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Network Working Group K. Lahey
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Category: Informational September 2000
TCP Problems with Path MTU Discovery
パスＭＴＵ探索におけるＴＣＰ問題
Status of this Memo
この文書の状態
This memo provides information for the Internet community. It does
not specify an Internet standard of any kind. Distribution of this
memo is unlimited.
このメモはインターネット共同体のための情報を供給します。これはインター
ネット標準を指定しません。このメモの配布は無制限です。
Copyright Notice
著作権表示
Copyright (C) The Internet Society (2000). All Rights Reserved.
Abstract
概要
This memo catalogs several known Transmission Control Protocol (TCP)
implementation problems dealing with Path Maximum Transmission Unit
Discovery (PMTUD), including the long-standing black hole problem,
stretch acknowlegements (ACKs) due to confusion between Maximum
Segment Size (MSS) and segment size, and MSS advertisement based on
PMTU.
このメモはいくつかの既知の伝送制御プロトコル（TCP）実装問題の一覧を示
します、これは長期存続ブラックホール問題を含むパス最大限伝送単位探索
（PMTUD）と、最大セグメントサイズとセグメントサイズの混乱による肯定応
答（ACK）遅延と、PMTUに基づいたMSS広告を扱います。
1. Introduction
1. 導入
This memo catalogs several known TCP implementation problems dealing
with Path MTU Discovery [RFC1191], including the long-standing black
hole problem, stretch ACKs due to confusion between MSS and segment
size, and MSS advertisement based on PMTU. The goal in doing so is
to improve conditions in the existing Internet by enhancing the
quality of current TCP/IP implementations.
します、これは長期存続ブラックホール問題を含むパスＭＴＵ探索[RFC1191]
と、最大セグメントサイズとセグメントサイズの混乱によるＡＣＫ遅延と、
PMTUに基づいたMSS広告を扱います。ゴールは現在のTCP/IP実装の品質を拡張
することで既存のインターネット条件を改善することです。
While Path MTU Discovery (PMTUD) can be used with any upper-layer
protocol, it is most commonly used by TCP; this document does not
attempt to treat problems encountered by other upper-layer protocols.
Path MTU Discovery for IPv6 [RFC1981] treats only IPv6-dependent
issues, but not the TCP issues brought up in this document.
パスＭＴＵ探索（PMTUD）が上位レイヤプロトコルで使われることができる、
最も一般にＴＣＰで使われます；この文書は他の上位レイヤプロトコルが遭
遇した問題を扱おうと試みません。ＩＰｖ６のパスＭＴＵ探索[RFC1981]が
ＩＰｖ６依存の問題だけを扱いますが、この文書のＴＣＰ問題を扱いません。
Each problem is defined as follows:
それぞれの問題が次のように定義されます：
Name of Problem
問題の名前
The name associated with the problem. In this memo, the name is
given as a subsection heading.
問題に関する名前。このメモで、名前は章の見出で使います。
Classification
分類
One or more problem categories for which the problem is
classified: "congestion control", "performance", "reliability",
"non-interoperation -- connectivity failure".
問題を分類する問題カテゴリー：「混雑制御」、「パフォーマンス」、「信頼
性」、「非相互接続−接続性失敗」
Description
記述
A definition of the problem, succinct but including necessary
background material.
問題の定義、簡潔に、必要な背景資料を含めて。
Significance
重要性
A brief summary of the sorts of environments for which the problem
is significant.
問題が重要になる環境の種類の短い要約。
Implications
理由
Why the problem is viewed as a problem.
問題が問題だと見なされる理由。
Relevant RFCs
適切なＲＦＣ
The RFCs defining the TCP specification with which the problem
conflicts. These RFCs often qualify behavior using terms such as
MUST, SHOULD, MAY, and others written capitalized. See RFC 2119
for the exact interpretation of these terms.
問題が対立するTCP仕様を定義しているRFC 。これらのRFCはしばしば
MUST、SHOULD、MAYやその他の大文字化で書かれた用語を使っている行動
を制限します。これらの用語の正確な解釈のためにRFC2119を見てくださ
い。
Trace file demonstrating the problem
問題を実演するトレースファイル
One or more ASCII trace files demonstrating the problem, if
applicable.
可能なら、問題を実演するＡＳＣＩＩトレースファイル。
Trace file demonstrating correct behavior
正しい行動を実演するトレースファイル
One or more examples of how correct behavior appears in a trace,
if applicable.
可能なら、トレース正しい行動の例。
References
参考文献
References that further discuss the problem.
さらに問題を論じる参考文献。
How to detect
検出方法
How to test an implementation to see if it exhibits the problem.
This discussion may include difficulties and subtleties associated
with causing the problem to manifest itself, and with interpreting
traces to detect the presence of the problem (if applicable).
実装に問題が存在するかテストする方法。この論議は問題をそれ自身を明
らかにする困難さと不安定さを含むかもしれず、（もし適用可能であるな
ら）問題の存在を検出するためのトレース解釈を含むかもしれません。
How to fix
修正方法
For known causes of the problem, how to correct the
implementation.
