Текст книги "UNIX: разработка сетевых приложений"

Автор книги: Уильям Ричард Стивенс

Соавторы: Эндрю М. Рудофф,Билл Феннер
сообщить о нарушении

Текущая страница: 5 (всего у книги 88 страниц) [доступный отрывок для чтения: 32 страниц]

2.5. SCRIPT: протокол управления передачей потоков

Сервисы, предоставляемые SCRIPT, имеют много общего с сервисами TCP и UDP. Протокол SCRIPT описывается в RFC 2960 [118] и RFC 3309 [119]. Введение в SCRIPT приводится в RFC 3286 [85]. SCRIPT ориентирован на создание ассоциаций между клиентами и серверами. Кроме того, SCRIPT предоставляет приложениям надежность, упорядочение данных, управление передачей и двустороннюю связь, подобно TCP. Слово «ассоциация» используется вместо слова «соединение» намеренно, потому что соединение всегда устанавливалось между двумя IP-адресами. Ассоциация означает взаимодействие двух систем, которые могут иметь по несколько адресов (это называется multihoming – множественная адресация).

В отличие от TCP, протокол SCRIPT ориентирован не на поток байтов, а на сообщения. Он обеспечивает упорядоченную доставку отдельных записей. Как и в UDP, длина сообщения, записанная отправителем, передается приложению-получателю.

SCRIPT может поддерживать несколько потоков между конечными точками ассоциации, для каждого из которых надежность и порядок сообщений контролируются отдельно. Утрата сообщения в одном из потоков не блокирует доставку сообщений по другим потокам. Этот подход прямо противоположен тому, что имеется в TCP, где потеря единственного байта блокирует доставку всех последующих байтов по соединению до тех пор, пока ситуация не будет исправлена.

Кроме того, SCRIPT поддерживает множественную адресацию, что позволяет единственной конечной точке SCRIPT иметь несколько IP-адресов. Эта функция обеспечивает дополнительную устойчивость в случае отказов сети. Конечная точка может иметь избыточные IP-адреса, каждый из которых может соответствовать собственному соединению с инфраструктурой Интернета. В такой конфигурации SCRIPT позволит обойти проблему, возникшую на одном из адресов, благодаря переключению на другой адрес, заранее связанный с соответствующей ассоциацией SCRIPT.

ПРИМЕЧАНИЕ

Подобной устойчивости можно достичь и с TCP, если воспользоваться протоколами маршрутизации. Например, BGP-соединения внутри домена (iBGP) часто используют адреса, назначаемые виртуальному интерфейсу маршрутизатора в качестве конечных точек соединения TCP. Протокол маршрутизации домена гарантирует, что если между двумя маршрутизаторами будет хоть какой-то доступный путь, он будет использован, что было бы невозможно, если бы используемые адреса принадлежали интерфейсу в сети, где возникли проблемы. Функция множественной адресации SCRIPT позволяет узлам (а не только маршрутизаторам) использовать аналогичный подход, причем даже с подключениями через разных провайдеров, что невозможно при использовании TCP с маршрутизацией.

2.6. Установление и завершение соединения TCP

Чтобы облегчить понимание функций connect, acceptи closeи чтобы нам было легче отлаживать приложения TCP с помощью программы netstat, мы должны понимать, как устанавливаются и завершаются соединения TCP. Мы также должны понимать диаграмму перехода состояний TCP.

Трехэтапное рукопожатие

При установлении соединения TCP действия развиваются по следующему сценарию.

1. Сервер должен быть подготовлен для того, чтобы принять входящее соединение. Обычно это достигается вызовом функций socket, bindи listenи называется пассивным открытием( passive open).

2. Клиент выполняет активное открытие( active open), вызывая функцию connect. Это заставляет клиента TCP послать сегмент SYN (от слова synchronize – синхронизировать), чтобы сообщить серверу начальный порядковый номер данных, которые клиент будет посылать по соединению. Обычно с сегментом SYN не посылается никаких данных: он содержит только заголовок IP, заголовок TCP и, возможно, параметры TCP (о которых мы вскоре поговорим).

3. Сервер должен подтвердить получение клиентского сегмента SYN, а также должен послать свой собственный сегмент SYN, содержащий начальный порядковый номер для данных, которые сервер будет посылать по соединению. Сервер посылает SYN и ACK – подтверждение приема (от слова acknowledgment) клиентского SYN – в виде единого сегмента.

