7.2 무선 랜과 네트워크의 특징

◾ 신호 세기의 감소

물체를 통과하거나 송신자에게서 거리가 멀어질수록 전자기파 신호의 세기는 감소한다.

◾ 다른 출발지로부터의 간섭

동일한 주파수 대역으로 전송되는 무선 신호들은 서로 간섭하게 된다.

◾ 다중경로 전파

송수신자간에 전송되는 전자기파가 물체나 지표에 부딪혀서 갈라져서 길이가 다른 여러개의 경로를 거쳐간다.

충돌 검출이 매우 어렵기때문에 CSMA/CD는 사용할 수 없다.

7.3 WiFi: 802.11 무선 랜

1) 802.11 구조

서브넷, AS라는 구성단위가 존재하는 것처럼 802.11의 기본 구성단위는 BSS이다.

BSS 내부에서 AP의 도움 없이 호스트들끼리 데이터를 교환하는 것을 애드 혹 네트워크라고 한다.

하나의 서브넷에는 다수의 BSS가 존재할 수 있다.

2) 802.11 MAC 프로토콜

CSMA/CA 프로토콜을 사용한다. 충돌 검출이 아닌 충돌 회피(collision avoidance)를 한다.

또한 무선 채널은 비트 오류율이 상대적으로 크기 때문에 이더넷과 달리 링크 계층 ACK/재전송(ARQ) 방식을 사용한다.

짧은 임의의 대기시간을 거친 후에 프레임 전송이 시작되면 중단되지 않고 끝까지 전송된다. 단, ACK 메시지를 받지 못한다면 프레임이 AP에 도달하지 못했다고 판단하고 다시 CSMA/CA 프로토콜로 채널 접근을 한 뒤에 재전송을 한다.

일정 횟수의 재전송 이후에도 ACK 피드백을 수신하지 못하면 포기하고 프레임을 폐기한다.

여기서의 ACK 피드백은 트랜스포트 계층의 ACK 피드백이 아닌 링크 계층만의 ACK 피드백이다.

두 스테이션이 서로 숨은 터미널이거나 임의의 백오프 값이 너무 가까울 경우 충돌이 계속 발생할 수 있다.

◾ 숨은 터미널 해결 방안: RTS(Request to Send)와 CTS(Clear to Send)

크기가 아주 작은 RTS와 CTS 제어 프레임을 AP와 주고 받아서 채널 접근을 예약한다.

한 스테이션이 RTS로 채널 접근을 예약하면 AP는 접속한 모든 스테이션들에게 CTS 프레임을 브로드캐스팅해서 채널이 예약중이라고 알린다.

3) IEEE 802.11 프레임

프레임에 주소가 4개가 존재한다. 4번째 주소는 애드 혹 네트워크에서 사용되므로 우선은 무시한다.

1번은 수신자(AP), 2번은 송신자(노드)의 MAC 주소이고 3번은 AP가 연결된 라우터의 MAC 주소이다.

AP에게 전달된 프레임은 라우터를 거쳐서 이더넷 프레임으로 변환되어야 하기 때문에 주소가 3개 사용된다.

Type은 RTS, CTS, ACK, data 4가지 중 한가지를 명시한다.

주소를 여러개 받는 이유는 AP가 링크 계층 장비이기 때문이다.

만약 이더넷 프레임처럼 주소를 2개만 사용한다면 목적지 경로를 찾을 때, IP 패킷의 목적지를 보고 포워딩 테이블을 참조해서 출력 링크를 선택해야 하는데, 네트워크 계층이 없어서 IP 패킷을 해석할 수 없으므로 경로를 찾을 수 없다.

AP는 BSS 내부의 호스트들과 무선으로 연결될때는 MAC가 존재하지만 라우터와 유선으로 연결되는 네트워크 인터페이스에는 MAC 주소가 없는 스위치로 취급된다.

4) 동일한 IP 서브넷 내에서의 이동성

동일한 서브넷 내에서 BSS를 이동하는 경우 IP는 변하지 않고 유지된다.

TCP/IP 통신은 송수신자의 주소와 포트가 모두 필요하기 때문에 정보가 변하지 않으면 TCP 연결은 계속 유지된다.

다만 스위치 테이블의 정보는 업데이트 되어야한다.

5) 802.11의 진전된 특징

◾ 802.11 전송률 적응

일반적으로 AP로부터 거리가 멀어질수록 SNR(signal-to-noise rate)은 낮아지고 BER(bit error rate, 비트 오류율)은 높아진다.

전송률이 낮을수록 SNR대비 BER이 낮아지는데(인코딩 기법이 다름), 프레임 전송 시 ACK 피드백을 연속적으로 일정 횟수 받지 못하면 전송률을 낮추고 연속적으로 일정 횟수 받으면 전송률을 높여서 실시간으로 전송률을 적응시킨다.

TCP 혼잡제어 기법과 같은 개념을 공유한다.

네트워크 계층까지는 두 호스트간의 통신에만 관심이 있기 때문에 연결 링크는 추상화 되어있었다.

하지만 실제로는 여러개의 호스트가 하나의 회선을 공유하는 경우가 있기 때문에 다수의 호스트에서 회선을 동시에 사용한다면 충돌이 일어난다.

네트워크 계층은 호스트간 데이터 전송에 관심이 있었다면 링크 계층은 충돌에 관심이 있는 계층이다.

첫 라우터까지 충돌없이 데이터가 잘 전송되는지가 주요 관심사이다.

6.1 링크 계층 소개

링크 계층 프로토콜을 실행하는 장치를 노드라고 한다. 호스트, 라우터, 스위치, WiFi AP 등이 해당된다.