既知の問題の原因について、実装を修正する方法。
2. Known implementation problems
2. 既知の実装問題
2.1.
Name of Problem
問題の名前
Black Hole Detection
ブラックホール発見
Classification
分類
Non-interoperation -- connectivity failure
非インターオペレーション−接続失敗
Description
記述
A host performs Path MTU Discovery by sending out as large a
packet as possible, with the Don't Fragment (DF) bit set in the IP
header. If the packet is too large for a router to forward on to
a particular link, the router must send an ICMP Destination
Unreachable -- Fragmentation Needed message to the source address.
The host then adjusts the packet size based on the ICMP message.
ホストが、ＩＰヘッダーでのフラグメント禁止（DF）ビットを設定し、可
能な限り大きいパケットを送ることによってパスＭＴＵ探索を行います。
もしパケットが特定のリンクの上を転送するのに大きすぎるなら、ルーター
はソースアドレスにＩＣＭＰ宛先到達不能−分割が必要メッセージを送ら
なくてはなりません。ホストはＩＣＭＰメッセージに基づいてパケットサ
イズを調整します。
As was pointed out in [RFC1435], routers don't always do this
correctly -- many routers fail to send the ICMP messages, for a
variety of reasons ranging from kernel bugs to configuration
problems. Firewalls are often misconfigured to suppress all ICMP
messages. IPsec [RFC2401] and IP-in-IP [RFC2003] tunnels
shouldn't cause these sorts of problems, if the implementations
follow the advice in the appropriate documents.
[RFC1435]で指摘されたように、ルーターが常に正確にこれをするわけで
はありません−多くのルーターがＩＣＭＰメッセージ送信に、カーネル
バグから設定の問題までいろいろな理由で、失敗します。ファイアウォー
ルがしばしばすべてのＩＣＭＰメッセージを隠す様に誤った設定をしま
す。IPsec [RFC2401]とIP-in-IP [RFC2003]トンネルは、もし実行が適
切な文書のアドバイスに従うなら、これらの問題の種類を起こすべきで
はありません。
PMTUD, as documented in [RFC1191], fails when the appropriate ICMP
messages are not received by the originating host. The upper-
layer protocol continues to try to send large packets and, without
the ICMP messages, never discovers that it needs to reduce the
size of those packets. Its packets are disappearing into a PMTUD
black hole.
[RFC1191]で文書化されるようにＰＭＴＵＤは、適切なＩＣＭＰメッセー
ジが出発点のホストに届かないと失敗します。上位レイヤプロトコルは
大きいパケットを送ろうとし続けて、ＩＣＭＰメッセージ無しにそれら
のパケットの大きさを減らす必要があることを発見しません。そのパケッ
トはＰＭＴＵＤブラックホールの中に姿を消します。
Significance
重要性
When PMTUD fails due to the lack of ICMP messages, TCP will also
completely fail under some conditions.
ＰＭＴＵＤがＩＣＭＰメッセージがないため失敗する時、ＴＣＰがある
状態下で同じく完全に失敗するでしょう。
Implications
理由
This failure is especially difficult to debug, as pings and some
interactive TCP connections to the destination host work. Bulk
transfers fail with the first large packet and the connection
eventually times out.
この失敗は宛先ホストへのｐｉｎｇやいくつかの対話型のＴＣＰ接続がう
まくいくので、特にデバッグが難しいです。大量転送が最初の大きいパケッ
トで失敗し、接続は結局はタイムアウトします。
These situations can almost always be blamed on a misconfiguration
within the network, which should be corrected. However it seems
inappropriate for some TCP implementations to suffer
interoperability failures over paths which do not affect other TCP
implementations (i.e. those without PMTUD). This creates a market
disincentive for deploying TCP implementation with PMTUD enabled.
これらの状態はほとんど常にネットワーク内での設定ミスの責任で、修正
されるべきです。しかしながら、他のＴＣＰ実装（すなわちＰＭＴＵＤが
ない）に影響を与えないパス上の互換性問題を許すのはＴＣＰ実装にとっ
て不適当に思われます。これはＰＭＴＵＤが使用可能なＴＣＰ実装を配置
することに対してマーケット意欲をくじきます。
Relevant RFCs
適切なＲＦＣ
RFC 1191 describes Path MTU Discovery. RFC 1435 provides an early
description of these sorts of problems.
RFC1191はパスＭＴＵ探索を記述します。RFC1435がこれらの問題の種類の
初期の記述を供給します。
Trace file demonstrating the problem
問題を実演するトレースファイル
Made using tcpdump [Jacobson89] recording at an intermediate host.
