class="p">Самый кошмарный сценарий выглядит следующим образом. Пользователь устанавливает соединение с банком и отправляет сообщение с запросом о переводе крупной суммы на счет ненадежного человека. К несчастью, пакеты решают прогуляться по замысловатому маршруту, посетив самые отдаленные уголки сети. Тем временем отправитель вынужден выполнить повторную передачу. На этот раз пакеты идут по кратчайшему пути и доставляются быстро, в результате чего отправитель разрывает соединение.

Происходит очередная неудача: первая порция пакетов выходит из укрытия и добирается до адресата в нужном порядке, предлагая банку установить новое соединение и снова выполнить перевод. У банка нет способа определить, что это дубликаты. Он решает, что это вторая независимая транзакция, и еще раз переводит деньги.

Такой сценарий может показаться маловероятным или даже неправдоподобным, но идея в том, что протоколы всегда должны работать корректно. Самые распространенные случаи должны быть реализованы с максимальной эффективностью, требующейся для высокой производительности сети, однако протокол должен уметь справляться и с редкими сценариями. В противном случае сеть будет ненадежной и может неожиданно дать сбой, даже не сообщив об ошибке.

В оставшейся части этого раздела мы будем изучать проблему задержавшихся дубликатов, уделяя особое внимание алгоритмам, устанавливающим соединение надежным способом. Основная проблема заключается в том, что задержавшиеся дубликаты распознаются как новые пакеты. Избежать копирования и задержки пакетов мы не можем. Но если это происходит, копии должны отвергаться и не обрабатываться как новые.

Эту проблему можно попытаться решить несколькими способами, но на самом деле ни один из них не является оптимальным. Так, например, можно использовать одноразовые транспортные адреса. При таком подходе каждый раз, когда требуется транспортный адрес, генерируется новый адрес. Когда соединение разрывается, он уничтожается. В этом случае задержавшиеся дубликаты не смогут найти транспортный адрес и, следовательно, перестанут представлять угрозу. Однако при этом будет сложнее установить соединение с процессом.

Другой вариант — каждому соединению присваивается уникальный идентификатор (последовательный номер, возрастающий на единицу для каждого установленного соединения). Он выбирается инициатором соединения и помещается в каждый сегмент, включая тот, который содержит CONNECTION REQUEST. После разрыва соединения транспортная подсистема может обновить таблицу, в которой хранятся прежние соединения в виде пар (одноранговая транспортная подсистема, идентификатор). При каждом новом запросе таблица проверяется на наличие соответствующего идентификатора (он мог остаться там от разорванного ранее соединения).

К сожалению, у этой схемы есть существенный изъян: требуется, чтобы каждая транспортная подсистема (как отправитель, так и получатель) практически бесконечно хранила определенное количество информации об истории соединений. Иначе, если устройство выйдет из строя и потеряет данные, оно не сможет определить, какие соединения уже использовались, а какие нет.

Вместо этого можно применить другой подход, который существенно упростит задачу. Нужно разработать механизм, уничтожающий устаревшие заблудившиеся пакеты и не позволяющий им существовать в сети бесконечно долго. При таком ограничении проблема станет более управляемой.

Время жизни пакета может быть ограничено до известного максимума с помощью одного из следующих методов:

1. Проектирование сети с ограничениями.

2. Внедрение в каждый пакет счетчика транзитных участков.

3. Внедрение в каждый пакет временной метки.

К первому способу относятся все методы, предотвращающие зацикливание пакетов в комбинации с ограничением задержки, включая перегрузки по самому длинному возможному пути. Осуществить эту идею достаточно трудно, учитывая, что интерсеть может охватывать как один город, так и весь мир. Второй способ заключается в изначальной установке счетчика на определенное значение и уменьшении его на единицу на каждом маршрутизаторе. Сетевой протокол передачи данных просто игнорирует все пакеты, у которых значение счетчика достигло нуля. Третий способ состоит в том, что в каждом пакете указывается время его создания, а маршрутизаторы договариваются игнорировать все пакеты старше определенного времени. Для этого требуется синхронизация тактовых генераторов маршрутизаторов, что само по себе является нетривиальной задачей. На самом деле возраст пакета можно довольно точно вычислять с помощью счетчика транзитных участков.

На практике нужно гарантировать не только то, что пакета больше нет, но и что все его подтверждения также исчезли. Поэтому вводится период T, который в несколько раз превышает максимальное время жизни пакета (для каждой сети оно является константой и выбирается с запасом; для интернета оно составляет 120 с). На какое число умножается максимальное время жизни пакета, зависит от протокола, и это влияет только на длительность T. Если подождать в течение T с момента отправки пакета, то можно быть уверенными, что все следы этого пакета уничтожены и что он не возникнет вдруг как гром среди ясного неба.

При ограниченном времени жизни пакетов можно разработать надежный и практичный способ отвергать задержавшиеся дублированные сегменты. Автор описанного ниже метода — Томлинсон (Tomlinson, 1975); позднее он был улучшен Саншайном и Далалом (Sunshine and Dalal, 1978). Варианты этого метода широко используются на практике, и одним из примеров применения является TCP.

Основная идея метода заключается в том, что отправитель присваивает сегментам последовательные номера, которые не будут повторно использоваться в течение последующих T секунд. Размер такого номера складывается из периода T и скорости пакетов в секунду. Таким образом, в любой момент времени может отправляться только один пакет с данным номером. Копии этого пакета все равно могут появиться, и получатель должен их удалить.

Однако теперь невозможна ситуация, при которой задержавшийся дубликат принимается получателем вместо нового пакета с тем же порядковым номером.

Чтобы обойти проблему потери устройством сведений о предыдущих состояниях (при сбое), можно сделать так, чтобы транспортная подсистема оставалась неактивной в течение первых T секунд после восстановления. В таком случае все старые сегменты исчезнут, и отправитель сможет начать процесс заново, используя любой последовательный номер. Недостаток этой идеи в том, что в крупных интерсетях период времени T может быть достаточно большим.

Вместо этого Томлинсон предложил снабдить каждый хост генератором импульсов истинного времени. Генераторы разных хостов синхронизировать не обязательно. Предполагается, что они представляют собой двоичные счетчики, которые увеличиваются через равные интервалы времени. Кроме того, число разрядов счетчика должно равняться числу битов в последовательных номерах (или превосходить его). Последнее и самое важное предположение состоит в том, что таймер продолжает работать, даже если хост зависает.

При установке соединения младшие k-биты генераторов импульсов используются в качестве k-битного начального порядкового номера. Таким образом, в отличие от протоколов, описанных в главе 3, каждое соединение начинает нумерацию своих сегментов с разных чисел. Диапазон этих номеров должен быть достаточно большим, чтобы к тому моменту, когда порядковые номера сделают полный круг, старые сегменты с такими же номерами уже давно исчезли. Линейная зависимость порядковых номеров от времени представлена на илл. 6.10 (а). Запретная зона показывает, в какой