통신 경로상의 인접한 노드들을 연결하는 통신 채널은 링크라고 한다.

대부분의 링크 계층은 네트워크 인터페이스 카드에 구현된다.

6.3 다중 접속 링크와 프로토콜

네트워크 링크는 점대점 링크와 브로드캐스트 링크 두 종류가 있다.

이 중 브로드캐스트 링크는 하나의 공유된 브로드캐스트 채널에 다수의 송신 노드 및 수신 노드들이 연결되고 한 노드가 프레임을 전송하면 연결된 모든 노드들이 그 프레임을 수신한다.

이 때 동시에 여러 노드가 프레임을 송수신하면 프레임이 충돌하는 다중 접속 문제가 발생하게 된다.

다중 접속 문제를 해결하기 위해 브로드캐스트 채널로 보내는 노드들의 전송을 조정하기 위한 다중 접속 프로토콜이 존재한다.

채널 분할 프로토콜, 랜덤 접속 프로토콜, 순번 프로토콜 세 가지로 분류할 수 있다.

1) 채널 분할 프로토콜

◾ 시분할 다중 접속 (time division multiple access, TDMA)

시간을 시간 프레임으로 나누고 각 시간 프레임을 N개의 시간 슬롯으로 나누어서 N개의 노드에게 할당한다.

노드는 전송할 프레임이 있을 때마다 자신에게 할당된 시간 슬롯 동안만 프레임 비트를 전송한다.

시간을 공평하게 배분받기 때문에 매우 공정하지만 프레임을 전송할 노드가 단 하나라고 해도 전송률이 평균 R/N으로 제한되고 자신의 차례를 항상 기다려야 하는 단점이 있다.

◾ 주파수분할 다중화 (frequency division multiple access, FDMA)

대역폭을 다른 주파수로 나눠서 각 주파수를 N개의 노드에게 할당한다.

자신의 차례를 기다리지 않아도 되지만 전송률이 R/N으로 제한되는 단점이 여전히 존재한다.

2) 랜덤 접속 프로토콜

채널 분할 프로토콜이 충돌 자체를 피하는 방식이었다면 랜덤 접속 프로토콜은 충돌을 허용하되 처리하는 방식에 대해 다룬다.

슬롯 알로하, 알로하, CSMA 등의 프로토콜이 있다.

◾ CSMA (Carrier Sense Multiple Access)

노드가 프레임을 전파하기 전에 링크가 사용중인지 확인(carrier sensing)하고 사용중이라면 프레임을 전파하지 않고 잠시 대기한다.

하지만 링크에서 이동되는 것은 전자기파이므로 아무리 빨라도 전파하는 즉시 모든 노드에 도달할 수 없다.

한 노드에서 프레임을 전파했지만 자신에게 브로드캐스팅이 도달하기 전에 carrier sensing이 통과되면 마찬가지로 프레임을 전파하고 CSMA는 충돌 검출을 수행하지 않기 때문에 충돌이 일어나게 된다.

◾ CSMA/CD (Collision Detection)

CSMA에서 충돌 검출을 추가로 수행한다.

충돌이 발생하면 브로드캐스팅을 중단하고 랜덤한 시간만큼 대기한 후에 다시 재전송한다.

대기시간의 범위는 짧을수록 좋지만 너무 짧으면 재충돌 가능성이 높고 너무 길면 지연시간이 길어진다.

그래서 이진 지수적 백오프 알고리즘을 이용해서 최초 충돌시 시간을 짧게 설정하고 충돌이 반복해서 발생 시 시간을 점차 늘려나간다.

공공구역에서 다수의 사람들이 와이파이 접속 시 연결이 매우 불안정하고 느린것은 노드가 많을수록 충돌이 빈번하게 일어나기 때문이다. 

유선 연결(이더넷)은 각 노드의 신호의 세기가 비슷하기 때문에 충돌 감지가 쉬운편이지만 무선 연결은 나의 신호가 월등히 세기 때문에 어떤 노드의 신호 세기가 약하다면 노이즈로 판단하지 않을 수 있으므로 충돌 검출이 어려울 수 있다.

3) 순번 프로토콜

◾ 폴링 프로토콜

연결된 노드들의 상위에 마스터 노드를 추가해서 각 노드들에게 전송할 프레임이 있는지 매번 물어본다.

채널 분할 프로토콜의 장점인 충돌 회피와 랜덤 접속 프로토콜의 장점인 전송하고 싶을 때 전송하는것을 합친 형태이지만 폴링 지연이 발생하고 마스터 노드가 오작동하거나 다운되었을 경우 연결된 전체 노드도 같이 멈춘다는 단점이 존재한다.

◾ 토큰 전달 프로토콜

각 노드가 토큰을 순서대로 전달해가며 토큰이 있는 노드만 전송이 가능하게 한다.

토큰이 분실되면 전체 노드가 멈춘다는 단점이 존재한다.

위 두가지 프로토콜은 하나만 잘못되어도 모두가 잘못된다는 공통적인 문제가 있다.

현재 이더넷과 와이파이는 랜덤 접속 프로토콜을 사용한다.

채널 분할 프로토콜은 LTE 등의 이동 통신에서 사용한다.

6.4 스위치 근거리 네트워크

1) 링크 계층 주소체계와 ARP

◾ MAC 주소

링크 계층 주소는 호스트나 라우터가 아닌 어댑터(네트워크 인터페이스)가 가지게된다.

호스트 이름이나 IP 주소와 다르게 MAC 주소는 변하지 않는다.

프레임의 출발지 및 목적지 주소에는 MAC 주소가 기입된다.