中間ホストでのtcpdump[Jacobson89]を使って記録。
20:12:11.951321 A > B: S 1748427200:1748427200(0)
win 49152 <mss 1460>
20:12:11.951829 B > A: S 1001927984:1001927984(0)
ack 1748427201 win 16384 <mss 65240>
20:12:11.955230 A > B: . ack 1 win 49152 (DF)
20:12:11.959099 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:12:13.139074 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:12:16.188685 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:12:22.290483 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:12:34.491856 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:12:58.896405 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:13:47.703184 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:14:52.780640 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:15:57.856037 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:17:02.932431 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:18:08.009337 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:19:13.090521 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:20:18.168066 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 49152 (DF)
20:21:23.242761 A > B: R 1461:1461(0) ack 1 win 49152 (DF)
The short SYN packet has no trouble traversing the network, due to
its small size. Similarly, ICMP echo packets used to diagnose
connectivity problems will succeed.
短いSYNパケットは大きさが小さいのでネットワーク転送に問題ありませ
ん。同様にＩＣＭＰエコーパケットが接続が成功するであろうと診断しま
した。
Large data packets fail to traverse the network. Eventually the
connection times out. This can be especially confusing when the
application starts out with a very small write, which succeeds,
following up with many large writes, which then fail.
大きいデータパケットはネットワーク転送に失敗します。結局は接続はタ
イムアウトします。これは、アプリケーション最初に非常に小さい送信で
成功し、続いて大きい送信を始める時失敗するので、特に紛らわしいです。
Trace file demonstrating correct behavior
正しい行動を実演するトレースファイル
Made using tcpdump recording at an intermediate host.
中間ホストでのtcpdumpを使って記録。
16:48:42.659115 A > B: S 271394446:271394446(0)
win 8192 <mss 1460> (DF)
16:48:42.672279 B > A: S 2837734676:2837734676(0)
ack 271394447 win 16384 <mss 65240>
16:48:42.676890 A > B: . ack 1 win 8760 (DF)
16:48:42.870574 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 8760 (DF)
16:48:42.871799 A > B: . 1461:2921(1460) ack 1 win 8760 (DF)
16:48:45.786814 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 8760 (DF)
16:48:51.794676 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 8760 (DF)
16:49:03.808912 A > B: . 1:537(536) ack 1 win 8760
16:49:04.016476 B > A: . ack 537 win 16384
16:49:04.021245 A > B: . 537:1073(536) ack 1 win 8760
16:49:04.021697 A > B: . 1073:1609(536) ack 1 win 8760
16:49:04.120694 B > A: . ack 1609 win 16384
16:49:04.126142 A > B: . 1609:2145(536) ack 1 win 8760
In this case, the sender sees four packets fail to traverse the
network (using a two-packet initial send window) and turns off
PMTUD. All subsequent packets have the DF flag turned off, and
the size set to the default value of 536 [RFC1122].
この場合、送信者はネットワーク転送に４パケット失敗し（２パケット初
期送信ウインドウを使っている）、それからＰＭＴＵＤを止めます。続くす
べてのパケットはＤＦフラグがオフで５３６のデフォルト値[RFC1122]です。
References
参考文献
This problem has been discussed extensively on the tcp-impl
mailing list; the name "black hole" has been in use for many
years.
この問題はtcp-implメーリングリスト上で広範囲に論じられました；
名前「ブラックホール」は何年もの間使用されました。
How to detect
検出方法
This shows up as a TCP connection which hangs (fails to make
progress) until closed by timeout (this often manifests itself as
a connection that connects and starts to transfer, then eventually
terminates after 15 minutes with zero bytes transfered). This is
particularly annoying with an application like ftp, which will
work perfectly while it uses small packets for control
information, and then fail on bulk transfers.
これは、タイムアウト（これがしばしば接続して転送を始め１５分間０バ
イトしか送れない事として表れます）で接続が終わるまでＴＣＰ接続がハ
ング（進捗しない）形で現れます。これは制御情報のための小さいパケッ
トを使う間は完全に動作し、次に大量の転送に失敗するので、ftpのような
アプリケーションで特にいらいらさせられます。
A series of ICMP echo packets will show that the two end hosts are
still capable of passing packets, a series of MTU-sized ICMP echo
packets will show some fragmentation, and a series of MTU-sized
ICMP echo packets with DF set will fail. This can be confusing
for network engineers trying to diagnose the problem.
一連のＩＣＭＰエコーパケットが２つのエンドホストがまだパケットを渡
すことができることを示すでしょう、ＭＴＵサイズのＩＣＭＰエコーパケッ
トがあるフラグメンテーションを示し、ＤＦを設定したＭＴＵサイズのパ
ケットのＩＣＭＰエコーが失敗するでしょう。これはネットワークエンジ
ニアが問題を診断する際に紛らわしくあり得ます。
There are several traceroute implementations that do PMTUD, and
can demonstrate the problem.
ＰＭＴＵＤを行い、問題を確認できるいくつかのtraceroute実装があります。
How to fix
修正方法
TCP should notice that the connection is timing out. After
several timeouts, TCP should attempt to send smaller packets,
perhaps turning off the DF flag for each packet. If this
succeeds, it should continue to turn off PMTUD for the connection
for some reasonable period of time, after which it should probe
again to try to determine if the path has changed.