4. Клиент должен подтвердить получение сегмента SYN сервера.

Для подобного обмена нужно как минимум три пакета, поэтому он называется трехэтапным рукопожатием TCP( TCP three-way handshake). На рис. 2.2 представлена схема такого обмена.

Рис. 2.2. Трехэтапное рукопожатие TCP

Мы обозначаем начальный порядковый номер клиента как J, а начальный порядковый номер сервера как K. Номер подтверждения в сегменте ACK – это следующий предполагаемый порядковый номер на том конце связи, который отправил сегмент ACK. Поскольку сегмент SYN занимает 1 байт пространства порядковых номеров, номер подтверждения в сегменте ACK каждого сегмента SYN – это начальный порядковый номер плюс один. Аналогично сегмент ACK каждого сегмента FIN – это порядковый номер сегмента FIN плюс один.

ПРИМЕЧАНИЕ

Повседневной аналогией установления соединения TCP может служить система телефонной связи [81]. Функция socket эквивалентна включению используемого телефона. Функция bind дает возможность другим узнать ваш телефонный номер, чтобы они могли позвонить вам. Функция listen включает звонок, и вы можете услышать, когда происходит входящий звонок. Функция connect требует, чтобы мы знали чей-то номер телефона и могли до него дозвониться. Функция accept – аналогия ответа на входящий звонок. Получение идентифицирующих данных, возвращаемых функцией accept (где идентифицирующие данные – это IP-адрес и номер порта клиента), аналогично получению информации, идентифицирующей вызывающего по телефону – его телефонного номера. Однако имеется отличие, и состоит оно в том, что функция accept возвращает идентифицирующие данные клиента только после того, как соединение установлено, тогда как во время телефонного звонка после указания номера телефона звонящего мы можем выбрать, отвечать на звонок или нет. Служба DNS (см. главу 11) предоставляет сервис, аналогичный телефонной книге. Вызов getaddrinfo – поиск телефонного номера в книге; getnameinfo – поиск имени по телефонному номеру (правда, такая книга должна быть отсортирована по номерам, а не по именам).

Параметры TCP

Каждый сегмент SYN может содержать параметры TCP. Ниже перечислены наиболее общеупотребительные параметры TCP.

■  Параметр MSS. Этот параметр TCP позволяет узлу, отправляющему сегмент SYN, объявить свой максимальный размер сегмента (maximum segment size, MSS) – максимальное количество данных, которое он будет принимать в каждом сегменте TCP на этом соединении. Мы покажем, как получить и установить этот параметр TCP с помощью параметра сокета TCP_MAXSEG(см. раздел 7.9).

■  Параметр масштабирования окна( Window scale option). Максимальный размер окна, который может быть установлен в заголовке TCP, равен 65 535, поскольку соответствующее поле занимает 16 бит. Но высокоскоростные соединения (45 Мбит/с и больше, как описано в документе RFC 1323 [53]) или линии с большой задержкой (спутниковые сети) требуют большего размера окна для получения максимально возможной пропускной способности. Этот параметр, появившийся не так давно, определяет, что объявленная в заголовке TCP величина окна должна быть отмасштабирована – сдвинута влево на 0-14 разрядов, предоставляя максимально возможное окно размером почти гигабайт (65 535 × 2 ¹⁴). Для использования параметра масштабирования окна в соединении необходима его поддержка обоими связывающимися узлами. Мы увидим, как задействовать этот параметр с помощью параметра сокета SO_RCVBUF(см. раздел 7.5).

ПРИМЕЧАНИЕ

Чтобы обеспечить совместимость с более ранними реализациями, в которых не поддерживается этот параметр, применяются следующие правила. TCP может отправить параметр со своим сегментом SYN в процессе активного открытия сокета. Но он может масштабировать свое окно, только если другой конец связи также отправит соответствующий параметр со своим сегментом SYN. Эта логика предполагает, что недоступные в данной реализации параметры просто игнорируются. Это общее и необходимое требование, но, к сожалению, его выполнение не гарантировано для всех реализаций.

■  Временная метка( Timestamp option). Этот параметр необходим для высокоскоростных соединений, чтобы предотвратить возможное повреждение данных, вызванное приходом устаревших, задержавшихся и дублированных пакетов. Поскольку это один из недавно появившихся параметров, его обработка производится аналогично параметру масштабирования окна. С точки зрения сетевого программиста, этот параметр не должен вызывать беспокойства.