◾ ARP (Adress Resolution Protocol)

호스트에서 데이터가 TCP/IP 패킷에 담길 때 목적지에 해당하는 IP 주소는 DNS에 의해 변환되었다. 이 패킷이 프레임에 담길 때에는 목적지가 MAC 주소로 적혀야 하는데 IP 주소를 MAC 주소로 변환해주는 프로토콜이 ARP 이다.

호스트의 포워딩 테이블에 의해 next hop의 IP 주소를 알아내면 데이터 영역에 ARP 쿼리, 목적지 주소에 FF-FF-FF-FF-FF-FF를 담은 프레임을 브로드캐스팅 해서 next hop의 MAC 주소를 알아내서 ARP 테이블에 추가한다.

ARP 테이블에 추가되면 위의 과정을 생략하고 바로 테이블의 목적지를 가져온다.

포워딩 테이블 → ARP 테이블 순으로 참조해서 링크마다 프레임의 목적지를 정한다.

매 링크마다 프레임이 전달될 때, IP 패킷의 TTL을 감소시키고 출발지와 목적지의 MAC 주소가 변화하며 최종 목적지까지 프레임이 전달된다.

2) 이더넷

이더넷은 CSMA/CD를 MAC 프로토콜로 사용하고 있다.

CSMA/CD는 충돌 여부를 검출하기는 하지만 충돌에 대한 피드백을 해당 노드에게 제공하지 않는다. 그 이유는 이더넷은 유선 연결이기 때문에 충돌 검출을 쉽게 할 수 있고 이더넷 내부에서 충돌이 일어나지 않는다면 프레임은 잘 전달됐다는 의미와 동일하기 때문에 피드백을 제공하지 않는다.

프레임이 너무 짧은 경우에는 실제 충돌이 일어나더라도 충돌 검출보다 프레임의 마지막 비트 전송이 더 일찍 끝나는 경우가 발생하기 때문에 프레임의 최소 사이즈(64바이트, 18+46)가 정해져있다.

이더넷 프레임의 데이터 필드 최소값은 46 바이트이고 IP 데이터그램이 이보다 작으면 임의의 패딩값을 넣어서 46바이트를 채운다.

Length(Type)필드는 데이터 필드에 담긴게 IP 패킷인지 ARP 쿼리인지 등을 구분한다.

3) 링크 계층 스위치

요즘은 이더넷 연결을 bus형이 아닌 스위치에 연결하는 star형을 사용한다.

하나의 링크를 공유해서 사용하는 bus형은 carrier sense시 링크가 사용중이라면 대기해야 하지만 star형은 각자의 독립된 링크를 가지기 때문에 carrier sense시 항상 조용하기 때문에 원하는 때에 프레임을 항상 전송할 수 있다.

스위치는 호스트들과 라우터 사이에 존재해서 서로를 연결시키고 프레임을 전달한다. 하지만 호스트들과 라우터는 스위치의 존재를 모르기 때문에 스위치를 목적지로 삼지 않는다.

그럼에도 불구하고 프레임이 올바르게 전달되는 이유는 스위치에도 테이블이 존재하기 때문이다.

그리고 이 테이블은 자가학습을 통해 테이블이 작성된다.

스위치 테이블은 스위치의 해당 링크(인터페이스)로 프레임이 들어올 때 작성된다.

어느 호스트가 어떤 링크를 통해 프레임을 전달했는지 알기 때문에 테이블에 추가한다.

만약 목적지가 테이블에 존재하지 않는다면 자기 자신을 제외한 모든 링크에 프레임을 브로드캐스팅(flood) 한다.

스위치 테이블을 통해 목적지를 찾아가는 것을 스위칭이라고 한다.

스위치의 포트 개수는 한정적이기 때문에 규모를 키우려면 스위치에 스위치를 연결해서 멀티 스위치를 구성한다.

◾ 스위치 대 라우터

라우터는 네트워크 계층의 장비이고 스위치는 링크 계층의 장비이다.

또한 라우터는 하나의 새로운 서브넷을 형성시키지만 스위치는 그렇지 않다.

라우터는 라우팅 알고리즘에 의해 포워딩 테이블을 만들지만 스위치는 자가 학습을 통해 스위치 테이블을 만든다.

6.7 총정리: 웹페이지 요청에 대한 처리

1) 시작하기: DHCP, UDP, IP 그리고 이더넷

랩탑이 부팅 시 IP 주소를 할당받기 위해서 DHCP 메시지를 UDP/IP 패킷에 담고 브로드캐스팅해서 DHCP 서버로부터 IP 주소를 할당받는다.

그 과정에서 스위치를 거친다면 자가 학습으로 스위치 테이블이 작성된다.

작업이 완료되면 자신과 게이트웨이 라우터의 IP 주소와 DNS 서버의 IP 주소를 알게되어서 자기 자신의 포워딩 테이블을 만들게된다.

2) 여전히 시작하기: DNS와 ARP

웹브라우저에 구글 도메인 주소를 입력 시 DNS 쿼리를 통해 목적지 주소의 IP를 받아와야 하는데 아직 ARP 테이블이 작성되지 않았기 때문에 게이트웨이 라우터의 물리 주소를 모르므로 ARP 요청 쿼리를 먼저 내보낸다.

게이트웨이 라우터에서 ARP 응답 쿼리가 도착하여 ARP 테이블이 만들어지면 게이트웨이 라우터로 DNS 쿼리를 내보낸다.

3) 여전히 시작하기: DNS 서버로의 인트라-도메인 라우팅

게이트웨이 라우터는 포워딩 테이블(OSPF, BGP 등)을 참조해서 DNS 쿼리를 DNS 서버로 전달할 출력 링크를 결정한다.

