Ajuste de TCP

El producto ancho de banda-retardo (BDP, por sus siglas en inglés) es un término que se utiliza principalmente junto con TCP para referirse a la cantidad de bytes necesarios para llenar una "ruta" TCP; es decir, es igual a la cantidad máxima de bits simultáneos en tránsito entre el transmisor y el receptor.

Las redes de alto rendimiento tienen BDP muy grandes. Para dar un ejemplo práctico, dos nodos que se comunican a través de un enlace satelital geoestacionario con un tiempo de retardo de ida y vuelta (o RTT) de 0,5 segundos y un ancho de banda de 10 Gbit/s pueden tener hasta 0,5 × 10 Gbits , es decir, 5  Gbit de datos no confirmados en tránsito. A pesar de tener latencias mucho menores que los enlaces satelitales, incluso los enlaces de fibra terrestre pueden tener BDP muy altos debido a su gran capacidad de enlace. Los sistemas operativos y protocolos diseñados hace tan solo unos años, cuando las redes eran más lentas, estaban optimizados para BDP de órdenes de magnitud menores, con implicaciones para un rendimiento limitado.

Las configuraciones TCP originales admitían búferes de ventana de recepción TCP de hasta 65 535 (64 KiB - 1) bytes, lo cual era suficiente para enlaces lentos o con tiempos de ida y vuelta (RTT) reducidos. Las opciones de alto rendimiento que se describen a continuación requieren búferes de mayor tamaño.

El almacenamiento en búfer se utiliza en sistemas de red de alto rendimiento para gestionar las demoras del sistema. En general, el tamaño del búfer debe ajustarse proporcionalmente a la cantidad de datos en tránsito en cada momento. Para aplicaciones de muy alto rendimiento que no son sensibles a las demoras de la red, es posible interponer grandes demoras de almacenamiento en búfer de extremo a extremo mediante la incorporación de puntos de almacenamiento de datos intermedios en el sistema, y ​​posteriormente utilizar transferencias de datos automatizadas y programadas, aunque no en tiempo real, para que los datos lleguen a sus destinos finales.

En redes informáticas , RWIN (TCP Receive Window) es la cantidad de datos que un ordenador puede aceptar sin confirmar la recepción del remitente. Si el remitente no ha recibido la confirmación del primer paquete que envió, se detendrá y esperará; si esta espera supera un cierto límite, incluso podría retransmitir el paquete . Así es como TCP logra una transmisión de datos fiable .

Aunque no haya pérdida de paquetes en la red, el uso de ventanas puede limitar el rendimiento. Dado que TCP transmite datos hasta alcanzar el tamaño de la ventana antes de esperar las confirmaciones, es posible que no siempre se utilice todo el ancho de banda de la red. La limitación causada por el tamaño de la ventana se puede calcular de la siguiente manera:

${\displaystyle \mathrm {Rendimiento} \leq {\frac {\mathrm {RWIN} }{\mathrm {RTT} }}\,\!}$

donde RWIN es la ventana de recepción TCP y RTT es el tiempo de ida y vuelta para la ruta.

En cualquier momento dado, la ventana anunciada por el receptor de TCP corresponde a la cantidad de memoria de recepción libre que ha asignado para esta conexión. De lo contrario, correría el riesgo de descartar los paquetes recibidos por falta de espacio.

Para un buen rendimiento , el emisor debe asignar la misma cantidad de memoria que el receptor. Esto se debe a que, incluso después de enviar los datos por la red, el emisor debe mantenerlos en memoria hasta que se confirme su recepción, por si fuera necesario retransmitirlos. Si el receptor está lejos, las confirmaciones tardarán mucho en llegar. Si la memoria de envío es pequeña, puede saturarse y bloquear la transmisión. Un cálculo sencillo proporciona el mismo tamaño óptimo de memoria de envío que el de la memoria de recepción mencionado anteriormente.

Cuando se produce una pérdida de paquetes en la red, se impone un límite adicional a la conexión. ^{[ 2 ]} En el caso de una pérdida de paquetes leve a moderada, cuando la tasa TCP está limitada por el algoritmo de prevención de congestión , el límite se puede calcular según la fórmula (Mathis, et al.):

${\displaystyle \mathrm {Rendimiento} \leq {\frac {\mathrm {MSS} }{\mathrm {RTT} {\sqrt {P_{\mathrm {pérdida} }}}}}}$

donde MSS es el tamaño máximo del segmento y P _loss es la probabilidad de pérdida de paquetes. Si la pérdida de paquetes es tan poco frecuente que la ventana TCP se extiende completamente de forma regular, esta fórmula no se aplica.