Перечисленные выше параметры поддерживаются большинством реализаций. Последние два параметра иногда называются «параметрами RFC 1323», они были описаны именно этим стандартом [53]. Они также часто именуются параметрами для «канала с повышенной пропускной способностью», поскольку сеть с широкой полосой пропускания или с большой задержкой называется каналом с повышенной пропускной способностью, или, если перевести дословно, длинной толстой трубой( long fat pipe). В главе 24 [111] эти новые параметры описаны более подробно.

Завершение соединения TCP

В то время как для установления соединения необходимо три сегмента, для его завершения требуется четыре сегмента.

1. Одно из приложений первым вызывает функцию close, и мы в этом случае говорим, что конечная точка TCP выполняет активное закрытие( active close). TCP этого узла отправляет сегмент FIN, обозначающий прекращение передачи данных.

2. Другой узел, получающий сегмент FIN, выполняет пассивное закрытие( passive close). Полученный сегмент FIN подтверждается TCP. Получение сегмента FIN также передается приложению как признак конца файла (после любых данных, которые уже стоят в очереди, ожидая приема приложением), поскольку получение приложением сегмента FIN означает, что оно уже не получит никаких дополнительных данных по этому соединению.

3. Через некоторое время после того как приложение получило признак конца файла, оно вызывает функцию closeдля закрытия своего сокета. При этом его TCP отправляет сегмент FIN.

4. TCP системы, получающей окончательный сегмент FIN (то есть того узла, на котором произошло активное закрытие), подтверждает получение сегмента FIN.

Поскольку сегменты FIN и ACK передаются в обоих направлениях, обычно требуется четыре сегмента. Мы используем слово «обычно», поскольку в ряде сценариев сегмент FIN на первом шаге отправляется вместе с данными. Кроме того, сегменты, отправляемые на шаге 2 и 3, исходят с узла, выполняющего пассивное закрытие, и могут быть объединены. Соответствующие пакеты изображены на рис. 2.3.

Рис. 2.3. Обмен пакетами при завершении соединения TCP

Сегмент FIN занимает 1 байт пространства порядковых номеров аналогично SYN. Следовательно, сегмент ACK каждого сегмента FIN – это порядковый номер FIN плюс один.

Возможно, что между шагами 2 и 3 какие-то данные будут переданы от узла, выполняющего пассивное закрытие, к узлу, выполняющему активное закрытие. Это состояние называется частичным закрытием( half-close), и мы рассмотрим его во всех подробностях вместе с функцией shutdownв разделе 6.6.

Отправка каждого сегмента FIN происходит при закрытии сокета. Мы говорили, что для этого приложение вызывает функцию close, но нужно понимать, что когда процесс Unix прерывается либо произвольно (при вызове функции exitили при возврате из функции main), либо непроизвольно (при получении сигнала, прерывающего процесс), все его открытые дескрипторы закрываются, что также вызывает отправку сегмента FIN любому соединению TCP, которое все еще открыто.

Хотя на рис. 2.3 мы продемонстрировали, что активное закрытие выполняет клиент, на практике активное закрытие может выполнять любой узел: и клиент, и сервер. Часто активное закрытие выполняет клиент, но с некоторыми протоколами (особенно HTTP) активное закрытие выполняет сервер.

Диаграмма состояний TCP

Последовательность действий TCP во время установления и завершения соединения можно определить с помощью диаграммы состояний TCP( state transition diagram). Ее мы изобразили на рис. 2.4.

Рис. 2.4. Диаграмма состояний TCP

Для соединения определено 11 различных состояний, а правила TCP предписывают переходы от одного состояния к другому в зависимости от текущего состояния и сегмента, полученного в этом состоянии. Например, если приложение выполняет активное открытие в состоянии CLOSED (Закрыло), TCP отправляет сегмент SYN, и новым состоянием становится SYN_SENT (Отправлен SYN). Если затем TCP получает сегмент SYN с сегментом ACK, он отправляет сегмент ACK, и следующим состоянием становится ESTABLISHED (Соединение установлено). В этом последнем состоянии проходит большая часть обмена данными.

Две стрелки, идущие от состояния ESTABLISHED, относятся к разрыву соединения. Если приложение вызывает функцию close перед получением признака конца файла (активное закрытие), происходит переход к состоянию FIN_WAIT_1 (Ожидание FIN 1). Но если приложение получает сегмент FIN в состоянии ESTABLISHED (пассивное закрытие), происходит переход в состояние CLOSE_WAIT (Ожидание закрытия).

