Tcp overview rfcs 793 1122 1323 2018 2581
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TCP: Overview RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581 PowerPoint PPT Presentation


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dados full-duplex: transmissão bi-direcional na mesma conexão MSS: maximum segment size orientado a conexões: handshaking (troca de mensagens de controle) inicializa o estado do transmissor e do receptor antes da troca de dados controle de fluxo:

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TCP: Overview RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581

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Presentation Transcript


Tcp overview rfcs 793 1122 1323 2018 2581

dados full-duplex:

transmissão bi-direcional na mesma conexão

MSS: maximum segment size

orientado a conexões:

handshaking (troca de mensagens de controle) inicializa o estado do transmissor e do receptor antes da troca de dados

controle de fluxo:

transmissor não esgota a capacidade do receptor

ponto-a-ponto:

um transmissor, um receptor

confiável, seqüêncial -> byte stream:

mensagens não são delimitadas

pipelined: transmissão de vários pacotes sem confirmação (ACK)

Controle de congestionamento e de fluxo definem o tamanho da janela de transmissão

buffers de transmissão e de recepção

TCP: Overview RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581

aplicação

aplicação

envia dados

lê dados

socket

socket

port

port

TCP

TCP

buffe de tx

buffer de rx

segment

Cap. 3: Camada de Transporte


Estrutura do segmento tcp

Estrutura do Segmento TCP

32 bits

URG: dados urgentes

(pouco usado)

contagem por

bytes de dados

(não segmentos!)

porta origem

porta destino

número de seqüência

ACK: campo de ACK

é válido

número de reconhecimento

tam.

cabec.

não

usado

janela de recep.

U

A

P

R

S

F

PSH: acelera entrega dos dados p/ app. no receptor(pouco usado)

checksum

dados urgentes

número de bytes

que o receptor

está pronto para

aceitar

Opções (tamanho variável)

RST, SYN, FIN:

gerenc. de conexão

(comandos de

estabelec. e término)

dados de aplicação

(tamanho variável)

Internet

checksum

(como no UDP)

Cap. 3: Camada de Transporte


N meros de seq ncia e acks do tcp

Números de seqüência:

número do primeiro byte de dados no segmento TCP

ACKs:

número do próximo byte esperado do outro lado

ACK cumulativo Q:como o receptor trata segmentos foram de ordem?

descarta?

bufferiza para entrega posterior em ordem?

A especificação do TCP não define, fica a critério do implementador!

tempo

Números de Seqüência e ACKs do TCP

Host B

Host A

Usuário

digita

‘C’

Seq=42, ACK=79, data = ‘C’

host confirma

recepção de

‘C’, e ecoa o

’C’ de volta

Seq=79, ACK=43, data = ‘C’

host confirma

recepção

do ‘C’ ecoado

Seq=43, ACK=80

cenário telnet simples

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp transfer ncia de dados confi vel

TCP: transferência de dados confiável

evento: dados recebidos

da aplicação acima

transmissor simplificado, assumindo que não há controle de fluxo nem de congestionamento

cria, envia segmento

wait

for

event

evento: temporização esgotada

para segmento com seq = y

espera

por

evento

retransmite segmento

evento: ACK recebido,

com número de ACK = y

processamento do ACK

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp transfer ncia confi vel

TCP: transferência confiável

00sendbase = initial_sequence number

01 nextseqnum = initial_sequence number

02

03 loop (forever) {

04 switch(event)

05 event: dados recebidos da aplicação acima

06 cria segmento TCP com número de seqüência nextseqnum

07 if (temporizador ainda não iniciado)

08 inicia temporizador

09 passa segmento ao IP

10 nextseqnum = nextseqnum + length(data)

11 break;

12 event: esgotamento de temporizador

13 retransmite segmento não reconhec. com menor núm. seq.

