TCP-拥塞控制

本文主要讨论TCP实现拥塞控制的方法，这也是批量数据传输中最重要的。

前面我们讨论了可以通过滑动窗口来做流控，但是TCP认为这还不够，因为滑动窗口需要依赖于连接的发送端和接收端，其并不知道网络中间发生了什么。TCP的设计者觉得，一个伟大而牛逼的协议仅仅做到流控并不够，因为流控只是网络模型4层以上的事，TCP的还应该更聪明地知道整个网络上的事。

具体一点，我们知道TCP通过一个timer采样了RTT并计算RTO，但是，如果网络上的延时突然增加，那么，TCP对这个事做出的应对只有重传数据，但是，重传会导致网络的负担更重，于是会导致更大的延迟以及更多的丢包，于是，这个情况就会进入恶性循环被不断地放大。试想一下，如果一个网络内有成千上万的TCP连接都这么行事，那么马上就会形成“网络风暴”，TCP这个协议就会拖垮整个网络。这是一个灾难。

所以，TCP不能忽略网络上发生的事情，而无脑地一个劲地重发数据，对网络造成更大的伤害。对此TCP的设计理念是：TCP不是一个自私的协议，当拥塞发生的时候，要做自我牺牲。就像交通阻塞一样，每个车都应该把路让出来，而不要再去抢路了。

TCP针对网络拥塞的场景有四种主要的算法：1）慢启动，2）拥塞避免，3）拥塞发生时的快速重传，4）快速恢复。

慢启动Slow start

TCP慢启动的意思是，刚刚加入网络的连接，一点一点地提速，不要一上来就像那些特权车一样霸道地把路占满。新同学上高速还是要慢一点，不要把已经在高速上的秩序给搞乱了。

慢启动的算法过程如下(cwnd全称Congestion Window):
1）连接建好的开始先初始化cwnd = 1，表明可以传一个MSS大小的数据。

2）每当收到一个ACK，cwnd++; 呈线性上升

3）每当过了一个RTT，cwnd = cwnd*2; 呈指数让升

4）还有一个ssthresh（slow start threshold），是一个上限，当cwnd >= ssthresh时，就会进入“拥塞避免算法”（后面会说这个算法）

所以，我们可以看到，如果网速很快的话，ACK也会返回得快，RTT也会短，那么，这个慢启动就一点也不慢。下图说明了这个过程。

这里，我需要提一下的是一篇Google的论文《An Argument for Increasing TCP’s Initial Congestion Window》Linux 3.0后采用了这篇论文的建议——把cwnd 初始化成了 10个MSS。 而Linux 3.0以前，比如2.6，Linux采用了RFC3390，cwnd是跟MSS的值来变的，如果MSS< 1095，则cwnd = 4；如果MSS>2190，则cwnd=2；其它情况下，则是3。

拥塞避免算法–Congestion Avoidance

前面说过，还有一个ssthresh（slow start threshold），是一个上限，当cwnd >= ssthresh时，就会进入“拥塞避免算法”。一般来说ssthresh的值是65535，单位是字节，当cwnd达到这个值时后，算法如下：

1）收到一个ACK时，cwnd = cwnd + 1/cwnd

2）当每过一个RTT时，cwnd = cwnd + 1

这样就可以避免增长过快导致网络拥塞，慢慢的增加调整到网络的最佳值。很明显，是一个线性上升的算法。

快速重传(拥塞态时的算法)

前面我们说过，当丢包的时候，会有两种情况：

1）基于重传计时器：等到RTO超时，重传数据包。TCP认为这种情况太糟糕，反应也很强烈。

• sshthresh = cwnd /2
• cwnd 重置为 1
• 进入慢启动过程

2）快速重传(Fast Retransmit)算法，也就是在收到3个duplicate ACK时就开启重传，而不用等到RTO超时。

• TCP Tahoe的实现和RTO超时一样。
• TCP Reno的实现是：
  a) cwnd = cwnd /2
  b)sshthresh = cwnd
  c)进入快速恢复算法——Fast Recovery

上面我们可以看到RTO超时后，sshthresh会变成cwnd的一半，这意味着，如果cwnd<=sshthresh时出现的丢包，那么TCP的sshthresh就会减了一半，然后等cwnd又很快地以指数级增涨爬到这个地方时，就会成慢慢的线性增涨。我们可以看到，TCP是怎么通过这种强烈地震荡快速而小心得找到网站流量的平衡点的。

快速恢复

TCP Reno
这个算法定义在RFC5681。快速重传和快速恢复算法一般同时使用。快速恢复算法是认为，你还有3个Duplicated Acks说明网络也不那么糟糕，所以没有必要像RTO超时那么强烈。 注意，正如前面所说，进入Fast Recovery之前，cwnd 和 sshthresh已被更新：

• cwnd = cwnd /2
• sshthresh = cwnd

然后，真正的Fast Recovery算法如下：

• cwnd = sshthresh + 3 * MSS （3的意思是确认有3个数据包被收到了）
• 重传Duplicated ACKs指定的数据包
• 如果再收到 duplicated Acks，那么cwnd = cwnd +1
• 如果收到了新的Ack，那么，cwnd = sshthresh ，然后就进入了拥塞避免的算法了。

如果你仔细思考一下上面的这个算法，你就会知道，上面这个算法也有问题，那就是——它依赖于3个重复的Acks。注意，3个重复的Acks并不代表只丢了一个数据包，很有可能是丢了好多包。但这个算法只会重传一个，而剩下的那些包只能等到RTO超时，于是，进入了恶梦模式——超时一个窗口就减半一下，多个超时会超成TCP的传输速度呈级数下降，而且也不会触发Fast Recovery算法了。

通常来说，正如我们前面所说的，SACK或D-SACK的方法可以让Fast Recovery或Sender在做决定时更聪明一些，但是并不是所有的TCP的实现都支持SACK（SACK需要两端都支持），所以，需要一个没有SACK的解决方案。而通过SACK进行拥塞控制的算法是FACK（后面会讲）

TCP New Reno
于是，1995年，TCP New Reno（参见 RFC 6582 ）算法提出来，主要就是在没有SACK的支持下改进Fast Recovery算法的——

• 当sender这边收到了3个Duplicated Acks，进入Fast Retransimit模式，开发重传重复Acks指示的那个包。如果只有这一个包丢了，那么，重传这个包后回来的Ack会把整个已经被sender传输出去的数据ack回来。如果没有的话，说明有多个包丢了。我们叫这个ACK为Partial ACK。
• 一旦Sender这边发现了Partial ACK出现，那么，sender就可以推理出来有多个包被丢了，于是乎继续重传sliding window里未被ack的第一个包。直到再也收不到了Partial Ack，才真正结束Fast Recovery这个过程

我们可以看到，这个“Fast Recovery的变更”是一个非常激进的玩法，他同时延长了Fast Retransmit和Fast Recovery的过程。

算法示意图

下面我们来看一个简单的图示以同时看一下上面的各种算法的样子：