07. Internet Engineering - Chapter 3 Problems (Transport Layer)

학습 목표

• 클라이언트와 서버 사이 세그먼트의 출발지/목적지 포트 번호 정하기
• rdt3.0 수신 측 FSM 그리기 (순서 번호 0, 1과 중복 패킷 처리)
• ACK의 의미를 깨뜨리면 신뢰적 전송이 무너지는 이유 설명
• EstimatedRTT가 지수 이동 평균(EWMA)인 이유를 식으로 보이기
• 혼잡 윈도 그래프에서 슬로 스타트, 혼잡 회피, 3 중복 ACK, 타임아웃 구간 찾기
• TCP Reno와 Tahoe의 차이를 계산 문제로 확인

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P1. 포트 번호

HTTP 서버는 기본적으로 80번 포트를 쓰므로 A(클라이언트)는 33000, S(서버)는 80.

문항	답
a. A → S	출발지 포트 33000, 목적지 포트 80
b. S → A	출발지 포트 80, 목적지 포트 33000 (a와 반대)
c. UDP로 접속	불가능. 이 서버의 HTTP(HTTP/1.1, HTTP/2)는 TCP 위에서 동작하므로 UDP 데이터그램은 TCP 80번 소켓에 전달되지 않음. 단, HTTP/3는 UDP 위의 QUIC을 사용함
d. 한 TCP 연결로 여러 자원 요청	가능. 지속 연결(persistent HTTP)을 쓰면 하나의 TCP 연결로 여러 객체를 요청할 수 있음

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P8. rdt3.0 수신 측 FSM

• 위는 손으로 그린 답, 아래는 강의 자료의 정답. 두 그림이 같음
• rdt3.0의 수신 측은 rdt2.2의 수신 측과 똑같음. 타이머와 재전송은 송신 측에만 추가되고, 수신 측은 중복 패킷만 잘 처리하면 되기 때문
• 상태는 두 개: Wait for 0 from below, Wait for 1 from below
• 기다리던 순서 번호의 패킷이 손상 없이 오면: 데이터를 꺼내 위로 전달하고, 그 번호의 ACK를 보내고, 다음 상태로 이동
• 손상된 패킷이나 이미 받은 번호(중복) 가 오면: 데이터는 버리고, 마지막으로 제대로 받은 패킷의 ACK를 다시 보냄 (NAK 대신 중복 ACK)

[Wait for 0]
  rdt_rcv(rcvpkt) && notcorrupt(rcvpkt) && has_seq0(rcvpkt)
    / extract, deliver_data, sndpkt = make_pkt(ACK0, checksum), udt_send   → Wait for 1
  rdt_rcv(rcvpkt) && (corrupt(rcvpkt) || has_seq1(rcvpkt))
    / sndpkt = make_pkt(ACK1, checksum), udt_send                          → Wait for 0

[Wait for 1]
  rdt_rcv(rcvpkt) && notcorrupt(rcvpkt) && has_seq1(rcvpkt)
    / extract, deliver_data, sndpkt = make_pkt(ACK1, checksum), udt_send   → Wait for 0
  rdt_rcv(rcvpkt) && (corrupt(rcvpkt) || has_seq0(rcvpkt))
    / sndpkt = make_pkt(ACK0, checksum), udt_send                          → Wait for 1

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P16. ACK를 데이터와 상관없이 번갈아 보낸다면

답: 겉보기 채널 이용률은 올라갈 수 있지만, ACK의 의미가 깨져서 손실 복구와 순서 보장이 불가능해지므로 올바른 설계가 아님

• 송신자는 ACK가 계속 오니까 기다리지 않고 다음 패킷을 보냄 → 링크가 쉬지 않아 이용률이 올라가는 것처럼 보임
• 하지만 ACK는 “이 패킷을 제대로 받았다”는 뜻이어야 함. 데이터 도착과 상관없이 ACK를 보내면 송신자는 손실된 패킷도 받은 것으로 착각하고 재전송하지 않음
• 결과적으로 데이터 손실을 복구할 수 없고, 순서도 보장되지 않아 rdt의 목적(신뢰적 전송)이 사라짐
• 전송 후 대기 방식의 낮은 효율은 ACK를 속이는 것이 아니라 파이프라이닝(GBN, SR)으로 해결해야 함

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P32. EstimatedRTT와 지수 이동 평균

TCP는 새 샘플이 올 때마다 아래 식으로 RTT 추정치를 갱신함.

식으로 쓰면 \(\text{EstimatedRTT} \leftarrow \alpha \cdot \text{SampleRTT} + (1 - \alpha) \cdot \text{EstimatedRTT}\)

문제에서 \(\text{SampleRTT}_1\)이 가장 최근 샘플이므로, 시간 순서로는 \(S_4 \to S_3 \to S_2 \to S_1\) 순으로 도착함 (\(S_i = \text{SampleRTT}_i\)).

a. 샘플 4개

손풀이(아래 그림)는 처음 추정치를 0으로 두고 식을 차례로 대입함.

문제의 번호 규칙(1이 가장 최근)에 맞추면, 가장 최근 샘플에 가장 큰 가중치 \(\alpha\)가 붙음.