14 inicia temporizador

15 break;

16 event: ACK recebido, com valor y no campo de ACK

17 if (y > sendbase) { /* ACK cumulativo de todos os dados até y */

18 sendbase = y

19 if (ainda há segmentos com reconhecimento pendente)

20 inicia temporizador

21 }

21 break;

22 } /* end of loop forever */

Transmissor

TCP simplificado

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp cen rios de retransmiss o

tempo

TCP: cenários de retransmissão

Host A

Host B

Host A

Host B

Seq=92, 8 bytes data

Seq=92, 8 bytes data

Seq=100, 20 bytes data

ACK=100

Seq=92 temp.

temporização

X

ACK=100

ACK=120

loss

Seq=92, 8 bytes data

Seq=92, 8 bytes data

ACK=120

Seq=92 temp.

ACK=100

Cenário com perda

do ACK

Temporização prematura,

ACKs cumulativos

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp cen rios de retransmiss o1

tempo

TCP: cenários de retransmissão

Host A

Host B

Seq=92, 8 bytes data

ACK=100

Seq=100, 20 bytes data

X

Seq=92 temp.

loss

ACK=120

Seq=120, 8 bytes data

Efeito de

ACKs cumulativos

Cap. 3: Camada de Transporte


Gera o de ack rfc 1122 rfc 2581

Geração de ACK[RFC 1122, RFC 2581]

Ação do TCP Receptor

Atrasa o ACK. Espera até 500ms

pelo próximo segmento. Se não chegar,

envia segmento “vazio” com ACK

imediatamente envia um ACK

cumulativo

envia ACK duplicado, indicando número

de seqüência do próximo byte esperado

(menor núm. seq. na lacuna)

Reconhece (ACK) imediatamente se o

Segmento começa na borda inferior

da lacuna

Evento

segmento chega em ordem,

não há lacunas,

segmentos anteriores já aceitos

segmento chega em ordem,

não há lacunas,

um ACK atrasado pendente

segmento chega fora de ordem

número de seqüência chegou

maior: lacuna detectada

chegada de segmento que

parcial ou completamente

preenche a lacuna

TCP Fast Retransmit:

detecta perda antes do timeout

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp fast retransmit

TCP Fast Retransmit

  • TCP interpreta a recepção de ACKs duplicados como a perda do segmento enviado posteriormente àquele ao qual os ACKs se referem

    • retransmite o segmento após 3 ACKs duplicados

  • Permite detectar a perda de um pacote de maneira mais rápida (antes do timeout)

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp transfer ncia confi vel1

TCP: transferência confiável

00sendbase = initial_sequence number

01 nextseqnum = initial_sequence number

02

03 loop (forever) {

04 switch(event)

05 event: dados recebidos da aplicação acima

06 cria segmento TCP com número de seqüência nextseqnum

07 if (temporizador ainda não iniciado)

08 inicia temporizador

09 passa segmento ao IP

10 nextseqnum = nextseqnum + length(data)

11 break;

12 event: esgotamento de temporizador

13 retransmite segmento não reconhec. com menor núm. seq.

14 inicia temporizador

15 break;

16 event: ACK recebido, com valor y no campo de ACK

17 if (y > sendbase) { /* ACK cumulativo de todos os dados até y */

18 sendbase = y

19 if (ainda há segmentos com reconhecimento pendente)

20 inicia temporizador

21 }

22 else { /* recebeu ACK duplicado */

23 incrementa o contador de ACKs duplicados para segmento y

24 if (número de ACKs duplicados para segmento y for igual a 3)

25 /* TCP Fast Retransmit */

26 re-envia segmento com número de seqüência y

27 }

21 break;

22 } /* end of loop forever */

Transmissor

TCP simplificado

Incluindo

“Fast Retransmit”

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp round trip time e temporiza o

Q: como escolher o valor da temporização (timeout) do TCP?

maior que o RTT

nota: RTT é variável

muito curto: temporização prematura

retransmissões desnecessárias

muito longo: a reação à perda de segmento fica lenta

Q: Como estimar o RTT?

