傳輸控制協(xié)議擁塞控制 （傳輸控制協(xié)議擁塞控制）
次瀏覽 | 更新時(shí)間：2023-05-28 18:48
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傳輸控制協(xié)議擁塞控制
擁塞現(xiàn)象是指到達(dá)通信子網(wǎng)中某一部分的分組數(shù)量過多，使得該部分網(wǎng)絡(luò)來不及處理，以致引起這部分乃至整個(gè)網(wǎng)絡(luò)性能下降的現(xiàn)象，嚴(yán)重時(shí)甚至?xí)?dǎo)致網(wǎng)絡(luò)通信業(yè)務(wù)陷入停頓即出現(xiàn)死鎖現(xiàn)象。
基本信息
| 外文名 | TCP congestion algorithm |
擁塞成因
端到端TCP擁塞控制的本質(zhì)思想是通過調(diào)整發(fā)送端的發(fā)送速率來控制網(wǎng)絡(luò)的負(fù)荷量。具體地說，TCP不斷地通過加大發(fā)送的速率來對(duì)當(dāng)前網(wǎng)絡(luò)的實(shí)際承載能力進(jìn)行探測(cè)，并隨時(shí)準(zhǔn)備對(duì)網(wǎng)絡(luò)發(fā)回的擁塞信息做出響應(yīng)，即迅速減小向網(wǎng)絡(luò)中發(fā)送信息的速率，并在新的起點(diǎn)上繼續(xù)對(duì)網(wǎng)絡(luò)進(jìn)行試探。
那么，是什么原因?qū)е聰?shù)據(jù)吞吐量如此嚴(yán)重的下降呢？原來在TCP的控制機(jī)制里面只考慮到了接收端的接收能力，但是受很多因素的影響無法考慮另一個(gè)很重要的方面，那就是網(wǎng)絡(luò)自己的傳輸能力不足，從而造成了整個(gè)網(wǎng)絡(luò)崩潰的發(fā)生。
就互聯(lián)網(wǎng)體系結(jié)構(gòu)而言，網(wǎng)絡(luò)擁塞必然會(huì)發(fā)生。因?yàn)樵跊]有進(jìn)行任何預(yù)先請(qǐng)求（Prior Request）和協(xié)商（Prior Consult）許可機(jī)制的共享資源網(wǎng)絡(luò)中，幾個(gè)數(shù)據(jù)分組可能會(huì)同時(shí)到達(dá)中間節(jié)點(diǎn)，并希望經(jīng)同一個(gè)輸出端口同時(shí)轉(zhuǎn)發(fā)。顯然，不是所有數(shù)據(jù)分組都可以同時(shí)進(jìn)行轉(zhuǎn)發(fā)，必須有一個(gè)服務(wù)順序。網(wǎng)絡(luò)中間節(jié)點(diǎn)上的緩存隊(duì)列為等候服務(wù)的數(shù)據(jù)分組提供一定的過載保護(hù)。然而如果此種狀態(tài)具有一定的持續(xù)性，當(dāng)中間節(jié)點(diǎn)的緩存隊(duì)列空間耗盡時(shí)，中間節(jié)點(diǎn)只有將后到的數(shù)據(jù)分組丟棄。從表面上看，增大緩存隊(duì)列容量就可以防止由于網(wǎng)絡(luò)擁塞引起的數(shù)據(jù)分組丟棄，但隨著緩存隊(duì)列容量的增加，端到端的往返時(shí)延（RTT）也相應(yīng)增大。而數(shù)據(jù)分組的傳輸持續(xù)時(shí)間是有限的，同時(shí)需要重傳超時(shí)的數(shù)據(jù)分組。
正是由于這部分?jǐn)?shù)據(jù)分組浪費(fèi)大量的網(wǎng)絡(luò)可用帶寬，過大的緩存隊(duì)列容量反而可能妨礙網(wǎng)絡(luò)擁塞的恢復(fù)。網(wǎng)絡(luò)擁塞導(dǎo)致的直接結(jié)果是數(shù)據(jù)分組丟失率不斷提高、端到端時(shí)延不斷加大，甚至有可能使整個(gè)網(wǎng)絡(luò)系統(tǒng)陷入癱瘓。當(dāng)網(wǎng)絡(luò)處于擁塞狀態(tài)時(shí)，即便只是微量的負(fù)載增量都可能使網(wǎng)絡(luò)的有效吞吐量急劇下降。網(wǎng)絡(luò)處于擁塞崩潰狀態(tài)時(shí)對(duì)互聯(lián)網(wǎng)產(chǎn)生的威脅可以追溯到其早期的發(fā)展中。
為了最大限度地利用資源，網(wǎng)絡(luò)工作在輕度擁塞狀態(tài)時(shí)是較為理想的，但是如果沒有一定的擁塞控制機(jī)制加以約束和限制，必將增加滑向重度擁塞狀態(tài)的可能性。網(wǎng)絡(luò)擁塞控制是確保網(wǎng)絡(luò)魯棒性的關(guān)鍵因素，擁塞控制算法最基本和最重要的要求就是防止網(wǎng)絡(luò)出現(xiàn)擁塞崩潰，使網(wǎng)絡(luò)運(yùn)行在輕度擁塞的最佳狀態(tài)，這樣擁塞控制模型或算法既能保證網(wǎng)絡(luò)效率，又不會(huì)出現(xiàn)網(wǎng)絡(luò)欠載或過載，同時(shí)又能保證流量間的公平性。
網(wǎng)絡(luò)產(chǎn)生擁塞的根本原因是“供求關(guān)系”失衡，即網(wǎng)絡(luò)負(fù)載大于網(wǎng)絡(luò)資源容量和處理能力，結(jié)果導(dǎo)致數(shù)據(jù)包時(shí)延增加，丟失概率增大，應(yīng)用系統(tǒng)性能下降等。