Note that, under IPv6, there is no DF bit -- it is implicitly on
at all times. Fragmentation is not allowed in routers, only at
the originating host. Fortunately, the minimum supported MTU for
IPv6 is 1280 octets, which is significantly larger than the 68
octet minimum in IPv4. This should make it more reasonable for
IPv6 TCP implementations to fall back to 1280 octet packets, when
IPv4 implementations will probably have to turn off DF to respond
to black hole detection.
ＴＣＰが接続がタイムアウトしていることに気付くべきです。いくつかの
タイムアウトの後に、ＴＣＰが多分ＤＦフラグをオフにして、より小さい
サイズのパケットを送ろうと試みるべきです。もしこれが成功するなら、
それは合理的な一定期間この接続のＰＭＴＵＤをオフにし続けるべきで、
その後でパスが変わったかどうか再び検査するべきです。ＩＰｖ６下でＤ
Ｆビットがないことに注意して下さい−これはいつも暗黙のうちに実行さ
れます。分割はルーターで行うことが許されず、出発点のホストでだけ許
されません。幸いにＩＰｖ６の最小サポートＭＴＵは１２８０オクテット
で、これはＩＰｖ４の６８オクテットよりかなり大きいです。ＩＰｖ４実
装がブラックホール検出に対しておそらくＤＦをオフにするが、ＩＰｖ６
ＴＣＰ実装が１２８０のオクテットパケットに後退することを合理的で
しょう。
Ideally, the ICMP black holes should be fixed when they are found.
理想的にはＵＣＭＰブラックホールは見つけ次第修理されるべきです。
If hosts start to implement black hole detection, it may be that
these problems will go unnoticed and unfixed. This is especially
unfortunate, since detection can take several seconds each time,
and these delays could result in a significant, hidden degradation
of performance. Hosts that implement black hole detection should
probably log detected black holes, so that they can be fixed.
もしホストがブラックホール検出を実装し始めると、これらの問題が気付
かず、修正されないことがあるかもしれません。これは、発見に数秒かか
ることと、これによる遅延が隠れたパフォーマンス低下をもたらすので、
特に残念です。ブラックホール発見を実装するホストが恐らく発見された
ブラックホールを日誌に記録するべきで、それにより修理ができます。
2.2.
Name of Problem
問題の名前
Stretch ACK due to PMTUD
ＰＭＴＵＤのために広がったＡＣＫ間隔
Classification
分類
Congestion Control / Performance
輻輳制御／性能
Description
記述
When a naively implemented TCP stack communicates with a PMTUD
equipped stack, it will try to generate an ACK for every second
full-sized segment. If it determines the full-sized segment based
on the advertised MSS, this can degrade badly in the face of
PMTUD.
素朴に実装されたＴＣＰスタックがＰＭＴＵＤを装備したスタックと通信
する時、それはすべての２番目の最大サイズセグメントでＡＣＫを生成し
ようとするでしょう。もし素朴なＴＣＰスタックが広告されたＭＳＳに基
づいてフルサイズセグメントを決定するなら、ＰＭＴＵＤによって能力低
下します。
The PMTU can wind up being a small fraction of the advertised MSS;
in this case, an ACK would be generated only very infrequently.
ＰＭＴＵは広告されたＭＳＳより結局小さい数になることがあります；こ
の場合ＡＣＫが非常にたまに生成されるでしょう。
Significance
重要性
Stretch ACKs have a variety of unfortunate effects, more fully
outlined in [RFC2525]. Most of these have to do with encouraging
a more bursty connection, due to the infrequent arrival of ACKs.
They can also impede congestion window growth.
間隔が伸びたＡＣＫがいろいろな残念な効果を持っています、さらに多く
が[RFC2525]で完全に解説しています。ＡＣＫがたまにしか来ないためこ
れらの接続がバースト的になります。これは混雑ウインドの成長を妨げま
す。
Implications
理由
The complete implications of stretch ACKs are outlined in
[RFC2525].
間隔が伸びたＡＣＫの完全な意味は[RFC2525]で説明されます。
Relevant RFCs
適切なＲＦＣ
RFC 1122 outlines the requirements for frequency of ACK
generation. [RFC2581] expands on this and clarifies that delayed
ACK is a SHOULD, not a MUST.
RFC1122はＡＣＫ生成頻度の必要条件を概説します。[RFC2581]がこれを詳
細に述べ、遅延ＡＣＫがMUSTではなく、SHOULDであることを明確にします。
Trace file demonstrating it
問題を実演するトレースファイル
Made using tcpdump recording at an intermediate host. The
timestamp options from all but the first two packets have been
removed for clarity.
中間ホストでtcpdumpを使って記録しました。最初の２パケット以外のす
べてでタイムスタンプオプションは明快さのために取り除かれました。
18:16:52.976657 A > B: S 3183102292:3183102292(0) win 16384
<mss 4312,nop,wscale 0,nop,nop,timestamp 12128 0> (DF)
18:16:52.979580 B > A: S 2022212745:2022212745(0) ack 3183102293 win
49152 <mss 4312,nop,wscale 1,nop,nop,timestamp 1592957 12128> (DF)
18:16:52.979738 A > B: . ack 1 win 17248 (DF)
18:16:52.982473 A > B: . 1:4301(4300) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:52.982557 C > A: icmp: B unreachable -
need to frag (mtu 1500)! (DF)
18:16:52.985839 B > A: . ack 1 win 32768 (DF)
18:16:54.129928 A > B: . 1:1449(1448) ack 1 win 17248 (DF)
.