SampleRTT: tempo medido da transmissão de um segmento até a respectiva confirmação

ignora retransmissões e segmentos reconhecidos de forma cumulativa

SampleRTT varia de forma rápida, é desejável um “amortecedor” para a estimativa do RTT

usar várias medidas recentes, não apenas o último SampleRTT obtido

TCP Round Trip Time e Temporização

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp round trip time e temporiza o1

Definindo a temporização

EstimtedRTT mais uma “margem de segurança”

grandes variações no EstimatedRTT  maior margem de segurança

TCP Round Trip Time e Temporização

EstimatedRTT = (1-x) * EstimatedRTT + x * SampleRTT

  • Média ponderada

  • valor típico de x = 0.1: história (representada pela estimativa anterior) tem mais peso que o último RTT medido

  • influência de uma dada amostra decresce de forma exponencial

Temporização = EstimatedRTT + 4*Desvios

Desvio = (1-x) * Desvio +

x * |SampleRTT - EstimatedRTT|

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp estabelecimento de conex o

TCP transmissor estabelece conexão com o receptor antes de trocar segmentos de dados

inicializar variáveis:

números de seqüência

buffers, controle de fluxo (ex. RcvWindow)

cliente:iniciador da conexão

Socket clientSocket = new Socket("hostname","port number");

servidor: chamado pelo cliente

Socket connectionSocket = welcomeSocket.accept();

Three way handshake:

Passo 1: sistema final cliente envia TCP SYN ao servidor

especifica número de seqüência inicial

Passo 2: sistema final servidor que recebe o SYN, responde com segmento SYN,ACK

reconhece o SYN recebido

aloca buffers

especifica o número de seqüência inicial do servidor

Passo 3:o sistema final cliente reconhece o SYN,ACK

TCP Estabelecimento de Conexão

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp estabelecimento de conex o1

TCP Estabelecimento de Conexão

cliente

servidor

Connection

request

SYN=1, seq=client_isn

Connection

granted

SYN=1, seq=server_isn

ack=client_isn+1

SYN=0, seq=client_isn+1,

ack=server_isn+1

Connection

open

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp t rmino de conex o

Fechando uma conexão:

cliente fecha o socket:clientSocket.close();

Passo 1: o cliente envia o segmento TCP FIN ao servidor

Passo 2:servidor recebe FIN, responde com ACK. Fecha a conexão, envia FIN.

TCP Término de Conexão

cliente

servidor

close

FIN

ACK

close

FIN

ACK

espera temp.

closed

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp t rmino de conex o1

Passo 3:cliente recebe FIN, responde com ACK.

Entra em “espera temporizada” - vai responder com ACK a eventuais FINs recebidos

se o ACK original do cliente se perder

Passo 4:servidor, recebe ACK. Conexão fechada.

TCP Término de Conexão

cliente

servidor

closing

FIN

ACK

closing

FIN

ACK

closed

espera temp.

closed

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp controle de conex o

TCP Controle de Conexão

Estados do Cliente

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp controle de conex o1

TCP Controle de Conexão

Estados do Servidor

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp controle de fluxo

receptor: explicitamente informa o transmissor sobre a quantidade de área livre no buffer (que varia dinamicamente)

campo RcvWindow nocabeçalho dosegmento TCP

transmissor: mantém a quantidade de dados pendentes (transmitidos mas ainda não reconhecidos) menor que a quantidade expressa no último RcvWindow recebido

controle de fluxo

TCP: Controle de Fluxo

transmissor não deve esgotar o buffer do receptor enviando dados rápido demais

RcvBuffer= tamanho do Buffer de recepção do TCP

RcvWindow = total de espaço livre no buffer

armazenamento de recepção

Cap. 3: Camada de Transporte


Princ pios de controle de congestionamento

Congestionamento:

informalmente: “muitas fontes enviando dados acima da capacidade da rede de tratá-los”

diferente de controle de fluxo!

controle de fluxo: considera transmissor e receptor apenas

controle de congestionamento: visão global da rede

sintomas:

perda de pacotes (saturação de buffer nos roteadores)

atrasos grandes (filas nos buffers dos roteadores)

um dos 10 problemas mais importantes na Internet!