Мы отмечаем нормальные переходы клиента с помощью более толстой сплошной линии, а нормальные переходы сервера – с помощью штриховой линии. Мы также должны отметить, что существуют два перехода, о которых мы не говорили: одновременное открытие (когда оба конца связи отправляют сегменты SYN приблизительно в одно время, и эти сегменты пересекаются в сети) и одновременное закрытие (когда оба конца связи отправляют сегменты FIN). В главе 18 [111] содержатся примеры и описания обоих этих сценариев, которые хотя и возможны, но встречаются достаточно редко.

Одна из причин, по которым мы приводим здесь диаграмму перехода состояний, – мы хотим показать все 11 состояний TCP и их названия. Эти состояния отображаются программой netstat, которая является полезным средством отладки клиент-серверных приложений. Мы будем использовать программу netstatдля отслеживания изменений состояния в главе 5.

Обмен пакетами

На рис. 2.5 представлен реальный обмен пакетами, происходящий во время соединения TCP: установление соединения, передача данных и завершение соединения. Мы также показываем состояния TCP, через которые проходит каждый узел.

Рис. 2.5. Обмен пакетами для соединения TCP

В этом примере клиент объявляет размер сегмента (MSS) равным 536 байт (это означает, что его реализация работает с минимальным размером буфера сборки пакетов), а сервер – 1460 байт (типичное значение для IPv4 в Ethernet). Как видно, MSS в каждом направлении передачи вполне могут отличаться (см. также упражнение 2.5).

Как только соединение установлено, клиент формирует запрос и посылает его серверу. Мы считаем, что этот запрос соответствует одиночному сегменту TCP (то есть его размер меньше 1460 байт – анонсированного размера MSS сервера). Сервер обрабатывает запрос и отправляет ответ, и мы также считаем, что ответ соответствует одиночному сегменту (в данном примере меньше 536 байт). Оба сегмента данных мы отобразили более жирными линиями. Заметьте, что подтверждение запроса клиента отправляется с ответом сервера. Это называется вложенным подтверждением( piggybacking) и обычно происходит, когда сервер успевает обработать запрос и подготовить ответ меньше, чем за 200 мс или около того. Если серверу требуется больше времени, скажем, 1 с, ответ будет приходить после подтверждения. (Динамика потока данных TCP подробно описана в главах 19 и 20 [111].)

Затем мы показываем четыре сегмента, закрывающих соединение. Заметьте, что узел, выполняющий активное закрытие (в данном сценарии клиент), входит в состояние TIME_WAIT. Мы рассмотрим это в следующем разделе.

На рис. 2.5 важно отметить, что если целью данного соединения было отправить запрос, занимающий один сегмент, и получить ответ, также занимающий один сегмент, то при использовании TCP всего будет задействовано восемь сегментов. Если же используется UDP, произойдет обмен только двумя сегментами: запрос и ответ. Но при переходе от TCP к UDP теряется надежность, которую TCP предоставляет приложению, и множество задач по обеспечению надежности транспортировки данных переходит с транспортного уровня (TCP) на уровень приложения. Другое важное свойство, предоставляемое TCP, – это управление в условиях перегрузки, которое в случае использования протокола UDP должно принимать на себя приложение. Тем не менее важно понимать, что многие приложения используют именно UDP, потому что они обмениваются небольшими объемами данных, a UDP позволяет избежать накладных расходов, возникающих при установлении и разрыве соединения TCP.

2.7. Состояние TIME_WAIT

Без сомнений, самым сложным для понимания аспектом TCP в отношении сетевого программирования является состояние TIME_WAIT ( время ожидания). На рис. 2.4 мы видим, что узел, выполняющий активное закрытие, проходит это состояние. Продолжительность этого состояния равна двум MSL ( maximum segment lifetime – максимальное время жизни сегмента), иногда этот период называется 2MSL.