.
.
18:16:58.507078 A > B: . 1463941:1465389(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.507200 A > B: . 1465389:1466837(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.507326 A > B: . 1466837:1468285(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.507439 A > B: . 1468285:1469733(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.524763 B > A: . ack 1452357 win 32768 (DF)
18:16:58.524986 B > A: . ack 1461045 win 32768 (DF)
18:16:58.525138 A > B: . 1469733:1471181(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.525268 A > B: . 1471181:1472629(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.525393 A > B: . 1472629:1474077(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.525516 A > B: . 1474077:1475525(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.525642 A > B: . 1475525:1476973(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.525766 A > B: . 1476973:1478421(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.526063 A > B: . 1478421:1479869(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.526187 A > B: . 1479869:1481317(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.526310 A > B: . 1481317:1482765(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.526432 A > B: . 1482765:1484213(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.526561 A > B: . 1484213:1485661(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.526671 A > B: . 1485661:1487109(1448) ack 1 win 17248 (DF)
18:16:58.537944 B > A: . ack 1478421 win 32768 (DF)
18:16:58.538328 A > B: . 1487109:1488557(1448) ack 1 win 17248 (DF)
Note that the interval between ACKs is significantly larger than two
times the segment size; it works out to be almost exactly two times
the advertised MSS. This transfer was long enough that it could be
verified that the stretch ACK was not the result of lost ACK packets.
ＡＣＫ間隔がとてもセグメントサイズの２倍より大きいことに注意してくだ
さい；これはほとんど正確に広告されたＭＳＳの２倍です。この転送は間隔
の長いＡＣＫがＡＣＫパケット損失の結果でなかったことは確かめられるほ
ど十分長かったです。
Trace file demonstrating correct behavior
正しい行動を実演するトレースファイル
Made using tcpdump recording at an intermediate host. The timestamp
options from all but the first two packets have been removed for
clarity.
中間ホストでtcpdumpを使って記録しました。最初の２パケット以外のすべて
でタイムスタンプオプションは明快さのために取り除かれました。
18:13:32.287965 A > B: S 2972697496:2972697496(0)
win 16384 <mss 4312,nop,wscale 0,nop,nop,timestamp 11326 0> (DF)
18:13:32.290785 B > A: S 245639054:245639054(0)
ack 2972697497 win 34496 <mss 4312> (DF)
18:13:32.290941 A > B: . ack 1 win 17248 (DF)
18:13:32.293774 A > B: . 1:4313(4312) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:32.293856 C > A: icmp: B unreachable -
need to frag (mtu 1500)! (DF)
18:13:33.637338 A > B: . 1:1461(1460) ack 1 win 17248 (DF)
.
.
.
18:13:35.561691 A > B: . 1514021:1515481(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.561814 A > B: . 1515481:1516941(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.561938 A > B: . 1516941:1518401(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.562059 A > B: . 1518401:1519861(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.562174 A > B: . 1519861:1521321(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.564008 B > A: . ack 1481901 win 64680 (DF)
18:13:35.564383 A > B: . 1521321:1522781(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.564499 A > B: . 1522781:1524241(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.615576 B > A: . ack 1484821 win 64680 (DF)
18:13:35.615646 B > A: . ack 1487741 win 64680 (DF)
18:13:35.615716 B > A: . ack 1490661 win 64680 (DF)
18:13:35.615784 B > A: . ack 1493581 win 64680 (DF)
18:13:35.615856 B > A: . ack 1496501 win 64680 (DF)
18:13:35.615952 A > B: . 1524241:1525701(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.615966 B > A: . ack 1499421 win 64680 (DF)
18:13:35.616088 A > B: . 1525701:1527161(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.616105 B > A: . ack 1502341 win 64680 (DF)
18:13:35.616211 A > B: . 1527161:1528621(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.616228 B > A: . ack 1505261 win 64680 (DF)
18:13:35.616327 A > B: . 1528621:1530081(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.616349 B > A: . ack 1508181 win 64680 (DF)
18:13:35.616448 A > B: . 1530081:1531541(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.616565 A > B: . 1531541:1533001(1460) ack 1 win 17248 (DF)
18:13:35.616891 A > B: . 1533001:1534461(1460) ack 1 win 17248 (DF)
In this trace, an ACK is generated for every two segments that
arrive. (The segment size is slightly larger in this trace, even
though the source hosts are the same, because of the lack of
timestamp options in this trace.)
このトレースでＡＣＫが到着する２つのセグメントごとに生成されます。（こ
のトレースでタイムスタンプオプションの欠如のために、ソースホストが同
じでも、セグメントサイズはこのトレースでわずかに大きいです）。
How to detect
検出方法
This condition can be observed in a packet trace when the advertised
MSS is significantly larger than the actual PMTU of a connection.