Princípios de Controle de Congestionamento

Cap. 3: Camada de Transporte


Causas custos do congestionamento cen rio 1

dois transmissores, dois receptores

um roteador com buffers infinitos

link compartilhado

não há retransmissão

C: capacidade do link

λin: taxa de transm.

λout: taxa de recep.

grandes atrasos quando congestionado

máxima vazão obtenível

Causas/custos do congestionamento: cenário 1

Cap. 3: Camada de Transporte


Causas custos do congestionamento cen rio 2

um roteador com buffers finitos

transmissor reenvia pacotes perdidos

Causas/custos do congestionamento: cenário 2

Cap. 3: Camada de Transporte


Causas custos do congestionamento cen rio 21

sem perdas: (tráfego bom); enquanto 

“perfeita” retransmissão, somente quando há perdas:

retransmissão de pacotes atrasados (não perdidos) torna maior (que o caso perfeito) para o mesmo

<

l

l

l

l

l

=

>

=

l

l

l

l

C/2

in

in

in

in

in

out

out

out

in

Causas/custos do congestionamento: cenário 2

“custos” do congestionamento:

  • mais trabalho (retransmissões) para uma certa quantidade de dados originais

  • retransmissões desnecessárias: enlace transporta várias cópias do mesmo pacote

Cap. 3: Camada de Transporte


Causas custos do congestionamento cen rio 3

quatro transmissores

caminhos com múltiplos saltos

temporizações/retransmissões

l

l

in

in

Causas/custos do congestionamento: cenário 3

Q:o que acontece quando e aumentam ?

Cap. 3: Camada de Transporte


Causas custos do congestionamento cen rio 31

Causas/custos do congestionamento: cenário 3

Outro “custo” do congestionamento:

  • quando pacote é descartado, qualquer capacidade de transmissão que tenha sido anteriormente usada para aquele pacote é desperdiçada!

Cap. 3: Camada de Transporte


Abordagens do problema de controle de congestionamento

Controle de congestionamento fim-a-fim:

não usa realimentação explícita da rede

congestionamento é inferido a partir das perdas e dos atrasos observados nos sistemas finais

abordagem usada pelo TCP

Controle de congestionamento assistido pela rede:

roteadores enviam informações para os sistemas finais

bit único indicando o congestionamento (SNA, DECbit, TCP/IP ECN, ATM)

a taxa máxima aceitável pode ser notificada explicitamente ao transmissor pela rede

Abordagens do problema de controle de congestionamento

Existem duas abordagens gerais para o problema de controle de congestionamento:

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp controle congestionamento

Controle fim-a-fim (não há assistência da rede)

A taxa de transmissão é limitada pelo tamanho da janela

Dois limites: CongWin (janela de congestionamento) e RcvWindow

Na prática: janela = min{CongWin, RcvWindow}

w * MSS

vazão =

Bytes/seg

RTT

TCP: Controle Congestionamento

Congwin

RcvWindow

  • w segmentos, cada um com MSS bytes enviados em um RTT:

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp controle congestionamento1

duas “fases””

slow start

AIMD - congestion avoidance

variáveis importantes:

Congwin

threshold: define o limite entre a fase slow start e a fase congestion avoidance

“teste” para reconhecer a taxa possível:

idealmente: transmitir tão rápido quanto possível (Congwin tão grande quanto possível) sem perdas

aumentar Congwin até que ocorra perda (congestionamento)

perda: diminuirCongwin, então ir testando (aumentando) outra vez

TCP: Controle Congestionamento

Cap. 3: Camada de Transporte


Aimd additive increase multiplicative decrease

AIMD (Additive-Increase, Multiplicative-Decrease)

TCP congestion avoidance:

  • AIMD:aumento aditivo, redução multiplicativa

    • aumenta a janela de 1 a cada RTT

    • diminui a janela por um fator de 2 em caso de evento perda

  • Evento de perda: 3 ACKs duplicados

  • Adotado no TCP Reno (versão mais recente)

24K

Janela de Congestionamento

16K

8K

tempo

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp slowstart

aumento exponencial (por RTT) no tamanho da janela (não tão lento!)