DNS 서버는 DNS 레코드를 찾아서 응답 메시지를 랩탑에게 보내고 랩탑은 수신받은 메시지에서 구글의 IP 주소를 추출한다.

4) 웹 클라이언트-서버 상호작용: TCP와 HTTP

랩탑은 목적지 주소로 HTTP 요청을 보내기 전에 TCP 연결(3-way handshake)이 이루어져야 하기 때문에 TCP SYN 세그먼트를 보낸다. TCP SYNACK 피드백을 받아서 연결이 이루어졌다면 이제부터 HTTP 요청-응답 메시지를 주고받는다.

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5.2 라우팅 알고리즘

라우팅 알고리즘의 목표는 송신자부터 수신자까지 좋은 경로(=최소 비용)를 결정하는 것이다.

라우팅 문제를 나타내는데에는 그래프가 매우 적합하다.

G=(N, E)로 나타낼 수 있고 N은 라우터 E는 물리 링크에 대입된다.

최단 경로를 구하는 두 가지 접근 방식이 있다.

◾ 정적 라우팅 알고리즘. 모든 경로를 미리 알고있어서 경로가 고정된다. (=link state)

◾ 동적 라우팅 알고리즘. 인접한 경로만 알고 상황에 따라 경로를 바꾼다. (=distance vector)

1) 링크 상태(link state) 라우팅 알고리즘

모든 경로를 미리 알 수 있는 이유는 노드들이 브로드캐스팅을 통해 서로 동기화가 되기 때문이다.

링크 상태 라우팅 알고리즘은 다익스트라 알고리즘 그 자체이다.

모든 경로를 미리 알고있다는것은 엣지의 가중치를 모두 알고있다는 얘기이기 때문에 다익스트라 알고리즘을 수행하면 최적의 경로가 산출된다.

목적지까지의 최소 비용을 백트래킹 하면 경로를 구할 수 있다.

하지만 현실적으로 전 세계에 존재하는 모든 라우터가 동기화 되는것은 불가능에 가깝기 때문에 브로드캐스팅의 범위는 관리주체가 동일한 하나의 네트워크 까지만이다.

2) 거리 벡터(distance vector) 라우팅 알고리즘

동적 계획법에 의해 구해지지만 모든 경로를 미리 알고있는 상태가 아니므로 인접 노드들과 메시지를 주고 받으며 자신의 거리 벡터를 갱신하여 라우팅 테이블을 작성해나간다.

인접 노드로부터 거리 벡터 메시지를 받으면 자신의 거리 벡터를 갱신하고 갱신이 이루어졌을 경우 인접 노드들에게 거리 벡터 메시지를 보낸다.

더이상 자신의 거리 벡터가 갱신되지 않으면 안정화가 되어서 거리 벡터 메시지를 보내지 않는다.

◾ 거리 벡터 알고리즘: 링크 비용 변경과 링크 고장

만약 링크의 비용이 변경되는 경우 링크와 연결된 노드들은 자신의 거리 벡터를 다시 계산하고 갱신되면 인접 노드들에게 거리 벡터 메시지를 보낸다.

링크의 비용이 기존보다 더 작아진 경우에는 금방 안정화가 이루어지지만 기존보다 더 커진경우에는 갱신 횟수가 굉장히 많아질 수 있다. (무한 계수 문제, count to infinity problem)

◾ 거리 벡터 알고리즘: 포이즌 리버스 추가

자신의 거리 벡터를 갱신할 때, 인접 노드로부터 받은 거리 벡터에 의해 갱신이 이루어지면 경유하는 경로에 해당하는 노드에게는 자신의 경로를 무한대라고 알려준다.

위의 그림에서 z-x의 경로는 초기에 7이었으나 거리 벡터 알고리즘에 의해 최종적으로 y를 경유하는 3으로 갱신된다.

이 때, y를 경유해서 갱신되었기 때문에 next hop인 y에게는 z-x의 비용을 무한대라고 알려준다.

◾ LS와 DV 알고리즘의 차이

5.3 인터넷에서의 AS 내부 라우팅: OSPF

하지만 LS, DV 알고리즘 둘 다 대규모 네트워크에 직접 적용하기에는 문제가 있다.

LS는 브로드캐스팅을 주고받느라 포워딩 테이블이 영원히 완성되지 않을것이고, DV는 라우팅 테이블의 안정화가 영원히 이뤄지지 않을 것이다.

이 문제는 라우터들을 자율 시스템(autonomous system, AS)으로 조직화 해서 해결할 수 있다.

AS는 동일한 관리 제어하에 있는 라우터의 그룹으로 구성되고 같은 AS 안에 있는 라우터들은 동일한 라우팅 알고리즘을 사용한다. (예: 대학교, 지역ISP)

AS들은 ICANN의 지역 등록 기관에 의해 AS번호가 부여되어 관리된다.

ISP간에 계층이 존재해서 서로 제공자-고객 관계가 되어 비용을 지불하는 것처럼 AS간에도 계층이 존재해서 제공자-고객 관계가 성립한다. (예: 지역ISP-대학교)

제공자-고객 관계는 암묵적으로 연결이 필요한쪽이 고객이 된다.

AS가 서로를 필요로 하는 경우는 제공자-고객 관계가 성립되기 어렵기 때문에 피어링이라는 동등한 관계로 맺어진다.

OSPF 프로토콜은 모든 라우터가 아닌 AS 내부의 라우터들만 링크 상태 알고리즘을 수행한다.