この状態は、広告されたＭＳＳが暗示的に接続の実際のＰＭＴＵより大きい時、
パケットトレースで観察できます。
How to fix Several solutions for this problem have been proposed:
この問題のいくつかの解決方法が提案されました：
A simple solution is to ACK every other packet, regardless of size.
This has the drawback of generating large numbers of ACKs in the face
of lots of very small packets; this shows up with applications like
the X Window System.
単純な解決が、大きさにかかわらず、すべてのパケットにＡＣＫする事です。
これはたくさんの非常に小さいパケットに対してて多数のＡＣＫを生成する欠
点を持っています；これはＸウィンドウシステムのようなアプリケーションで
現われます。
A slightly more complex solution would monitor the size of incoming
segments and try to determine what segment size the sender is using.
This requires slightly more state in the receiver, but has the
advantage of making receiver silly window syndrome avoidance
computations more accurate [RFC813].
複雑な解決方法は入ってくるセグメントの大きさをモニターし、送信者が何
のセグメントサイズを使っているか決定しようとする事です。これは受信者
がより多くの状態を必要としますが、受信者が正確に愚かなウインドウ症候
群回避計算[RFC813]ができる利点を持っています。
2.3.
Name of Problem
問題の名前
Determining MSS from PMTU
ＰＭＴＵからのＭＳＳ決定
Classification
分類
Performance
性能
Description
記述
The MSS advertised at the start of a connection should be based on
the MTU of the interfaces on the system. (For efficiency and other
reasons this may not be the largest MSS possible.) Some systems use
PMTUD determined values to determine the MSS to advertise.
接続の開始時に広告されたＭＳＳはインタフェースのＭＴＵに基づくべきで
す（効率化と他の理由のためにこれは最も大きいＭＳＳではないかもしれま
せん）。システムがＰＭＴＵＤで決定した値を広告するＭＭＳに使います。
This results in an advertised MSS that is smaller than the largest
MTU the system can receive.
これはシステムが受信できる最も大きいＭＴＵより小さいＭＳＳ広告をもた
らします。
Significance
重要性
The advertised MSS is an indication to the remote system about the
largest TCP segment that can be received [RFC879]. If this value is
too small, the remote system will be forced to use a smaller segment
size when sending, purely because the local system found a particular
PMTU earlier.
広告されたMSSは受信できる最大のＴＣＰセグメントの遠隔システムへの提示
です[RFC879]。純粋にローカルシステムが以前にあるPMTUを見つけた場合、
もしこの値があまりにも小さいならリモートシステムは送信する時により小
さいセグメントサイズを強いられるでしょう。
Given the asymmetric nature of many routes on the Internet
[Paxson97], it seems entirely possible that the return PMTU is
different from the sending PMTU. Limiting the segment size in this
way can reduce performance and frustrate the PMTUD algorithm.
インターネットで多くの経路が非対称の性質の条件で[Paxson97]帰りのＰＭ
ＴＵが送信ＰＭＴＵと異なることが絶対あると思われます。このようにして
セグメントサイズを制限することは性能低下を招き、ＰＭＴＵＤアルゴリズ
ムを失敗させます。
Even if the route was symmetric, setting this artificially lowered
limit on segment size will make it impossible to probe later to
determine if the PMTU has changed.
たとえ径路が対称であったとしても、人工的に下げらたセグメントサイズの
限界はＰＭＴＵが変化したかどうか決定するための後の探査を不可能にする
でしょう。
Implications
理由
The whole point of PMTUD is to send as large a segment as possible.
If long-running connections cannot successfully probe for larger
PMTU, then potential performance gains will be impossible to realize.
This destroys the whole point of PMTUD.
ＰＭＴＵＤの重要な点は可能な限り大きいセグメントを送ることです。もし
長期の接続でより大きいＰＭＴＵ探索が成功しないなら、潜在的な性能を実
現する事が不可能でしょう。これはＰＭＴＵＤの重要な点を破壊します。
Relevant RFCs RFC 1191. [RFC879] provides a complete discussion of
MSS calculations and appropriate values. Note that this practice
does not violate any of the specifications in these RFCs.
適切なRFC RFC 1191。[RFC879]がＭＳＳ計算と適切な値の完全な論議を供給
します。この実行がこれらのRFC仕様のいずれにも違反しないことに注意し
てください。
Trace file demonstrating it
問題を実演するトレースファイル
This trace was made using tcpdump running on an intermediate host.
Host A initiates two separate consecutive connections, A1 and A2, to
host B. Router C is the location of the MTU bottleneck. As usual,
TCP options are removed from all non-SYN packets.