產(chǎn)生擁塞的原因可以歸結(jié)為以下幾方面。
（1）瓶頸鏈路緩存容量不足。多個(gè)分組同時(shí)到達(dá)路由器，并期望經(jīng)同一個(gè)輸出端口轉(zhuǎn)發(fā)時(shí)，分組序列自動(dòng)進(jìn)入中間節(jié)點(diǎn)的緩存等待處理。如果這種情況持續(xù)發(fā)生，當(dāng)緩存空間被耗盡時(shí)，如果幾個(gè)輸入數(shù)據(jù)流共同需要同一個(gè)輸出端口，那么這些數(shù)據(jù)流在輸出端口上排隊(duì)等待。如果沒有足夠的存儲(chǔ)空間，數(shù)據(jù)包就會(huì)被丟棄，這對(duì)突發(fā)數(shù)據(jù)流更是如此。
要求所有信源發(fā)送的速率R必須小于或等于信道容量C。如果R大于C，則在網(wǎng)絡(luò)低速鏈路處就會(huì)形成帶寬瓶頸，一旦鏈路滿足不了所有通過它的源端帶寬的需求時(shí)，網(wǎng)絡(luò)就會(huì)發(fā)生擁塞。
（3）處理器處理能力受限。如果網(wǎng)絡(luò)設(shè)備在執(zhí)行排隊(duì)緩存、更新路由表等功能時(shí)，處理速度跟不上高速鏈路，也會(huì)產(chǎn)生擁塞。雖然擁塞源于資源短缺，但增加資源并不能避免擁塞的發(fā)生，有時(shí)甚至?xí)又負(fù)砣潭取．?dāng)增加路由器緩存時(shí)，表面上看可以防止與緩解由于擁塞引起的分組丟棄，但隨著緩存的增加，端到端的時(shí)延也相應(yīng)增大。因?yàn)榉纸M的持續(xù)時(shí)間（life-time）是有限的，超時(shí)的分組同樣需要重傳，因此，過大的緩存空間有可能使總延遲超過端系統(tǒng)重傳計(jì)時(shí)器的值，從而導(dǎo)致分組重傳，這些分組白白浪費(fèi)了網(wǎng)絡(luò)的可用帶寬，反而會(huì)加劇網(wǎng)絡(luò)擁塞。
（4）從應(yīng)用的角度來看，多條流入線路可能會(huì)分組到達(dá)，并需用同一輸出線路。此時(shí)，如果路由器沒有足夠的內(nèi)存來存放所有這些分組，那么有的分組就會(huì)丟失。
因此，為了解決網(wǎng)絡(luò)擁塞問題，除了適當(dāng)?shù)卦黾泳彺嫒萘?、盡可能地增加鏈路帶寬和提高處理器的能力以外，還需要采用擁塞控制機(jī)制。
算法改進(jìn)
1985年Nagle報(bào)告了由于傳輸控制協(xié)議（TCP）中沒必要的重傳所引發(fā)的網(wǎng)絡(luò)擁塞崩潰。
1986年10月，從美國勞倫斯伯克利國家實(shí)驗(yàn)室（Lawrence Berkeley National Laboratory，LBL，簡(jiǎn)稱伯克利國家實(shí)驗(yàn)室，隸屬于美國能源部，從事非絕密級(jí)的科學(xué)研究，坐落在加州大學(xué)伯克利分校的中心校園內(nèi)，位于伯克利山的山頂，現(xiàn)由美國能源部委托加州大學(xué)代為管理）到加州大學(xué)伯克利分校（University of California，Berkeley，簡(jiǎn)稱UC Berkeley）的數(shù)據(jù)吞吐量從32Kbps下降到40bps（具體內(nèi)容請(qǐng)參考V.Jacobson的論文Congestion Avoidance and Control）。這是被明確記載并研究的第一次網(wǎng)絡(luò)擁塞崩潰事件。從這以后，TCP的研究課題就開始多了一個(gè)方向，那就是擁塞控制，因?yàn)閾砣刂扑惴▽?duì)保證互聯(lián)網(wǎng)的穩(wěn)定性具有十分重要的作用，其中以V. Jacobson的那篇論文為標(biāo)志開創(chuàng)了互聯(lián)網(wǎng)擁塞控制領(lǐng)域的工作。
這個(gè)事件的發(fā)生，也使得研究人員重新認(rèn)識(shí)TCP傳輸?shù)男阅芷款i。隨著技術(shù)的發(fā)展，網(wǎng)絡(luò)在日常生活中成了必需品。越來越深入的研究發(fā)現(xiàn)，單純提高網(wǎng)絡(luò)的傳輸帶寬，并不能提高網(wǎng)絡(luò)傳輸性能。因此，如何提高網(wǎng)絡(luò)傳輸性能，成了一個(gè)重要的研究課題。目前的研究主要涉及以下兩個(gè)主要方面：一方面，從網(wǎng)絡(luò)本身出發(fā)，努力提高網(wǎng)絡(luò)的帶寬，如目前在大型數(shù)據(jù)中心廣泛采用的萬兆以太網(wǎng)、光纖網(wǎng)絡(luò)等；另一方面各種傳輸控制理論層出不窮，盡量占用可用帶寬。
擁塞崩潰的發(fā)生嚴(yán)重降低網(wǎng)絡(luò)的性能，自此，人們?cè)趽砣刂祁I(lǐng)域開展了大量的研究工作。1986年Jacobson最早提出擁塞避免機(jī)制，并在其1988年的論文中做了詳細(xì)討論，慢啟動(dòng)、快速重傳及擁塞避免算法構(gòu)成了AIMD（Additive Increase Multiplieative Decrease）機(jī)制的基礎(chǔ)。1997年，這些算法合并作為RFC公布。在此基礎(chǔ)上后人經(jīng)過十幾年的討論和研究，TCP的擁塞控制機(jī)制得到很大改進(jìn)。