5.4 인터넷 서비스 제공업자(ISP) 간의 라우팅: BGP

동일한 AS 내부에 있는 출발지와 목적지 사이에서 패킷을 라우팅 할 때의 경로는 AS 내부 라우팅 프로토콜에 의해 결정된다. 하지만 패킷이 여러 AS를 통과하게 되는 경우 AS간의 라우팅 프로토콜이 필요하게 된다.

통신하는 AS간의 프로토콜은 동일해야 하고 일반적으로 경계 게이트웨이 프로토콜(BGP, Border Gateway Protocol)을 사용한다.

AS 가장자리에 있는 게이트웨이 라우터들 끼리 BGP가 이루어진다.

경로 정보를 인접한 AS에게 자신의 AS 번호를 담아서 브로드캐스팅 하면 AS 경로가 누적되어 계속 브로드캐스팅 된다.

이렇게 받은 경로 정보들 중 원하는 경로를 선택하는 것은 각 AS의 정책에 의해 이루어진다.

가장 짧은 경로를 선택하는것이 이상적이지만 보통은 고객 AS에게 보내는걸 우선적으로 한다. (고객 > 피어 > 제공자 순)

5.6 인터넷 제어 메시지 프로토콜(ICMP)

호스트와 라우터간에 네트워크 계층 정보를 주고받기 위해 사용되는 프로토콜이다.

주로 오류보고에 사용된다.

ICMP는 라우터가 생성하며 IP 패킷의 데이터 영역에 담겨서 전송된다.

traceroute가 ICMP로 구현되어있다. TTL을 1부터 점차 늘려나가서 경로를 추적한다.

4.1 네트워크 계층 개요

라우터는 네트워크, 링크, 물리 3개 계층만 존재한다.

라우터는 IP 패킷만 인식해서 포워딩(전달)된다.

1) 포워딩과 라우팅: 데이터 평면과 제어 평면

◾ 포워딩

입력 링크에 도달한 패킷을 올바른 방향의 출력 링크로 이동시킨다.

라우터 내부의 포워딩 테이블을 참조해서 목적지 주소에 맞는 출력 링크를 고를 수 있다.

◾ 라우팅

라우팅 알고리즘은 경로를 계산해서 포워딩 테이블을 채운다.

포워딩 테이블은 단일 주소와 출력 링크를 매핑하지 않고 주소의 범위와 출력 링크를 매핑해서 관리한다.

단일 주소-링크 매핑으로 관리한다면 테이블의 사이즈가 기하급수적으로 커지기 때문이다.

또한 범위로 관리하면 일정 비트까지 중복되는 경우가 존재하는데, 이때는 prefix 비트가 가장 많이 매칭된 링크로 이동된다.

2) 네트워크 서비스 모델

인터넷 네트워크 계층은 최선형 서비스(best-effort service)라는 것을 제공한다.

말이 최선형 서비스일 뿐이지 패킷의 대역폭, 손실, 순서, 지연을 보장하지 않는다.

4.2 라우터 내부에는 무엇이 있을까?

라우팅 프로세서가 포워딩 테이블을 만들면 각 입력 포트에 독립적으로 저장된다.

4.3 인터넷 프로토콜(IP): IPv4, 주소 지정, IPv6 등

현재 사용 중인 IP는 IPv4와 IPv6 두 가지 버전이 있다.

1) IPv4 데이터그램 형식

2) IPv4 데이터그램 단편화

패킷은 전송될 때 다수의 링크를 거쳐간다. 하지만 각 링크별로 보낼 수 있는 데이터의 최대 크기(Maximum Transmission Unit, MTU)가 다르기 때문에 패킷의 크기가 MTU보다 작다면 패킷은 단편화된다.

패킷은 단편화되면서 헤더에 정보를 기록한다.

3) IPv4 주소체계

IP 주소는 특정 호스트를 지칭하는 것이 아닌 인터페이스를 지칭한다.

그렇기 때문에 하나의 호스트가 여러개의 IP를 가질 수 있고 대표적으로 라우터가 있다.

IP 주소가 마구잡이로 할당된다면 포워딩 테이블의 규칙성은 사라지고 1:1 매핑만으로 해결할 수 있기 때문에 포워딩 테이블의 크기가 기하급수적으로 커지고 탐색 속도도 매우 느려지는 문제가 발생한다.

그래서 IP 주소는 계층화 되어 구성되고 그에 따라 할당된다.

앞 부분(network prefix)은 어떤 네트워크에 속하는지(네트워크 ID), 뒷 부분은 어떤 호스트인지(호스트 ID)를 나타낸다.

12.34.158.0/24(서브넷 마스크)는 network prefix 24비트가 네트워크 ID 라는것을 의미한다. (=12.34.158)

결과적으로 같은 네트워크 상에 속한 호스트들은 동일한 네트워크 ID를 가지기 때문에 포워딩 테이블의 구성이 단순해진다.

추가로 12.34.158.0/24 와 같은 표기방식은 사람이 읽기 편할뿐, 실제 서브넷 마스크는 기계가 이해할 수 있어야 하기 때문에 위와 같이 관리한다.

과거에는 network prefix를 고정해서 특정 기관에 따라 배분해서 사용했지만 비효율적이기 때문에 최근에는 가변적으로 운용한다.

이러한 주소 할당 방식을 CIDR(Classeless Interdomain Routing) 이라고 한다.

◾ 서브넷(subnet)

같은 네트워크 ID를 가진 호스트의 집합이다.

같은 서브넷에 속한 호스트들은 라우터를 거치지 않고도 서로 접근이 가능하다.

라우터도 마찬가지로 호스트이지만 여러개의 인터페이스를 가졌기 때문에 라우터끼리도 서브넷이 구성된다.

그렇기 때문에 라우터는 여러개의 서브넷에 걸쳐있는 호스트라고 볼 수 있다.