このトレースは中間ホストでtcpdumpを使ってとりました。ホストＡは２つの
平行した連続接続Ａ１とＡ２をを行います。ルーターＣはＭＴＵボトルネッ
クの場所です。いつものように、ＴＣＰオプションがすべての非SYNパケット
から取り除かれます。
22:33:32.305912 A1 > B: S 1523306220:1523306220(0)
win 8760 <mss 1460> (DF)
22:33:32.306518 B > A1: S 729966260:729966260(0)
ack 1523306221 win 16384 <mss 65240>
22:33:32.310307 A1 > B: . ack 1 win 8760 (DF)
22:33:32.323496 A1 > B: P 1:1461(1460) ack 1 win 8760 (DF)
22:33:32.323569 C > A1: icmp: 129.99.238.5 unreachable -
need to frag (mtu 1024) (DF) (ttl 255, id 20666)
22:33:32.783694 A1 > B: . 1:985(984) ack 1 win 8856 (DF)
22:33:32.840817 B > A1: . ack 985 win 16384
22:33:32.845651 A1 > B: . 1461:2445(984) ack 1 win 8856 (DF)
22:33:32.846094 B > A1: . ack 985 win 16384
22:33:33.724392 A1 > B: . 985:1969(984) ack 1 win 8856 (DF)
22:33:33.724893 B > A1: . ack 2445 win 14924
22:33:33.728591 A1 > B: . 2445:2921(476) ack 1 win 8856 (DF)
22:33:33.729161 A1 > B: . ack 1 win 8856 (DF)
22:33:33.840758 B > A1: . ack 2921 win 16384
[...]
22:33:34.238659 A1 > B: F 7301:8193(892) ack 1 win 8856 (DF)
22:33:34.239036 B > A1: . ack 8194 win 15492
22:33:34.239303 B > A1: F 1:1(0) ack 8194 win 16384
22:33:34.242971 A1 > B: . ack 2 win 8856 (DF)
22:33:34.454218 A2 > B: S 1523591299:1523591299(0)
win 8856 <mss 984> (DF)
22:33:34.454617 B > A2: S 732408874:732408874(0)
ack 1523591300 win 16384 <mss 65240>
22:33:34.457516 A2 > B: . ack 1 win 8856 (DF)
22:33:34.470683 A2 > B: P 1:985(984) ack 1 win 8856 (DF)
22:33:34.471144 B > A2: . ack 985 win 16384
22:33:34.476554 A2 > B: . 985:1969(984) ack 1 win 8856 (DF)
22:33:34.477580 A2 > B: P 1969:2953(984) ack 1 win 8856 (DF)
[...]
Notice that the SYN packet for session A2 specifies an MSS of 984.
セッションＡ２のSYNパケットが９８４のＭＳＳを指定することに気付いてく
ださい。
Trace file demonstrating correct behavior
正しい行動を実演するトレースファイル
As before, this trace was made using tcpdump running on an
intermediate host. Host A initiates two separate consecutive
connections, A1 and A2, to host B. Router C is the location of the
MTU bottleneck. As usual, TCP options are removed from all non-SYN
packets.
前と同じように、このトレースは中間ホストでtcpdumpを使ってとりました。
ホストＡは２つの平行した連続接続Ａ１とＡ２をを行います。ルーターＣは
ＭＴＵボトルネックの場所です。いつものように、ＴＣＰオプションがすべ
ての非SYNパケットから取り除かれます。
22:36:58.828602 A1 > B: S 3402991286:3402991286(0) win 32768
<mss 4312,wscale 0,nop,timestamp 1123370309 0,
echo 1123370309> (DF)
22:36:58.844040 B > A1: S 946999880:946999880(0)
ack 3402991287 win 16384
<mss 65240,nop,wscale 0,nop,nop,timestamp 429552 1123370309>
22:36:58.848058 A1 > B: . ack 1 win 32768 (DF)
22:36:58.851514 A1 > B: P 1:1025(1024) ack 1 win 32768 (DF)
22:36:58.851584 C > A1: icmp: 129.99.238.5 unreachable -
need to frag (mtu 1024) (DF)
22:36:58.855885 A1 > B: . 1:969(968) ack 1 win 32768 (DF)
22:36:58.856378 A1 > B: . 969:985(16) ack 1 win 32768 (DF)
22:36:59.036309 B > A1: . ack 985 win 16384
22:36:59.039255 A1 > B: FP 985:1025(40) ack 1 win 32768 (DF)
22:36:59.039623 B > A1: . ack 1026 win 16344
22:36:59.039828 B > A1: F 1:1(0) ack 1026 win 16384
22:36:59.043037 A1 > B: . ack 2 win 32768 (DF)
22:37:01.436032 A2 > B: S 3404812097:3404812097(0) win 32768
<mss 4312,wscale 0,nop,timestamp 1123372916 0,
echo 1123372916> (DF)
22:37:01.436424 B > A2: S 949814769:949814769(0)
ack 3404812098 win 16384
<mss 65240,nop,wscale 0,nop,nop,timestamp 429562 1123372916>
22:37:01.440147 A2 > B: . ack 1 win 32768 (DF)
22:37:01.442736 A2 > B: . 1:969(968) ack 1 win 32768 (DF)
22:37:01.442894 A2 > B: P 969:985(16) ack 1 win 32768 (DF)
22:37:01.443283 B > A2: . ack 985 win 16384
22:37:01.446068 A2 > B: P 985:1025(40) ack 1 win 32768 (DF)
22:37:01.446519 B > A2: . ack 1025 win 16384
22:37:01.448465 A2 > B: F 1025:1025(0) ack 1 win 32768 (DF)
22:37:01.448837 B > A2: . ack 1026 win 16384
22:37:01.449007 B > A2: F 1:1(0) ack 1026 win 16384
22:37:01.452201 A2 > B: . ack 2 win 32768 (DF)
Note that the same MSS was used for both session A1 and session A2.