最初由V. Jacobson在1988年的論文中提出的TCP的擁塞控制由“慢啟動(dòng)（Slow start）”和“擁塞避免（Congestion avoidance）”組成，后來TCP Reno版本中又針對(duì)性地加入了“快速重傳（Fast retransmit）”、“快速恢復(fù)（Fast Recovery）”算法，再后來在TCP NewReno中又對(duì)“快速恢復(fù)”算法進(jìn)行了改進(jìn)，出現(xiàn)了選擇性應(yīng)答（selective acknowledgement，SACK）算法，還有其他方面大大小小的改進(jìn)。擁塞控制機(jī)制成為網(wǎng)絡(luò)研究的一個(gè)熱點(diǎn)。
算法發(fā)展
1994年，Brakmo提出了一種新的擁塞控制機(jī)制TCP Vegas，從數(shù)據(jù)包傳輸時(shí)間的角度來進(jìn)行擁塞控制。但是，由于和已經(jīng)廣泛使用的控制機(jī)制之間出現(xiàn)了競(jìng)爭(zhēng)問題，因此并沒有得到廣泛的應(yīng)用。
從此，TCP的擁塞控制進(jìn)入了新的階段，百花齊放，出現(xiàn)了很多研究熱點(diǎn)，其中比較集中的方面有：“慢啟動(dòng)”過程的改進(jìn)，基于速率的擁塞控制，ECN，針對(duì)特殊網(wǎng)絡(luò)（無線網(wǎng)絡(luò)和衛(wèi)星網(wǎng)絡(luò)）的擁塞控制。最初提出了HSTCP，后來又出現(xiàn)了TCP BIC、TCP CUBIC、FAST TCP、TCPWestwood等一系列的改進(jìn)，比較具有代表性的方案主要有針對(duì)高速網(wǎng)絡(luò)的TCP BIC/CUBIC、High Speed TCP、Scalable TCP、MulTCP和針對(duì)媒體應(yīng)用的TFRC等。該類算法沿用TCP Reno“丟包即擁塞”的傳統(tǒng)假設(shè)，只是對(duì)AIMD的擁塞控制窗口調(diào)節(jié)過程進(jìn)行了優(yōu)化。盡管這些優(yōu)化改進(jìn)在某種程度上提高了TCP Reno的擁塞控制協(xié)議性能，但是Reno算法在無線網(wǎng)絡(luò)中的傳輸性能問題同時(shí)也被繼承了下來，限制了該類方案在無線網(wǎng)絡(luò)環(huán)境中的部署和應(yīng)用。
另一類擁塞控制方案采用數(shù)據(jù)包在網(wǎng)絡(luò)瓶頸節(jié)點(diǎn)緩沖區(qū)中的排隊(duì)延遲（即由擁塞造成的網(wǎng)絡(luò)延遲增加量），作為網(wǎng)絡(luò)擁塞的信號(hào)。當(dāng)網(wǎng)絡(luò)中的分組數(shù)量超出了網(wǎng)絡(luò)瓶頸節(jié)點(diǎn)的傳輸能力時(shí)，網(wǎng)絡(luò)轉(zhuǎn)發(fā)節(jié)點(diǎn)并不會(huì)馬上將多余的分組丟棄，而是將其暫時(shí)保存在自身的緩沖區(qū)中進(jìn)行排隊(duì)等待。數(shù)據(jù)包在轉(zhuǎn)發(fā)節(jié)點(diǎn)的緩沖區(qū)中堆積排隊(duì)，將會(huì)引起網(wǎng)絡(luò)端到端延遲的增加，基于延遲的擁塞控制方案就根據(jù)延遲的增加量，設(shè)計(jì)不同的算法來控制網(wǎng)絡(luò)擁塞。典型的基于延遲的擁塞控制方案主要有TCP vegas和FAST TCP等。
為了綜合利用這兩類擁塞控制方案的優(yōu)勢(shì)，研究人員們提出了混合型擁塞控制方案，比較典型方案的有針對(duì)無線網(wǎng)絡(luò)的TCP Veno、TCP Westwood/Westwood+方案，以及針對(duì)高速網(wǎng)絡(luò)的Compound TCP、H-TCP、TCP Illinois、UDT和針對(duì)媒體傳輸應(yīng)用的TFRC Veno等。
概念術(shù)語
（1）擁塞窗口（cwnd）：擁塞控制的關(guān)鍵參數(shù)，控制源端在擁塞情況下一次最多能發(fā)送多少個(gè)數(shù)據(jù)包。
（3）通告窗口（awnd）：接收方TCP緩存當(dāng)前的大小，此窗口就是TCP內(nèi)核的緩沖區(qū)大小，通常要求其為MSS的偶數(shù)倍。
（4）慢啟動(dòng)閾值（ssthresh）：擁塞控制中用來限制發(fā)送窗口大小的閾值，它是慢啟動(dòng)階段與擁塞避免階段的分界點(diǎn)，初始值設(shè)為65535B或awnd的大小。
（5）往返時(shí)延（RTT）：從發(fā)送端發(fā)送數(shù)據(jù)開始，到發(fā)送端接收到來自接收端的確認(rèn)（接收端接收到數(shù)據(jù)后便立即發(fā)送確認(rèn)），總共經(jīng)歷的時(shí)延。
（6）超時(shí)重傳計(jì)時(shí)器（RTO）：描述數(shù)據(jù)包從發(fā)送到失效的時(shí)間間隔，是源端用來判斷數(shù)據(jù)包是否丟失和網(wǎng)絡(luò)擁塞的重要參數(shù)，通常設(shè)為2RTT或5RTT。
