TCP与BBR

可靠传输

可靠传输基于滑动窗口
存在两个窗口，容许发送窗口和容许接收窗口，
接收窗口当且仅当前缀彻底收到才能右移
发送窗口须要发送且收到确认才能右移（右端点不必定会移动，这取决于窗口值）

当确认丢失时须要采用超时重传的机制

超时重传的时机依靠RTT
RTTs样本计算：\(RTTs=(1-α)RTTs+αRTT\)
超市计数器时间RTO计算：\(RTO=RTTs+4RTT_D\)
其中误差值\(RTT_D=3/4RTT_D+1/4|RTTs-RTT|\)

流量控制

流量控制基于rwnd

注意rwnd的值仅在ACK=1的状况下生效
当rwnd=0时接收方（指接收rwnd值的一方，平时是做为发送方）须要等待发送方一个新的窗口值才会继续发送流量

一种状况：B发送rwnd为0后，发现内部存在缓存可用，从新发送窗口值后丢失了，产生死锁

解决方法：持续计数器，当且仅当rwnd=0时启动，到期则发送1B大小的零窗口探测报文（接收rwnd一方发出），若得出值为0则维持现状，reset计数器，不然解除死锁

TCP传输的时机有

• 到达MSS
• push
• TCP内部有缓存且到达计数时间

解决小报文段的捎带传输的实现：

Naggle算法：
1.发送第一个数据字节，后面的进行缓存
2.收到该字节的确认后，把缓存全部字节发送出去，随后到达的继续缓存
3.收到前面的确认后再以此类推

此时可改良网络速率慢而数据到达速率快的状况，而且能捎带传输（先缓存下来而不是急于发送）

拥塞控制

发送发维护拥塞窗口cwnd，且让发送窗口值等于cwnd

判断拥塞依据：路由器的分组丢弃致使的超时

• 慢开始
  避免开始把大量数据注入网络，cwnd设置为2-4个SMSS
  且每次cwnd增长量=MIN(N,SMSS)，N为刚确认的字节数
  一个轮次须要一次RTT时间，每次都会把cwnd翻倍
  细节：并非RTT事后直接倍增，是收到一个确认马上增长对应的大小，详看页尾注释
• 拥塞避免
  1.慢开始过程具备门限ssthreash，一旦cwnd超过该门限则进入拥塞避免算法，进行线性递增，使网络不易拥塞
  2.当出现超时（认为拥塞）时，ssthresh折半且cwnd=1，回到慢开始环节
• 快重传
  为了尽早让发送方得知个别报文丢失而不是误判为拥塞，接收方不使用捎带确认的缓存算法，而是当即发送确认（失序也要）
  好比2 4 5 收到，认为3丢了，会发送2的确认，此时2的两次确认（4没确认）表示3丢了，日后5也会发送2的重复确认，当ACK达到3时发送方确信是丢失了而马上重发（3-ACK）
• 快恢复
  当得知只是部分丢失时，发送发直接把ssthread=cwnd/2且cwnd=ssthread，直接进入拥塞避免过程

四个阶段的优化

1.慢启动过程对高RTT不友好，能够把cwnd适当加大
2.避免超时重传可采用受限传输机制：发送方至少接收到一个重复ACK才传输新的数据报文段
(公平队列。。。）

BBR原理

组成

• 即时带宽
• RTT跟踪
• pipe状态机
• pacing rate和cwnd

BW计算

\(BW=delivered/interval_us\)
其中delivered是应答数据的个数，interval_us是应答所用的时间

其中应答部分不区分是正常发送仍是重传

pacing rate和cwnd计算

\(pr=G \cdot BW\)，\(G\)为增益系数

BBR中RTT只论曾经到达的最佳RTT，而不会加权平均（目标是再次令RTT最小）

此时\(cwnd = G' \dcot BDP\)
其中BDP为带宽和时延的乘积

G和G'由BBR状态机给出

状态机

每一次ACK都会计算BW，且把结果反馈给pipe状态机，从而获得G和G'
注意状态机的多种状态是具备必定针对性的，这里不展开

补充说明

传统TCP中输出只有cwnd，而BBR还多输出了一个pacing rate，用于控制cwnd的发送状况，前者会在cwnd富裕的状况下一并发出，然后者是根据pacing rate表示窗口内的数据包以多久的时间间隔发送，减小RTT抖动的可能性

补充补充说明

计网博大精深，虽然只挑了很小的方面去了解，但目前写的这些都是十分粗略的，各位过客请别嫌弃。。