◾ 주소 블록 획득

서브넷에서 사용하기 위한 IP 주소 블록은 ISP에서 얻어야 하고 ISP도 마찬가지로 상위 기관에서 얻어야 한다.

이 상위기관이 ICANN이고 최상위 국제 기관이다. ICANN은 IP 주소 할당과 DNS 루트 서버를 관리한다.

◾ 호스트 주소 획득: 동적 호스트 구성 프로토콜(DHCP)

일반적으로 IP 주소를 호스트에게 고정적으로 할당해 주는것은 호스트가 항상 네트워크에 접속하고 있는것은 아니기 때문에 효율적이지 못하다.

예를 들어 호스트가 1만개 존재하지만 실제 네트워크를 이용중인 호스트가 50%라고 하더라도 존재하는 호스트에게 IP 주소를 모두 할당하기 때문에 매우 비효율적이다.

그렇기 때문에 호스트에게 요청이 들어올 때 DHCP 서버가 해당 호스트에게 IP 주소를 대여해준다.

이 때, IP 주소의 대여시간이 정해져있고 시간이 지나면 IP 주소는 회수된다.

실제 네트워크에 접속하려는 호스트들과 대여-회수가 이루어지기 때문에 더 적은수의 IP 주소로도 운영이 가능해진다.

참고로 서버-클라이언트 관계이기 때문에 DHCP는 애플리케이션 계층 프로토콜이다.

4) 네트워크 주소 변환(NAT)

IPv4는 약 43억개의 주소를 할당할 수 있는데 시간이 지남에 따라 수 많은 디바이스들이 IP를 사용되면서 IP 할당에 문제가 발생할 가능성이 생겼다. 이에 대한 해결책으로 NAT와 IPv6가 있다.

IPv6는 비용적인 문제로 현실적으로는 어렵기 때문에 NAT로 문제를 우회한다. 해결이 아닌 우회임을 알아야 한다.

NAT는 한마디로 말하자면 사설망이다. 하나의 공인 IP 주소를 여러 호스트가 사용할 수 있도록 해주는 일종의 트릭이다.

우리가 흔히 사용하는 공유기를 떠올리면 이해하기 쉽다.

게이트웨이에서 패킷이 송신될 때 NAT 변환 테이블에는 IP와 포트가 기록된다.

송신될 때 포트번호가 변환되기 때문에 서브넷의 호스트들은 동일한 포트를 사용할 수 있다.

다수의 사설 IP 주소와 하나의 공인 IP 주소가 NAT 변환 테이블에 의해 서로 변환된다.

◾ NAT 사용시 발생하는 문제점

NAT 사용시 서브넷 내부에서 서버를 운영하기 매우 어렵다는 문제가 있다.

NAT 변환 테이블에 기록되려면 패킷이 한번은 송신되어야 하는데 서버는 먼저 송신하는게 아니라 수신을 기다리기 때문에 테이블에 기록되지 않는다.

가능하게 하려면 게이트웨이의 NAT 변환 테이블을 직접 수정해야 하지만 수정 권한이 없다면 서버를 구축하기 매우 어려워진다.

또 한가지 문제로 계층구조를 침범하는 문제가 있다.

게이트웨이가 호스트를 구별하는데에 IP 주소가 아닌 포트번호를 사용할 뿐만 아니라 네트워크 계층임에도 불구하고 NAT 변환 테이블 작성을 위해 트랜스포트 계층에서 작성된 포트번호를 바꾼다.

3.5 연결지향형 트랜스포트: TCP

TCP에서 중요한 세가지를 꼽으면 신뢰성 있는 데이터 전송(reliable data transfer), 흐름 제어(flow control), 혼잡 제어(congestion control)이다.

1) TCP 연결

• TCP는 단일 송신자와 단일 수신자 한 쌍의 소켓을 위해서만 동작한다(point-to-point).
• 전송 데이터의 신뢰성이 있고 전송 순서를 지킨다.
• 파이프라인화 되어있어서 다수의 패킷을 한번에 처리한다.
• 전이중(full-duplex) 서비스를 제공한다. 하나의 TCP 소켓은 송수신이 모두 가능하다.
• 연결지향형이다. TCP 연결은 오직 종단 시스템에서만 동작한다.
• 흐름 제어가 가능하다. 네트워크나 수신자의 상태에 맞게 패킷 전송이 제어된다.

2) TCP 세그먼트 구조

◾ 순서번호(seq. no.)와 확인응답(ack. no.) 번호

순서번호는 단순히 1, 2, 3 이렇게 정해지는것이 아니라 전송된 바이트 스트림에 의해서 정해진다.

세그먼트의 첫 번째 바이트의 바이트 스트림 번호가 순서번호가 된다.

확인번호는 조금 다르다.

송신자에게 전달된 피드백에 담긴 확인번호의 의미는 "수신자가 송신자에게 받기를 기대하는 순서번호" 이다.

예를들어 위의 그림처럼 MSS가 1000인 세그먼트 데이터 스트림에서 피드백에 ACK#1000이 담겨져서 돌아왔다면 첫 번째 세그먼트는 잘 받았으니 2번째 세그먼트를 전달받기를 기대한다는 의미가 된다.

3) 왕복시간(RTT) 예측과 타임아웃

타임아웃의 시간은 RTT 시간을 측정하고 여유 시간을 조금 더해서 결정한다.

우선 샘플RTT를 측정해야 하는데, 세그먼트 전송 직후 타이머를 실행해서 피드백을 받을 때까지로 측정한다. 단, 재전송한 세그먼트는 샘플RTT에 포함되지 않는다.