（7）帶寬時(shí)延乘積（Bandwidth Delay Product，BDP）：表示一個(gè)連接的通道容量，表示為BDP = Capacity(b) = Bandwidth(b/s)*RTT(s)。
TCP實(shí)現(xiàn)
Tahoe
Tahoe算法是TCP的早期版本。它的核心思想：讓cwnd以指數(shù)增長(zhǎng)方式迅速逼進(jìn)可用信道容量，然后慢慢接近均衡。Tahoe 包括3 個(gè)基本的擁塞控制算法：“慢啟動(dòng)”、“擁塞避免”和“快速重傳”。同時(shí)Tahoe算法實(shí)現(xiàn)了基于往返時(shí)間的重傳超時(shí)估計(jì)。
（1）TCP Tahoe在連接建立后，cwnd初始化為一個(gè)報(bào)文段，開始慢啟動(dòng)，如果沒有丟包和擁塞發(fā)生，直到cwnd等于ssthresh，然后進(jìn)入擁塞避免。
（2）若重傳定時(shí)器超時(shí)，cwnd重新設(shè)置為一個(gè)報(bào)文段大小，重新開始慢啟動(dòng)，同時(shí)ssthresh為當(dāng)前cwnd的一半。
（3）若發(fā)送端收到3個(gè)重復(fù)ACK，不等到重傳定時(shí)器超時(shí)就執(zhí)行快速重傳，即立刻重傳丟失的報(bào)文段。
重傳超時(shí)估計(jì)是對(duì)重傳定時(shí)器的超時(shí)時(shí)間取值的估計(jì)。重傳定時(shí)器是判斷報(bào)文段丟失的依據(jù)，發(fā)送端發(fā)送一個(gè)報(bào)文段同時(shí)啟動(dòng)重傳定時(shí)器，如果重傳定時(shí)器超時(shí)，但發(fā)送端還沒有收到接收端的ACK，就判斷該報(bào)文段丟失，重傳丟失報(bào)文段并重新啟動(dòng)重傳定時(shí)器。每一個(gè)TCP連接都維護(hù)一個(gè)變量，用于計(jì)算往返時(shí)間RTT。TCP采用動(dòng)態(tài)重傳超時(shí)估計(jì)，即以往返時(shí)間RTT為基礎(chǔ)來確定重傳超時(shí)時(shí)間。其中最常用的是設(shè)置重傳超時(shí)時(shí)間為往返時(shí)間RTT的兩倍，即
重傳超時(shí)時(shí)間= 2×RTT
另外，往返時(shí)間RTT的計(jì)算也是動(dòng)態(tài)的，通?？梢园聪铝惺阶佑?jì)算:
RTT=a×最近RTT+（1-a）×當(dāng)前RTT
其中，a的取值為0～1，一般取值0.8～0.9。
在檢測(cè)到報(bào)文段丟失后，希望能迅速地將該報(bào)文段重傳，減少不必要的等待時(shí)間，提高TCP的吞吐量。如果設(shè)置重傳超時(shí)時(shí)間等于往返時(shí)間RTT，那么當(dāng)網(wǎng)絡(luò)中的時(shí)延變化引起當(dāng)前往返時(shí)間RTT值略大時(shí)，就會(huì)使重傳超時(shí)時(shí)間小于往返時(shí)間RTT，導(dǎo)致不必要的重傳，因此一般使用重傳超時(shí)時(shí)間為往返時(shí)間RTT的兩倍。
Tahoe算法的不足之處在于，收到3個(gè)重復(fù)ACK或在超時(shí)的情況下，Tahoe設(shè)置cwnd為1，然后進(jìn)入慢啟動(dòng)階段。這一方面會(huì)引起網(wǎng)絡(luò)的激烈振蕩，另一方面大大降低了網(wǎng)絡(luò)的利用率。
Reno
針對(duì)Tahoe算法的不足，提出了Reno算法，主要有兩方面改進(jìn)：一是對(duì)于收到連續(xù)3個(gè)重復(fù)的ACK確認(rèn)，算法不經(jīng)過慢啟動(dòng)，而直接進(jìn)入擁塞避免階段；二是增加了快速重傳和快速恢復(fù)機(jī)制。Reno算法以其簡(jiǎn)單、有效和魯棒性好成為TCP控制算法的主流，被廣泛應(yīng)用。
TCP Reno在TCP Tahoe版本上加入“快速恢復(fù)”算法。TCP Reno中，如果發(fā)送端收到3個(gè)重復(fù)ACK，不必等到重傳定時(shí)器超時(shí)，就會(huì)執(zhí)行快速重傳，然后執(zhí)行快速恢復(fù)算法，進(jìn)入擁塞避免。
圖1 TCP Reno狀態(tài)轉(zhuǎn)換圖
（1）首先發(fā)送端在檢測(cè)到丟包或擁塞后，重傳從數(shù)據(jù)丟失到檢測(cè)到丟失這段時(shí)間發(fā)送端發(fā)送的所有報(bào)文段，但是其中有些報(bào)文段被接收端正確收到，可以不必重傳。
（2）其次，準(zhǔn)確測(cè)量往返時(shí)間RTT是很重要的。理論上往返時(shí)間RTT的測(cè)量比較簡(jiǎn)單，是指報(bào)文段從發(fā)出到ACK返回發(fā)送端的時(shí)間，但是由于TCP是使用一個(gè)ACK確認(rèn)所有已經(jīng)收到的報(bào)文段的“累積”確認(rèn)方式，往返時(shí)間RTT的估值在實(shí)際中往往比較復(fù)雜，因此準(zhǔn)確測(cè)量往返時(shí)間RTT也是研究問題之一。