evento de perda : timeout (Tahoe TCP) e/ou 3 ACKs duplicados (Reno TCP)

algoritmo Slowstart

tempo

TCP Slowstart

Host A

Host B

one segment

RTT

inicializar: Congwin = 1

para (cada segmento reconhecido

Congwin++

até (evento perda OU

CongWin > threshold)

two segments

four segments

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp congestion avoidance

TCP: Congestion Avoidance

Congestion avoidance

/* acabou slowstart */

/* Congwin > threshold */

Até (evento perda) {

cada w segmentos reconhecidos:

Congwin++

}

threshold = Congwin/2

Congwin = 1

realiza slowstart

1: TCP Reno pula a fase slowstart (recuperaçaõ rápida)

após três ACKs duplicados

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp tahoe vs tcp reno

TCP Tahoe Vs. TCP Reno

TCP Reno após 3

ACKs duplicados

(AIMD)

TCP Tahoe (sempre)

ou

TCP Reno após

timeout

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp congestion avoidance tahoe tcp

TCP: Congestion Avoidance(Tahoe TCP)

Congestion avoidance

/* acabou slowstart (CongWin > threshold) */

/* Inicia congestion avoidance: crescimento

linear de CongWin */

Até (novo evento de perda - qualquer) {

a cada w segmentos reconhecidos:

CongWin++

}

/* após evento de perda */

threshold = CongWin/2

CongWin = 1

realiza slowstart até threshold

reinicia congestion avoidance

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp congestion avoidance reno tcp

TCP: Congestion Avoidance(Reno TCP)

Congestion avoidance

/* acabou slowstart (CongWin > threshold) */

/* Inicia congestion avoidance: crescimento

linear de CongWin */

Até (novo evento de perda) {

a cada w segmentos reconhecidos:

CongWin++

}

threshold = CongWin / 2

se timeout:

CongWin = 1

realiza slowstart até threshold

senão, se 3 ACKs duplicados:

CongWin = thresholdd

reinicia congestion avoidance

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp eq idade fairness

Objetivo: se N sessões TCP devem passar pelo mesmo gargalo, cada uma deve obter 1/N da capacidade do enlace

TCP: Eqüidade (fairness)

conexão TCP 1

roteador com

gargalo de capacidade R

conexão TCP 2

Cap. 3: Camada de Transporte


Porque o tcp justo

Duas sessões competindo pela banda:

O aumento aditivo fornece uma inclinação de 1, quando a vazão aumenta

redução multiplicativa diminui a vazão proporcionalmente

Porque o TCP é justo?

divisão igual da banda

R

perda: reduz janela por um fato de 2

congestion avoidance: aumento aditivo

Vazão da Conexão 1

perda: reduz janela por um fator de 2

congestion avoidance: aumento aditivo

Vazão da Conexão 2

R

Cap. 3: Camada de Transporte


Cap tulo 3 resumo

princípios por trás dos serviços da camada de transporte:

multiplexação/demultiplexação

transferência de dados confiável

controle de fluxo

controle de congestionamento

instanciação e implementação na

UDP

TCP

A seguir:

saímos da “borda” da rede (camadas de aplicação e de transporte)

vamos para o “núcleo” da rede

Camada de Rede

Camada de Enlace

Capítulo 3: Resumo

Cap. 3: Camada de Transporte


Anexos

Anexos:

Cap. 3: Camada de Transporte


Estudo de caso controle de congestionamento do servi o atm abr

ABR: Available Bit Rate

“serviço elástico”

se o caminho do transmissor está pouco usado:

transmissor pode usar a banda disponível

se o caminho do transmissor está congestionado:

transmissor é limitado a uma taxa mínima garantida

células RM (Resource Management) :

enviadas pelo transmissor, entremeadas com as células de dados

bits nas células RM são usados pelos comutadores (“assistida pela rede”)

NI bit: não aumentar a taxa de transmissão (congestionamento leve)