샘플RTT는 큐잉 지연 등 변동성이 크기 때문에 불규칙하기 때문에 가중평균을 구한다.

샘플RTT의 평균에 여유값을 약간 더해서 타임아웃 시간을 정한다.

4) 신뢰적인 데이터 전달

송수신측의 소켓이 연결되면 각각 send/receive 2개의 버퍼와 송신측에 타이머가 생성된다.

send 버퍼는 혹시 모를 재전송을 위해, receive 버퍼는 In-order를 지키기 위해 존재한다.

중간에 패킷이 유실되어서 타임아웃이 발생하면 timer가 가리키는 세그먼트가 재전송된다.

호스트의 각 소켓별로 위와 같은 구조를 가지고있다.

◾ 빠른 재전송

패킷 손실에 의한 타임아웃이 발생해서 재전송 되는것은 신뢰성이 보장되기는 하지만 넉넉히 잡은 시간이기 때문에 타임아웃이 빈번하게 발생할수록 지연이 증가되기 때문에 타임아웃 전에 송신자에게 전달된 ACK 피드백이 일정 횟수 중복된다면 손실로 판단하고 타임아웃 전에 재전송을 한다.

일반적으로 3회 중복 수신 시, 손실로 판단한다.

5) 흐름제어

송수신자의 데이터 처리 속도 차이를 해결하기 위한 기법이다. 수신자가 송신자에게 자신의 상태를 피드백 하는것이 기본 개념이다.

receive 버퍼가 프로세스에 의해 읽혀서 비워지는 속도보다 버퍼에 세그먼트가 쌓이는게 더 빨라지면 receive 버퍼는 오버플로우가 일어나게 될 것이다.

이 때, receive 버퍼의 window size(receive window, rwnd)를 송신자에게 알려준다. 그러면 송신자가 송신여부를 판단하여 전송 흐름을 제어할 수 있다. TCP 헤더에 window size가 포함되는 이유는 이 때문이다.

send 버퍼의 window size는 매핑된 소켓 receive 버퍼의 window size에 의존적이다.

receive 버퍼의 window size만 알면 되기 때문에 흐름 제어는 매우 직관적이다.

◾ receive window(rwnd) = 0인 경우

receive 버퍼가 가득 차서 rwnd가 0이 되면 송신자는 더 이상 전송하지 않고 대기 상태가 된다.

이 때, 송신자가 다시 전송을 시작하려면 수신자는 ACK 피드백을 통해 현재 rwnd 여유가 생겼다는것을 송신자에게 알려주어야 한다. 하지만 수신자의 send 버퍼까지 비어있다면 데드락이 발생하게 된다.

해결책은 rwnd가 0이 되면 송신자의 영속(Persistence) 타이머가 주기적으로 ACK를 받기 위한 1바이트 길이의 데이터(prove packet)를 전송하여 상황을 알아본다.

참고로 UDP는 흐름제어를 제공하지 않는다.

◾ 어리석은 윈도우 신드롬 (Silly Window Syndrome)

송신측의 데이터가 저속으로 1바이트씩 발생하거나, 수신측이 저속으로 1바이트씩 처리하는 경우에 1바이트 데이터 전송을 위해 데이터보다 큰 헤더가 부가적으로 붙는 오버헤드가 발생하는 현상이다. 네트워크의 자원이 낭비된다.

이 때, 송신자는 Nagle 알고리즘, 수신자는 Clark 솔루션 또는 지연 확인을 사용하여 해결할 수 있다.

6) TCP 연결 관리

TCP는 3-way handshake 절차를 거쳐 소켓이 서로 연결된다.

3-way handshake

1. 클라이언트 TCP가 서버 TCP에게 SYN 세그먼트를 전송한다.
2. 서버 TCP가 버퍼와 변수들을 할당하고 클라이언트 TCP로 연결 승인 세그먼트(SYN ACK)를 전송한다.
3. 클라이언트 TCP도 버퍼와 변수들을 할당하고 서버로 또 다른 세그먼트(SYN ACK에 대한 ACK)를 송신한다.

 

3번의 ACK 메시지는 일반적인 ACK피드백과 같다. 1,2번은 세그먼트에 헤더만 담기지만 3번부터는 데이터도 담을 수 있다.

연결 종료는 서로 요청-응답을 주고 받으면 연결이 종료된다.

3.6 혼잡제어의 원리

◾ 혼잡

네트워크가 처리할 수 있는 양보다 더 많은 데이터가 들어왔을 때 생기는 현상. (=라우터의 버퍼가 가득 찬 경우)

1) 혼잡의 원인과 비용

세 가지 시나리오를 통해 혼잡제어의 개념을 익히도록 한다.

◾ 시나리오 1: 2개의 송신자와 무한 버퍼를 갖는 하나의 라우터

라우터의 버퍼가 무한하기 때문에 손실이 일어나지 않고 재전송도 필요가 없어진다. 또한 흐름제어나 혼잡제어도 수행하지 않는다.

이 때 패킷은 용량 R의 공유 출력 링크로 전달되고 연결당 처리량은 최대 R/2까지 증가한다.

전송률이 R/2보다 커지더라도 연결당 처리량은 R/2를 넘길 수 없다.

그리고 전송률이 R/2에 근접할수록 큐잉지연이 커진다.

◾ 시나리오 2: 2개의 송신자와 유한 버퍼를 갖는 하나의 라우터

이제 버퍼가 유한해졌으므로 패킷 손실이 발생할 수 있다. 그에 따라 재전송도 일어날 수 있다.

우선 라우터의 버퍼가 비어있는지 알아낼 수 있다고 가정을 해본다.