（3）Reno算法的另一個(gè)不足之處在于，它不能有效地處理多個(gè)報(bào)文分組從同一數(shù)據(jù)窗口丟失的情況。
NewReno
TCP NewReno的主要改進(jìn)在于一個(gè)窗口內(nèi)多個(gè)報(bào)文段丟失的問題。這樣可以避免TCP Reno中的多次重傳超時(shí)。另外，TCP NewReno算法在快速恢復(fù)中引入了部分確認(rèn)（Partial ACK）。它在快速恢復(fù)階段到達(dá)并且確認(rèn)新數(shù)據(jù)，但它只確認(rèn)進(jìn)入快速重傳之前發(fā)送的一部分?jǐn)?shù)據(jù)。
部分確認(rèn)是指在快速恢復(fù)階段對(duì)新報(bào)文段的確認(rèn)（不包括還在傳輸中未接收到的數(shù)據(jù)）。在Reno中，部分確認(rèn)導(dǎo)致離開快速恢復(fù)狀態(tài)，即發(fā)送端收到一個(gè)不重復(fù)的ACK就退出快速恢復(fù)階段。在NewReno中，只有當(dāng)所有報(bào)文段的ACK都收到后才退出快速恢復(fù)。
具體來說，就是重傳定時(shí)器溢出或者重復(fù)地確認(rèn)ACK到達(dá)時(shí)，TCP Reno會(huì)退出快速恢復(fù)狀態(tài)，等待，但是TCP NewReno并不退出快速恢復(fù)狀態(tài)，而是按以下步驟執(zhí)行。
（1）重傳緊接著那個(gè)部分確認(rèn)ACK之后的報(bào)文段，擁塞窗口減去部分確認(rèn)ACK的大小；
（2）對(duì)于得到確認(rèn)的新數(shù)據(jù)，設(shè)置cwnd等于其加上SMSS：
（3）對(duì)于第一個(gè)或每一個(gè)Partial ACK，重傳定時(shí)器復(fù)位。
舉例說明，序號(hào)為1的報(bào)文段丟失了，TCP發(fā)送端又發(fā)送了序號(hào)為2、3、4、5的報(bào)文段之后才收到3個(gè)重復(fù)的ACK。進(jìn)入快速重傳，重傳序號(hào)為1及其之后的報(bào)文段，然后進(jìn)入快速恢復(fù)，等待序號(hào)為1的報(bào)文段的ACK。此時(shí)，TCP發(fā)送端記錄序號(hào)為5，就是說TCP發(fā)送端希望收到序號(hào)為6的ACK。如果收到序號(hào)為6的ACK，那么這個(gè)ACK就確認(rèn)了重傳之前的所有報(bào)文段。
但是如果收到序號(hào)小于6的ACK，那么這個(gè)ACK只是確認(rèn)了重傳之前的部分報(bào)文段，也就說明此時(shí)丟失了多個(gè)報(bào)文段，這個(gè)ACK就是部分確認(rèn)的ACK。例如，收到序號(hào)為3的ACK，那么能夠確定序號(hào)為1的丟失的報(bào)文段和序號(hào)為2的報(bào)文段重傳后都被接收到，也說明序號(hào)為3的報(bào)文段也丟失了，需要重傳。
如果執(zhí)行TCP Reno算法，收到部分確認(rèn)的ACK即序號(hào)為3的ACK就退出快速恢復(fù)回到擁塞避免，然后收到3個(gè)重復(fù)的序號(hào)為3的ACK再進(jìn)入快速重傳，重傳序號(hào)為3的報(bào)文段再進(jìn)入快速恢復(fù)。這樣TCP發(fā)送端不僅增加了發(fā)送的時(shí)間，而且擁塞窗口一直重復(fù)地減半，如果丟失的報(bào)文段更多的話，整個(gè)TCP的吞吐量就會(huì)變得很低。
如果執(zhí)行TCP NewReno算法，收到部分確認(rèn)的ACK即序號(hào)為3的ACK就繼續(xù)進(jìn)行快速重傳，重傳序號(hào)為3的報(bào)文段，然后繼續(xù)快速恢復(fù)，如果還有報(bào)文段丟失，那么重復(fù)這個(gè)過程。這樣TCP發(fā)送端發(fā)送時(shí)間縮短，而且避免了擁塞窗口不必要的減小。
SACK
TCP SACK（Selective Acknowledgement）也是對(duì)TCP Reno的改進(jìn)，當(dāng)檢測(cè)到擁塞后，不必重傳從數(shù)據(jù)丟失到檢測(cè)到丟失這段時(shí)間發(fā)送端發(fā)送的所有報(bào)文段，而是對(duì)這些報(bào)文段進(jìn)行有選擇的確認(rèn)和重傳，避免不必要的重傳。
在連接建立階段，發(fā)送端和接收端進(jìn)行“協(xié)商”，確定是否使用SACK選項(xiàng)。SACK選項(xiàng)需要在TCP報(bào)文段中設(shè)置標(biāo)識(shí)位，標(biāo)識(shí)接收端最近收到的序列號(hào)連續(xù)的三個(gè)報(bào)文段。如果使用SACK選項(xiàng)，那么在數(shù)據(jù)傳輸中，當(dāng)接收端緩存隊(duì)列中出現(xiàn)序號(hào)不連續(xù)的報(bào)文段時(shí)，就向發(fā)送端發(fā)送標(biāo)識(shí)SACK選項(xiàng)的重復(fù)ACK。發(fā)送端得知哪些報(bào)文段已經(jīng)被接收，哪些報(bào)文段丟失，從而選擇性地重傳丟失的報(bào)文段。