CI bit: indicação de congestionamento: restringir a taxa de transmissão

as células RM são devolvidos ao transmissor pelo receptor, com os bits de indicaçaõ intactos

Estudo de caso: controle de congestionamento do serviço ATM ABR

Cap. 3: Camada de Transporte


Estudo de caso controle de congestionamento do servi o atm abr1

campo ER (explicit rate) de dois bytes nas células RM

comutador congestionado pode reduzir o valor de ER nas células

o transmissor envia dados de acordo com a menor vazão máxima suportada no caminho (i.e., pelo comutador mais congestionado)

bit EFCI nas células de dados: marcado como 1 pelos comutadores congestionados

se a célula de dados que precede a célula RM tem o bit EFCI com valor 1, o receptor marca o bit CI na célula RM devolvida

Estudo de caso: controle de congestionamento do serviço ATM ABR

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp modelagem da lat ncia

Q:Quanto tempo demora para receber um objeto de um servidor Web após enviar um pedido?

estabelecimento de conexão TCP

atraso de transferência de dados

Notação, hipóteses:

Assuma um enlace entre o cliente e o servidor com taxa de dados R

Assuma: janela de congestionamento fixa, W segmentos

S: MSS (bits)

O: tamanho do objeto (bits)

não há retransmissões (sem perdas e corrupção de dados)

TCP: modelagem da latência

Dois casos a considerar:

  • WS/R > RTT + S/R: ACK para o primeiro segmento retorna antes de se esgotar a janela de transmissão de dados

  • WS/R < RTT + S/R: espera pelo depois de esgotar a janela de transmissão de dados

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp modelagem da lat ncia1

TCP: modelagem da latência

K:= O/WS

Caso 2: latencia = 2RTT + O/R

+ (K-1)[S/R + RTT - WS/R]

Caso 1: latencia = 2RTT + O/R

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp modelagem de lat ncia slow start

TCP Modelagem de Latência: Slow Start

  • Agora suponha que a janela cresce de acordo com os procedimentos da fase slow start.

  • Vamos mostrar que a latência de um objeto de tamanho O é:

onde P é o número de vezes que o TCP fica bloqueado no servidor:

- onde Q é o número de vezes que o servidor ficaria bloqueado se

o objeto fosse de tamanho infinito.

- eK é o número de janelas que cobrem o objeto.

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp modelagem de lat ncia slow start cont

iniciaconexão TCP

pede

objeto

primeira janela

= S/R

RTT

segunda janela

= 2S/R

terceira janela

= 4S/R

quarta janela

= 8S/R

transmissão

completa

objeto

entregue

tempo no

servidor

tempo no

cliente

TCP Modelagem de Latência: Slow Start (cont.)

Exemplo:

O/S = 15 segmentos

K = 4 janelas

Q = 2

P = min{K-1,Q} = 2

Servidor bloqueado P=2 times.

Cap. 3: Camada de Transporte


Tcp modelagem de lat ncia slow start cont1

iniciaconexão TCP

pede

objeto

primeira janela

= S/R

RTT

segunda janela

= 2S/R

terceira janela

= 4S/R

quarta janela

= 8S/R

transmissão

completa

objeto

entregue

tempo no

servidor

tempo no

cliente

TCP Modelagem de Latência: Slow Start (cont.)

S

+

=

tempo quando o servidor inicia o envio do segmento

RTT

R

até quando o servidor recebe reconhecimento

S

-

=

k

1

tempo para enviar a k-ésima janela

2

R

+

tempo de bloqueio após a

k-ésima janela

é

ù

S

S

-

+

-

=

k

1

RTT

2

ê

ú

ë

R

R

û

P

O

å

=

+

+

latencia

2

RTT

TempoBloqueio

p

R

=

1

p

P

O

S

S

å

-

=

+

+

+

-

1

k

2

RTT

[

RTT

2

]

R

R

R

=

1

k

O

S

S

=

+

+

+

-

-

P

2

RTT

P

[

RTT

]

(

2

1

)

R

R

R

Cap. 3: Camada de Transporte


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