그러면 손실이 일어나지 않아서 마찬가지로 최대 R/2의 송신률을 가진다.

두번째로 패킷 손실을 확실히 알았을 때만 재전송을 한다고 가정을 해본다.

송신자는 재전송을 통해 패킷 손실을 처리해야하기 때문에 실제 수신된 패킷은 송신된 패킷보다 적게된다.

마지막으로 패킷 손실이 일어나지는 않았지만 타임아웃이 너무 일찍 일어난다고 가정을 해본다.

두번째와 같은 경우가 발생한다.

송신자가 데이터를 많이 보내서 혼잡이 발생했는데, 재전송으로 인해 더 많이 보내는 악순환이 일어난다.

◾ 4개의 송신자와 유한 버퍼를 갖는 라우터, 그리고 멀티홉 경로

각자의 호스트가 데이터를 전송하면 일정 수준까지는 잘 전송되다가 어느 지점에 도달하면 큐가 가득차서 손실이 일어나게된다.

패킷이 경로상에서 버려질 때, 버려지는 지점까지 패킷을 전송하는데 사용된 상위 라우터의 전송용량은 헛된 것이 된다.

결과적으로 송신자가 데이터를 많이 보내면 보낼수록 수신자의 수신률이 떨어지는 역설적인 상황이 발생하게 된다.

2) 혼잡제어에 대한 접근법

• 종단간의 혼잡제어
  네트워크 계층은 트랜스포트 계층에 혼잡제어 목적을 위한 아무런 지원도 해주지 않기 때문에 혼잡의 존재는 종단 시스템에서 추측해야만 한다.
• 네트워크 지원 혼잡제어
  네트워크 계층 구성요소가 송신자에게 직접적인 피드백을 제공한다.
  라우터가 직접 송신자에게 초크 패킷을 송신해서 알려주거나 송신중인 패킷에 혼잡 여부를 표시하면 수신자가 송신자에게 피드백으로 돌려주는 방법이 있다. 후자는 왕복 시간이 걸린다는 단점이 있다.

3.7 TCP 혼잡제어

TCP는 ACK 피드백 수신 여부에 따라 네트워크의 상태를 추측한다.

send 버퍼의 window size를 결정하는 요소는 rwnd와 더불어 congestion window(cwnd)가 존재한다.

rwnd와 cwnd 둘 중 작은값으로 send buffer의 window size가 정해진다.

rwnd는 수신자의 receive buffer window size이고 cwnd는 라우터 버퍼 여유공간의 추측 크기이다.

cwnd는 rwnd처럼 크기를 정확하게 알 수 없고 ACK 피드백 수신(손실) 여부에 따라 크기가 정해진다.

보통 초기 cwnd의 크기는 1MSS로 설정된다.

TCP의 혼잡제어는 cwnd에 의해 이루어지고 cwnd의 값을 결정하는 알고리즘들이 존재한다.

◾ 가법적 증가, 승법적 감소(additive-increase, multiplicative-decrease. AIMD)

정상적인 ACK 피드백을 받을 때마다 cwnd가 1MSS씩 증가하고 손실이 일어날 때 마다 cwnd를 1/2 감소시킨다.

◾ 슬로 스타트

정상적인 ACK 피드백을 받을 때마다 cwnd가 1MSS 증가하고 MSS크기의 세그먼트를 2개 전송한다. 손실이 일어나면 cwnd는 1MSS로 초기화된다.

초기 전송률이 매우 낮은 상태에서 시작해서 지수적으로 증가하다가 손실이 발생하면 처음부터 시작하는 것이다.

손실이 발생해서 슬로 스타트가 다시 시작될 때, 두 번째 상태 변수인 ssthresh(slow start threshold, 슬로 스타트 임계값)을 cwnd/2로 설정한다. 그이후 cwnd가 지수적으로 증가하다가 임계값에 도달하면 혼잡 회피 모드로 전환하여 cwnd를 조심스럽게 증가시킨다.

패킷 손실에 의한 재전송이 이루어지는 경우는 ACK 피드백을 받지 못해 타임아웃으로 인한 재전송이 일어나거나 중복된 ACK 피드백을 3개 받아서 빠른 재전송이 이루어졌을 때이다.

이 두가지 상황중 빠른 재전송은 타임아웃에 의한 손실 처리보다 덜 심각하다. 패킷 손실이 일어난 순간만 혼잡하고 이후 ACK 피드백을 받을 때는 네트워크 환경이 정상적이라는 의미이기 때문이다.

그래서 빠른 재전송에 의한 손실 처리가 발생할 때에는 cwnd를 1MSS로 초기화 하는게 아니라 cwnd와 ssthresh 둘 다 1/2로 줄여서 cwnd의 값을 보정해준다. (=빠른회복)

◾ TCP 처리율(=속도)의 거시적 설명

TCP의 속도는 네트워크의 상황에 따라 결정되므로 네트워크 계층에서 결정된다고 볼 수 있다.

만약 손실이 전혀 없다면 w / RTT가 성립하지만 이론적일 뿐이다.

정확한 속도는 알 수 없고 손실 이벤트가 발생하는 시점의 윈도우 크기를 W, 왕복시간을 RTT라고 했을 때,

TCP 연결의 평균 속도 = (0.75 * W) / RTT 이 성립한다.

1) 공평성

각기 다른 K개의 종단시스템이 Rbps의 전송률인 병목 링크를 지난다고 할 때 각 연결의 평균 전송률이 R/K에 가깝다면 혼잡제어 매커니즘은 공평하다고 본다. 

TCP 연결은 혼잡제어에 의해 cwnd가 계속 변하므로 대역폭을 똑같이 공유하는 공평성이 보장된다.