SACK選項(xiàng)已經(jīng)成為L(zhǎng)inux系統(tǒng)的標(biāo)準(zhǔn)選項(xiàng)，在目前的系統(tǒng)部署中，這個(gè)標(biāo)準(zhǔn)選項(xiàng)通常都已經(jīng)選中。
Vegas
1994年，Brakmo提出了TCP Vegas算法。TCP Vegas是一種截然不同的擁塞控制算法，它采用一種更巧妙的帶寬估計(jì)策略，根據(jù)期望的流量速率與實(shí)際速率的差估計(jì)網(wǎng)絡(luò)瓶頸處的可用帶寬。
Vegas算法根據(jù)觀察到的TCP連接中RTT值的改變來控制擁塞窗口。如果RTT變大，TCP Vegas就認(rèn)為網(wǎng)絡(luò)發(fā)生了擁塞，減小擁塞窗口；反之，則增大擁塞窗口。
TCP Vegas改進(jìn)了其中三種算法，簡(jiǎn)要介紹如下。
（1）新的快速重傳算法。它將引發(fā)重傳的重復(fù)ACK數(shù)量從三個(gè)減少為兩個(gè)或者一個(gè)，因此TCP能夠?qū)?bào)文段丟失做出更快速的反應(yīng)。
（2）新的擁塞避免算法。它改變了其他實(shí)現(xiàn)版本中通過報(bào)文段丟失來檢測(cè)網(wǎng)絡(luò)擁塞的基本思想，而是通過觀察已發(fā)送報(bào)文段的往返時(shí)間RTT的變化來判斷網(wǎng)絡(luò)的擁塞狀況，即如果觀察到往返時(shí)間RTT變大，認(rèn)為網(wǎng)絡(luò)開始擁塞，因此減小擁塞窗口；相反，則認(rèn)為網(wǎng)絡(luò)暢通，增大擁塞窗口。
（3）新的慢啟動(dòng)算法。改進(jìn)后每隔一個(gè)往返時(shí)間RTT內(nèi)擁塞窗口增大一倍，在這之間窗口固定不變。
由于TCP Vegas只和往返時(shí)間RTT的改變有關(guān)，所以往返時(shí)間RTT的準(zhǔn)確度非常重要。實(shí)際過程中采取了許多措施來保證往返時(shí)間RTT測(cè)量的精確度，如細(xì)粒度的時(shí)間計(jì)算等。同時(shí)，TCP報(bào)文段大小也會(huì)對(duì)往返時(shí)間RTT有一定影響。
Veno
有線網(wǎng)絡(luò)主要是由于擁塞產(chǎn)生數(shù)據(jù)包的丟失，稱為擁塞丟包。無線網(wǎng)絡(luò)存在高誤碼率，無線信道由于噪聲、鏈路錯(cuò)誤而產(chǎn)生頻繁的數(shù)據(jù)包丟失，稱為隨機(jī)丟包。在無線網(wǎng)絡(luò)中，TCP錯(cuò)誤地將隨機(jī)丟包當(dāng)成擁塞丟包，采取不必要的擁塞控制，降低數(shù)據(jù)發(fā)送速率，引起吞吐量下降。如何區(qū)分擁塞丟包和隨機(jī)丟包并采取相應(yīng)的策略是無線網(wǎng)絡(luò)中TCP的研究重點(diǎn)。
TCP Veno是基于Reno、Vegas這兩個(gè)版本提出的。它通過對(duì)擁塞避免、快速重傳和快速恢復(fù)的改進(jìn)，判斷無線網(wǎng)絡(luò)中的擁塞狀況，采取不同的擁塞控制策略，提升無線網(wǎng)絡(luò)的性能。當(dāng)TCP Veno認(rèn)為網(wǎng)絡(luò)的丟包是由于高誤碼率造成的時(shí)候，就采用改進(jìn)的擁塞控制機(jī)制；相反，當(dāng)網(wǎng)絡(luò)的狀態(tài)處于擁塞時(shí)，就采用傳統(tǒng)的TCP擁塞控制機(jī)制。TCP Veno提升了TCP在單跳無線網(wǎng)絡(luò)中的性能，大量研究已經(jīng)表明，TCP Veno在蜂窩通信網(wǎng)絡(luò)中性能得到較好的提升。
Vegas通過計(jì)算期望吞吐量和實(shí)際吞吐量的差值來估計(jì)網(wǎng)絡(luò)瓶頸處的可用帶寬。Veno采用這種策略來判斷網(wǎng)絡(luò)中連接是否處于擁塞狀態(tài)。
Veno在發(fā)送端測(cè)量?jī)蓚€(gè)速率，一個(gè)是發(fā)送速率的期望值（Expected），另一個(gè)是發(fā)送速率的實(shí)際值（Actual），計(jì)算公式如下：
Expected = cwnd/BaseRTT
Actual=cwnd/RTT
式中，cwnd是當(dāng)前的發(fā)送窗口大小，BaseRTT是測(cè)量到往返時(shí)延中的最小值，RTT是最近一次測(cè)量到的往返時(shí)延值，兩者間的差值定義為Diff：
Diff = Expected - Actual
當(dāng)RTT>BaseRTT時(shí)，表明網(wǎng)絡(luò)的瓶頸帶寬處堆積了數(shù)據(jù)包。如果用N來表示該處堆積的數(shù)據(jù)包個(gè)數(shù)，則有如下表達(dá)式：
RTT = BaseRTT +N/Actual
上式右側(cè)表示網(wǎng)絡(luò)瓶頸處的數(shù)據(jù)包堆積會(huì)引起往返時(shí)延的增加。重新整理后，可得到如下表達(dá)式：
N= Actual×(RTT-BaseRTT) = Diff×BaseRTT