정리하면 \(E = \alpha S_1 + \alpha(1-\alpha) S_2 + \alpha(1-\alpha)^2 S_3 + \alpha(1-\alpha)^3 S_4\)

교재 해답처럼 첫 추정치를 첫 샘플 \(S_4\)로 두면 마지막 항만 \((1-\alpha)^3 S_4\)로 바뀜.

b. 샘플 n개로 일반화

첫 추정치를 0으로 두면 \(E = \alpha \sum_{j=1}^{n} (1-\alpha)^{j-1} S_j\) (\(S_1\)이 가장 최근)

c. 왜 지수 이동 평균인가

• \(j\)번째로 오래된 샘플의 가중치는 \(\alpha(1-\alpha)^{j-1}\)이라서, 샘플이 오래될수록 가중치가 지수적으로 줄어듦
• \(\alpha = 0.1\)이면 가중치가 0.1, 0.09, 0.081, … 이고, \(n \to \infty\)일 때 가중치의 합은 \(\alpha \cdot \frac{1}{1 - (1-\alpha)} = 1\)이 되어 진짜 평균이 됨
• 새 샘플이 들어오면 전체가 한 칸씩 밀리며 평균을 다시 내므로 “이동” 평균

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P40. TCP 혼잡 윈도 그래프

그래프에서 읽은 값: 1~6라운드는 1, 2, 4, 8, 16, 32로 두 배씩 증가, 6~16라운드는 32에서 42까지 1씩 증가, 17라운드에 24로 떨어진 뒤 22라운드 29까지 1씩 증가, 23라운드에 1로 떨어진 뒤 다시 두 배씩 증가.

문항	답	근거
a. 슬로 스타트 구간	1~6, 23~26라운드	윈도가 라운드마다 두 배
b. 혼잡 회피 구간	6~16, 17~22라운드	윈도가 라운드마다 1씩 증가
c. 16라운드 뒤 손실 감지	3개의 중복 ACK	윈도가 1이 아니라 절반 근처(24)로 떨어짐 → Reno의 빠른 회복
d. 22라운드 뒤 손실 감지	타임아웃	윈도가 1로 떨어짐
e. 첫 라운드의 ssthresh	32	32에 도달한 뒤 선형 증가로 바뀜
f. 22라운드의 ssthresh	21	16라운드 윈도 42의 절반. 17라운드 윈도 24 = 21 + 3
g. 70번째 세그먼트를 보낸 라운드	7	누적 1, 3, 7, 15, 31, 63이고 7라운드에 33개를 보내 누적 96
h. 26라운드 뒤 3 중복 ACK	윈도 7, ssthresh 4	26라운드 윈도 8의 절반이 4, 윈도는 4 + 3 = 7
i. Tahoe, 10라운드에 3 중복 ACK → 11라운드	ssthresh 18, 윈도 1	10라운드 윈도 36의 절반. Tahoe는 3 중복 ACK에도 윈도를 1로 줄임
j. Tahoe, 22라운드에 타임아웃 → 17~22라운드 전송량	52개	아래 계산

j 계산

“또 한 번 Tahoe가 사용된다”는 것은 16라운드 뒤의 3 중복 ACK도 Tahoe로 처리한다는 뜻. 그러면 17라운드에 윈도가 1로 떨어지고 ssthresh는 21이 됨.

• 17~21라운드는 슬로 스타트: 1, 2, 4, 8, 16
• 22라운드는 32가 되기 전에 ssthresh 21에 걸려서 21
• 합계 \(1 + 2 + 4 + 8 + 16 + 21 = 52\)

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과제 노트에서 정정한 부분 정리

위치	원래	정정	이유
P32 a	\(E_4 = \alpha S_4 + \alpha(1-\alpha) S_3 + \cdots + \alpha(1-\alpha)^3 S_1\)	\(\alpha S_1 + \alpha(1-\alpha) S_2 + \cdots + \alpha(1-\alpha)^3 S_4\)	문제는 \(S_1\)을 가장 최근 샘플로 정의함. 식의 모양은 같고 번호만 반대
P32 a 풀이 중간	\(E_3 = \alpha S_3 + (1-\alpha) S_2\)	\(E_3 = \alpha S_3 + (1-\alpha) E_2\)	점화식에는 이전 추정치가 들어감 (다음 줄은 올바르게 대입함)
P40 j	24 + 25 + … + 29 = 159	1 + 2 + 4 + 8 + 16 + 21 = 52	159는 그래프(Reno)의 값. Tahoe라면 16라운드 뒤 윈도가 1로 떨어짐
P40 f	수업에서는 22 MSS로 설명	21 MSS	ssthresh는 손실 시 윈도 42의 절반이고, 그래프의 24는 21 + 3

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최종 핵심 정리

1. 서버 → 클라이언트 세그먼트의 포트 번호는 클라이언트 → 서버 세그먼트의 출발지/목적지를 뒤바꾼 것
2. rdt3.0 수신 측은 rdt2.2와 같고, 손상되거나 중복된 패킷에는 마지막으로 제대로 받은 패킷의 ACK를 다시 보냄
3. ACK를 실제 수신과 무관하게 보내면 이용률은 높아 보여도 손실 복구가 불가능해짐. 효율은 파이프라이닝으로 높임
4. EstimatedRTT는 오래된 샘플일수록 가중치가 \((1-\alpha)\)배씩 줄어드는 지수 이동 평균
5. 혼잡 윈도가 두 배씩 늘면 슬로 스타트, 1씩 늘면 혼잡 회피
6. Reno는 3 중복 ACK에서 ssthresh = cwnd/2, cwnd = ssthresh + 3으로 빠른 회복을 하고, 타임아웃에서는 cwnd = 1
7. Tahoe는 3 중복 ACK와 타임아웃 모두 cwnd를 1로 줄이고 ssthresh를 절반으로 함
8. 슬로 스타트 중 윈도가 ssthresh에 도달하면 더 두 배로 늘지 않고 혼잡 회피로 넘어감 (P40 j의 22라운드가 21)

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End.