同じＭＳＳがセッションＡ１とセッションＡ２の両方で使われたことに注意
を払ってください。
How to detect
検出方法
This can be detected using a packet trace of two separate
connections; the first should invoke PMTUD; the second should start
soon enough after the first that the PMTU value does not time out.
これは２つの異なる接続のパケットトレースを使って見つけることができま
す；最初はＰＭＴＵＤを呼び出すべきです；第２は最初のＰＭＴＵ値がタイ
ムアウトしないうちに始まるべきです。
How to fix
修正方法
The MSS should be determined based on the MTUs of the interfaces on
the system, as outlined in [RFC1122] and [RFC1191].
ＭＳＳは[RFC1122]と[RFC1191]で解説されるように、システム上のインタ
フェースＭＴＵに基づいて決定されるべきです。
3. Security Considerations
3. セキュリティの考察
The one security concern raised by this memo is that ICMP black holes
are often caused by over-zealous security administrators who block
all ICMP messages. It is vitally important that those who design and
deploy security systems understand the impact of strict filtering on
upper-layer protocols. The safest web site in the world is worthless
if most TCP implementations cannot transfer data from it. It would
be far nicer to have all of the black holes fixed rather than fixing
all of the TCP implementations.
セキュリティ懸念がこのメモによって上げたＩＣＭＰブラックホールがしば
しばすべてのＩＣＭＰメッセージを妨げる熱心過ぎるセキュリティ管理者に
よって起こされるということです。セキュリティシステムを設計して、配置
する人たちが厳密なフィルターの上位レイヤプロトコルへの影響を理解する
ことは非常に重要です。世界中の最も安全なＷｅｂサイトであっても、もし
ほとんどのＴＣＰ実装がそこからデータを転送できないなら、価値がありま
せん。ＴＣＰ実装のすべてを直すよりブラックホールのすべてを直す方がよ
いでしょう。
4. Acknowledgements
4. 謝辞
Thanks to Mark Allman, Vern Paxson, and Jamshid Mahdavi for generous
help reviewing the document, and to Matt Mathis for early suggestions
of various mechanisms that can cause PMTUD black holes, as well as
review. The structure for describing TCP problems, and the early
description of that structure is from [RFC2525]. Special thanks to
Amy Bock, who helped perform the PMTUD tests which discovered these
bugs.
Mark AllmanとVern PaxsonとJamshid Mahdaviの文書のレビューに、
Matt MathisのＰＭＴＵＤブラックホールの原因の様々なメカニズムの初期
の考察とレビューに感謝します。ＴＣＰ問題とその構造の初期の記述の構造
は[RFC2525]からです。ＰＭＴＵＤテストの実施の手助けとバグの発見につ
いてAmy Bockへ特別な感謝をします。
5. References
5. 参考文献
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Control", RFC 2581, April 1999.
[RFC1122] Braden, R., "Requirements for Internet Hosts --
Communication Layers", STD 3, RFC 1122, October 1989.
[RFC813] Clark, D., "Window and Acknowledgement Strategy in TCP",
RFC 813, July 1982.
[Jacobson89] V. Jacobson, C. Leres, and S. McCanne, tcpdump, June
1989, ftp.ee.lbl.gov
[RFC1435] Knowles, S., "IESG Advice from Experience with Path MTU
Discovery", RFC 1435, March 1993.
[RFC1191] Mogul, J. and S. Deering, "Path MTU discovery", RFC
1191, November 1990.
[RFC1981] McCann, J., Deering, S. and J. Mogul, "Path MTU
Discovery for IP version 6", RFC 1981, August 1996.
[Paxson96] V. Paxson, "End-to-End Routing Behavior in the
Internet", IEEE/ACM Transactions on Networking (5),
pp.~601-615, Oct. 1997.
[RFC2525] Paxon, V., Allman, M., Dawson, S., Fenner, W., Griner,
J., Heavens, I., Lahey, K., Semke, I. and B. Volz,
"Known TCP Implementation Problems", RFC 2525, March
1999.
[RFC879] Postel, J., "The TCP Maximum Segment Size and Related
Topics", RFC 879, November 1983.
[RFC2001] Stevens, W., "TCP Slow Start, Congestion Avoidance, Fast
Retransmit, and Fast Recovery Algorithms", RFC 2001,
January 1997.
6. Author's Address
6. 著者のアドレス
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謝辞
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