TCP Veno中設(shè)置一個(gè)閾值b，通過比較N和b判斷是否發(fā)生了擁塞，即區(qū)分隨機(jī)丟包和擁塞丟包。如果N超過閾值b，認(rèn)定原因是擁塞丟包；反之，則認(rèn)定為隨機(jī)丟包。經(jīng)過實(shí)驗(yàn)證明，閾值b取3比較合理。
（1）TCP Veno的擁塞避免算法采取如下策略：
當(dāng)cwnd>ssthresh時(shí)，即進(jìn)入擁塞避免階段時(shí)，
如果N<b，發(fā)生隨機(jī)丟包，則每收到1次新的ACK，使cwnd=cwnd+1/cwnd；
否則N≥b，發(fā)生擁塞丟包，則每2次收到新的ACK，使cwnd=cwnd+1/cwnd。
在發(fā)生隨機(jī)丟包和擁塞丟包兩種不同情況下，TCP Veno對(duì)cwnd的線性增加采取不同的控制策略。如果判斷發(fā)生隨機(jī)丟包，則cwnd線性增加的程度和TCP Reno一樣；如果判斷發(fā)生擁塞丟包，則cwnd線性增加的程度減緩。因?yàn)樵陬A(yù)測(cè)網(wǎng)絡(luò)中可能存在擁塞時(shí)，減緩cwnd的線性增加，即減緩數(shù)據(jù)傳輸速率的增加，可使得連接能夠盡可能長(zhǎng)時(shí)間地處于較大的窗口值，從而提高TCP的效率。
（2）TCP Veno的快速重傳和快速恢復(fù)算法采取如下策略：
如果N<b，此時(shí)發(fā)生隨機(jī)丟包，則使ssthresh=cwnd×(4/5)，cwnd=ssthresh+3；
否則N≥b，表示發(fā)生擁塞丟包，則使ssthresh=cwnd/2，cwnd=ssthresh+3。
TCP發(fā)送端確認(rèn)數(shù)據(jù)包丟失依據(jù)兩種情況：一是重傳定時(shí)器超時(shí)；二是收到3個(gè)及以上重復(fù)的ACK。快速重傳是指收到3個(gè)重復(fù)ACK就確認(rèn)數(shù)據(jù)包丟失，然后重傳丟失的數(shù)據(jù)包并調(diào)整cwnd和ssthresh的大小，快速重傳之后執(zhí)行快速恢復(fù)。所以如果判斷發(fā)生隨機(jī)丟包，則只是適度降低閾值ssthresh，可以使連接從一個(gè)較大的窗口值開始執(zhí)行擁塞避免，提高TCP吞吐量；若判斷發(fā)生擁塞丟包，則將閾值ssthresh減半，減小窗口緩解擁塞。
無線環(huán)境的高誤碼率對(duì)TCP性能產(chǎn)生很大影響。因?yàn)楦哒`碼率引起數(shù)據(jù)包丟失，通常被認(rèn)為是擁塞，采取擁塞控制機(jī)制，但是實(shí)際網(wǎng)絡(luò)中并沒有擁塞產(chǎn)生。所以頻繁的擁塞控制降低了傳輸速率，導(dǎo)致吞吐量下降。TCP Veno采取測(cè)量網(wǎng)絡(luò)擁塞狀況的方法，判斷擁塞丟包還是隨機(jī)丟包，采取不同的擁塞控制機(jī)制。新的擁塞控制機(jī)制針對(duì)隨機(jī)丟包盡量保持傳輸速率，適當(dāng)減小擁塞窗口，提升吞吐量。
BIC
TCP BIC由北卡羅來納州立大學(xué)（North Carolina State University）的網(wǎng)絡(luò)研究實(shí)驗(yàn)室提出，該算法在提出不久后就成為了當(dāng)時(shí)Linux內(nèi)核中的TCP默認(rèn)擁塞算法。
BIC的提出者們發(fā)現(xiàn)了TCP擁塞窗口調(diào)整的一個(gè)本質(zhì)問題：那就是找到最適合當(dāng)前網(wǎng)絡(luò)的一個(gè)發(fā)送窗口。為了找到這個(gè)窗口值，一般擁塞控制算法采取的策略是緩慢探測(cè)，也就是每個(gè)RTT加1，緩慢上升，丟包時(shí)下降一半，接著再來慢慢上升。BIC算法的提出者們則直指事情的本質(zhì)，認(rèn)為這是一個(gè)搜索過程，可以認(rèn)為這個(gè)值是在1和一個(gè)比較大的數(shù)之間，那么顯然最好的方式就是二分搜索。
基于這樣一個(gè)二分思想，BIC算法這樣操作的：當(dāng)出現(xiàn)丟包的時(shí)候，說明最佳窗口值應(yīng)該比這個(gè)值小，那么BIC就把此時(shí)的cwnd設(shè)置為max_win，把乘法減小后的值設(shè)置為min_win，然后BIC就開始在這兩者之間執(zhí)行二分思想——也就是跳到max_win和min_win的中點(diǎn)。
BIC算法主要有以下兩個(gè)不足之處。首先，就是搶占性較強(qiáng)，在小鏈路帶寬時(shí)延短的情況下，比起標(biāo)準(zhǔn)的TCP Reno，BIC的增長(zhǎng)函數(shù)的搶占性強(qiáng)。它在探測(cè)階段相當(dāng)于重新啟動(dòng)了一個(gè)慢啟動(dòng)算法，而TCP在處于穩(wěn)定后窗口就一直是線性增長(zhǎng)的。其次，BIC的的窗口控制階段較為復(fù)雜，增加了算法上的實(shí)現(xiàn)難度，同時(shí)增加了分析協(xié)議性能的模型的復(fù)雜度。
CUBIC
在BIC提出后不久，北卡羅來納州立大學(xué)的研究人員根據(jù)BIC的一些缺點(diǎn)，再次提出了CUBIC算法，CUBIC不是簡(jiǎn)單地修正BIC存在的問題，而是對(duì)整個(gè)算法都做了較大的調(diào)整。
