели моделирование в случае, когда больше чем один поток UDP и полученные результаты почти то же, что показано здесь, хотя некоторые потоки UDP часто влияют на друг друга.

Из результатов нашего моделирования мы заключаем, что когда в реальном времени приложения используют UDP в качестве транспортного протокола, лучшая производительность можно получить, используя небольшие размеры пакетов при достаточно высокой передаче показатель.

Однако следует отметить, что пакеты небольшого размера требуют относительно большие накладные расходы из-за заголовков UDP и IP. Это результаты в неэффективности использования сети. В этом смысле, чтобы отправлять трафик из приложений реального времени с хорошим качеством, много будет больше пропускной способности, чем генерируется приложениями. требуется, тогда как требуемое качество еще не гарантировано.

  1. http://www.nlanr.net/Flowsresearch/fixstats.21.6.html
  2. Л. Чжан и Д. Кларк, Колебательное поведение сетевого трафика: моделирование тематического исследования, межсетевое взаимодействие: Исследования и опыт, Vol. 1. С. 101-112, 1990.
  3. С. Флойд и В. Якобсон, Синхронизация периодических сообщений маршрутизации, ACM SIGCOMM'93, стр. 33-44, Сентябрь 1993 г.
  4. С. Флойд и В. Якобсон, На этапе движения эффекты в шлюзах с коммутацией пакетов, Межсетевое взаимодействие: Исследование и Опыт, т.3, стр. 115-156, сентябрь 1992 г.
  5. Д. Санги, А. К. Агравала, О. Гудмундсон и Б. Н. Джайн, Экспериментальная оценка сквозного поведения на Интернет, Материалы конференции по компьютерным коммуникациям, С. 867-874, март / апрель 1993 г.
  6. Дж-С. Bolot, сквозная задержка и потеря пакетов Поведение в Интернете, В Proc. ACM SIGCOMM93, стр. 289-298, Сентябрь 1993 г.
  7. Дж-С. Болот, А. Вега Гарсия, Механизмы управления для пакетного аудио в Интернете, Proc.IEEE Infocom'96, стр. 232-239, Март 1996 г.
  8. С. Кешав, REAL: сетевой симулятор, Tech. Представитель 88/472, факультет информатики, Калифорнийский университет, Беркли, 1988.
  9. И. Буссе, Б. Деффнер и Х. Шульцринн, Dynamic QoS-контроль мультимедийных приложений на основе RTP, Компьютер Communications, стр. 49-58, январь 1996 г.
.

Как я могу найти или рассчитать пропускную способность, задержку и скорость потери пакетов TCP-потока из файла pcap с помощью Python?

Переполнение стека
  1. Около
  2. Товары
  3. Для команд
  1. Переполнение стека Общественные вопросы и ответы
.

Решено: долгоживущее TCP-соединение истекло по тайм-ауту, некорректно ...

Вы не можете заставить Check Point отправлять FIN после тайм-аута соединения с таблицей состояний, но вы можете заставить его отправлять RST на обе стороны, которые немедленно уведомят им, что связь мертва. Из моей книги:

Отправка TCP RST по истечении срока подключения


Некоторые приложения (например, веб-серверы, поддерживающие сервер базы данных с подключением SQL
) создают большое количество TCP-подключений, но никогда не отправляют заметных
количество данных в них.Все межсетевые экраны с отслеживанием состояния (включая Check Point) применяют
таймер простоя для всех открытых соединений. Таймер простоя TCP-соединения Check Point по умолчанию установлен на
60 минут. К сожалению, когда таймер простоя TCP Check Point истекает для TCP-соединения
, по умолчанию это соединение автоматически удаляется из таблицы состояний брандмауэра
, и никакие уведомления не отправляются двум системам, которые установили соединение TCP
. Когда один из них пытается отправить некоторые данные в уже разорванном соединении,
, он сразу же отбрасывается брандмауэром с сообщением «TCP вне состояния».К сожалению,
некоторые приложения слишком глупы, чтобы быстро понять, что соединение разорвано; они
продолжают попытки использовать его, в то время как их трафик продолжает падать.
В какой-то момент одна или обе задействованные конечные системы наконец выясняют, что их соединение
действительно и безвозвратно мертво, запускает новое TCP-соединение, которое
сразу разрешает брандмауэр, и все снова начинает работать. В зависимости от того, сколько времени потребуется одной или обеим сторонам, чтобы выяснить, что произошло,
может показаться, что приложение
зависло, и пользовательское восприятие общей производительности приложения будет

ужасным.Несомненно, брандмауэр будет обвинен в поведении приложения, и
снова администраторы брандмауэра должны оправдать себя. Есть три решения
для этой проблемы:


1. Включите пакеты поддержки активности TCP в одной или обеих системах, участвующих в соединениях TCP
, которые продолжают отключаться. Сообщения поддержки активности нужно будет отправлять на
не реже, чем каждые 60 минут. Это не популярный выбор, поскольку он включает в себя системные изменения приложения
для устранения того, что воспринимается как «проблема межсетевого экрана».


2. Увеличьте время простоя для объекта службы (SQL в нашем примере) на вкладке
Advanced объекта службы с 60 минут по умолчанию до
максимум 86400 секунд (24 часа). Это, вероятно, поможет но не
надежный:

3. Настройте брандмауэр для отправки пакета TCP RST обоим участникам соединения
, которое было прервано. После получения TCP RST оба участника
немедленно понимают, что их соединение разорвано, и немедленно запускают новое соединение
, чтобы выйти из ситуации.Чтобы включить эту функцию «на лету», введите команду

: fw ctl set int fw_rst_expired_conn 1 . Этот параметр
не выдержит перезагрузки, поэтому для того, чтобы сделать его постоянным, вам необходимо увидеть следующее для более подробной информации о
: sk19746: Как заставить шлюз безопасности отправлять пакет TCP RST
по истечении срока действия TCP-соединения.


В некоторых случаях, однако, # 3 не может полностью исправить ситуацию, и вы будете вынуждены сделать следующий шаг: fw ctl set int
fw_reject_non_syn 1 .Классическим примером приложения, для которого требуется этот параметр брандмауэра
, является трафик SAP HANA. Этот параметр также обрабатывает ошибки повторного использования порта клиента
вне состояния, когда пакеты RST от сервера к клиентам теряются (например,
из-за установки политики или потери пакетов). Однако имейте в виду, что этот параметр
, скорее всего, расстроит вашего дружественного аудитора / тестера на проникновение, поскольку
брандмауэр теперь будет выдавать TCP RST для всех полученных пакетов, которые находятся вне состояния
и имеют установленный флаг ACK.Аудитор, запускающий TCP ACK nmap-сканирование, увидит, что
загорится, как рождественская елка, с десятками тысяч портов, показывающими
как отфильтрованные, а не закрытые. По этой причине использование этого параметра
обычно не рекомендуется для межсетевого экрана периметра Интернета, но может быть приемлемым для некоторых внутренних межсетевых экранов
.

Gaia 3.10 Immersion Серия видео для самостоятельного изучения
теперь доступна на http://www.maxpowerfirewalls.com

.

Смотрите также