В каждой реализации TCP выбирается какое-то значение MSL. Рекомендуемое значение, приведенное в документе RFC 1122 [10], равно 2 мин, хотя Беркли-реализации традиционно использовали значение 30 с. Это означает, что продолжительность состояния TIME_WAIT – от 1 до 4 мин. MSL – это максимальное количество времени, в течение которого дейтаграмма IP может оставаться в сети. Это время ограничено, поскольку каждая дейтаграмма содержит 8-разрядное поле предельного количества прыжков( hop limit) (поле TTL IPv4 на рис. А.1 и поле «Предельное количество транзитных узлов» IPv6 на рис. А.2), максимальное значение которого равно 255. Хотя этот предел ограничивает количество транзитных узлов, а не время пребывания пакета в сети, считается, что пакет с максимальным значением этого предела (которое равно 255) не может существовать в сети более MSL секунд.

Пакеты в объединенных сетях обычно теряются в результате различных аномалий. Маршрутизатор отключается, или нарушается связь между двумя маршрутизаторами, и им требуются секунды или минуты для стабилизации и нахождения альтернативного пути. В течение этого периода времени могут возникать петли маршрутизации (маршрутизатор А отправляет пакеты маршрутизатору В, а маршрутизатор В отправляет их обратно маршрутизатору А), и пакеты теряются в этих петлях. В этот момент, если потерянный пакет – это сегмент TCP, истекает установленное время ожидания отправляющего узла, и он снова передает пакет, и этот заново переданный пакет доходит до конечного места назначения по некоему альтернативному пути. Но если спустя некоторое время (не превосходящее количества секунд MSL после начала передачи потерянного пакета) петля маршрутизации исправляется, пакет, потерянный в петле, отправляется к конечному месту назначения. Начальный пакет называется потерянной копией или дубликатом( lost duplicate), а также блуждающей копией или дубликатом( wandering duplicate). TCP должен обрабатывать эти дублированные пакеты.

Есть две причины существования состояния TIME_WAIT:

■ необходимо обеспечить надежность разрыва двустороннего соединения TCP;

■ необходимо подождать, когда истечет время жизни в сети старых дублированных сегментов.

Первую причину можно объяснить, рассматривая рис. 2.5 в предположении, что последний сегмент ACK потерян. Сервер еще раз отправит свой последний сегмент FIN, поэтому клиент должен сохранять информацию о своем состоянии, чтобы отправить завершающее подтверждение ACK повторно. Если бы клиент не сохранял информацию о состоянии, он ответил бы серверу сегментом RST (еще один вид сегмента TCP), что сервер интерпретировал бы как ошибку. Если ответственность за корректное завершение двустороннего соединения в обоих направлениях ложится на TCP, он должен правильно обрабатывать потерю любого из четырех сегментов. Этот пример объясняет, почему в состоянии TIME_WAIT остается узел, выполняющий активное закрытие: именно этому узлу может потребоваться повторно передать подтверждение.

Чтобы понять вторую причину, по которой необходимо состояние TIME_WAIT, давайте считать, что у нас имеется соединение между IP-адресом 12.106.32.254, порт 1500 и IP-адресом 206.168.112.219, порт 21. Это соединение закрывается, и спустя некоторое время мы устанавливаем другое соединение между теми же IP-адресами и портами: 12.106.32.254, порт 1500 и 206.168.112.219, порт 21. Последнее соединение называется новым воплощением( incarnation) предыдущего соединения, поскольку IP-адреса и порты те же. TCP должен предотвратить появление старых дубликатов, относящихся к данному соединению, в новом воплощении этого соединения. Чтобы гарантировать это, TCP запрещает установление нового воплощения соединения, которое в данный момент находится в состоянии TIME_WAIT. Поскольку продолжительность состояния TIME_WAIT равна двум MSL, это позволяет удостовериться, что истечет и время жизни пакетов, посланных в одном направлении, и время жизни пакетов, посланных в ответ. Используя это правило, мы гарантируем, что в момент успешного установления соединения TCP время жизни в сети всех старых дубликатов от предыдущих воплощений этого соединения уже истекло.

ПРИМЕЧАНИЕ

Из этого правила существует исключение. Реализации, происходящие от Беркли, инициируют новое воплощение соединения, которое в настоящий момент находится в состоянии TIME WAIT, если приходящий сегмент SYN имеет порядковый номер «больше» конечного номера из предыдущего воплощения. На с. 958-959 [128] об этом рассказано более подробно. Для этого требуется, чтобы сервер выполнил активное закрытие, поскольку состояние TIME_WAIT должно существовать на узле, получающем следующий сегмент SYN. Эта возможность используется командой rsh. В документе RFC 1185 [54] рассказывается о некоторых ловушках, которые могут вас подстерегать при этом.