CUBIC在設(shè)計(jì)上簡(jiǎn)化了BIC的窗口調(diào)整算法，CUBIC的模型使用了一個(gè)三次函數(shù)（即立方函數(shù)）。在三次函數(shù)曲線中同樣存在一個(gè)凹和凸的部分，該曲線形狀和BIC模型的曲線圖十分相似。另外，CUBIC中最關(guān)鍵的點(diǎn)在于它的窗口增長(zhǎng)函數(shù)僅僅取決于連續(xù)的兩次擁塞事件的時(shí)間間隔值，從而窗口增長(zhǎng)完全獨(dú)立于網(wǎng)絡(luò)的往返時(shí)延RTT。由此CUBIC的RTT獨(dú)立性質(zhì)使得CUBIC能夠在多條共享瓶頸鏈路的TCP連接之間保持良好的RTT公平性。鑒于CUBIC更出色的表現(xiàn)，在Linux 2.6.18版本后，CUBIC取代了BIC，成為默認(rèn)的TCP算法。
當(dāng)然，CUBIC也有其缺點(diǎn)，例如，在凸增長(zhǎng)階段的快速增長(zhǎng)可能導(dǎo)致網(wǎng)絡(luò)流量的突發(fā)性，從而造成一定的丟包。
FAST
TCP Vegas由于使用排隊(duì)延遲作為網(wǎng)絡(luò)擁塞的唯一標(biāo)識(shí)信號(hào)，因此在應(yīng)對(duì)無線網(wǎng)絡(luò)的隨機(jī)丟包問題上有著先天的優(yōu)勢(shì)。但是對(duì)于高延遲帶寬積（Bandwidth Delay Product，BDP）的高速網(wǎng)絡(luò)，TCP Vegas每個(gè)RTT最多增加1的擁塞窗口增長(zhǎng)速度過于緩慢。針對(duì)這一問題，加州理工學(xué)院的Steven Low教授提出了一種改進(jìn)的Delay Based TCP擁塞控制算法，稱為FAST TCP （FAST AQM Scalable TCP）。和TCP Vegas相同，F(xiàn)AST TCP也使用網(wǎng)絡(luò)的排隊(duì)延遲作為鏈路擁塞的唯一標(biāo)識(shí)信號(hào)，并使用如下方程對(duì)發(fā)送端的擁塞控制窗口進(jìn)行調(diào)節(jié)。
其中，a和g為預(yù)設(shè)參數(shù)，根據(jù)網(wǎng)絡(luò)帶寬的不同a的設(shè)置范圍為20～200，而1>g>0。
根據(jù)上面的公式可知，F(xiàn)AST TCP在網(wǎng)絡(luò)排隊(duì)延遲增大時(shí)也會(huì)自適應(yīng)地降低連接的數(shù)據(jù)傳輸速率。相比TCP Vegas，F(xiàn)AST TCP每次最多可以將擁塞控制窗口增加g·a，因此更加適合高速網(wǎng)絡(luò)的應(yīng)用場(chǎng)景。
Fast TCP后來沒有對(duì)開源社區(qū)做貢獻(xiàn)了，因?yàn)镾teven Low自己創(chuàng)辦了公司，把Fast TCP變成了商業(yè)產(chǎn)品，所以后續(xù)的學(xué)術(shù)研究就比較少了。Fast TCP是從TCP Vegas的思想發(fā)展而來，利用網(wǎng)絡(luò)延時(shí)進(jìn)行擁塞判斷。基于延遲的算法是對(duì)整個(gè)網(wǎng)絡(luò)的擁塞控制有好處的，但是相對(duì)當(dāng)前基于丟包的算法來說，兩者不公平。所以估計(jì)Steven Low后面也做了很多的改進(jìn)。
Compound
Compound TCP是微軟亞洲研究院的譚焜博士提出的一種混合型TCP擁塞控制算法。該算法的設(shè)計(jì)思想是結(jié)合基于時(shí)延的算法和基于丟包的算法的優(yōu)點(diǎn)，在充分利用高速網(wǎng)絡(luò)帶寬的同時(shí)，仍然保持和傳統(tǒng)TCP Reno算法的公平性。
Compound TCP的擁塞控制模塊中包含有兩個(gè)不同的擁塞控制窗口，即基于丟包的w窗口和基于延遲的w窗口，而算法的數(shù)據(jù)包發(fā)送速率則由兩個(gè)窗口的總和w=w+w控制。w窗口的更新方法和TCP Reno相同，遵循AIMD算法。而w則利用網(wǎng)絡(luò)的排隊(duì)延遲作為擁塞控制信號(hào)，依靠一種延遲控制的高速TCP算法進(jìn)行窗口更新，其更新過程為
w=w+a×w– 1, if diff <g
w=w–x×diff, if diff ≥g
w*(1 –b) –w/2, if loss
其中，a，b，g，ξ均為預(yù)設(shè)的參數(shù)，diff采用和TCP Vegas相同的計(jì)算方法。從式中可以看出，當(dāng)diff小于一定值時(shí)，Compound TCP會(huì)像HighSpeed TCP一樣以指數(shù)形式增加其擁塞控制窗口，而當(dāng)diff達(dá)到一定閾值時(shí)，又會(huì)像TCP Vegas一樣在擁塞丟包發(fā)生前將窗口降低。采用這種方法，Compound TCP除了可以在高速網(wǎng)絡(luò)中保持較高的傳輸速率之外，還可以在低速網(wǎng)絡(luò)中兼顧同TCP Reno的公平性。
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