新型拥塞控制

本文内容基于 2025 秋季《计算机网络》课程讲述，如有差错，欢迎指正

拥塞控制概述#

• 端系统观察什么：传统 TCP 主要通过丢包（超时或 3 个重复 ACK）来感知拥塞，不同的系统可以观察不同的拥塞信号， 如 RTT 变化， 主动发送报文探测等
• 端系统改变什么：通过调整拥塞窗口 (cwnd) 来限制发送速率

拥塞控制改进#

慢启动优化#

主要优化目标：CWND的初始化

随着网络流量变得越来越大，从一个MSS开始增长，可能增长得不够快

• 演进：
  • Tahoe：初始 cwnd = 1 MSS
  • Linux 2.6：根据 MSS 动态调整
  • Linux 3.0 / Google (2010)：初始 cwnd = 10 MSS

TCP New Reno#

TCP Reno 收到一个新的 ACK 后，立即退出快速恢复，进入拥塞避免阶段。但如果窗口内有多个数据包丢失了， 此时仍然应该停留在快速恢复阶段，继续重传丢失的数据包。

定义：Partical ACK，确认了重传包但未确认所有已发数据的 ACK

TCP New Reno 改进了快速恢复阶段。

• 当收到 Partial ACK 时，推断有多个包丢失，继续停留在快速恢复阶段，并重传下一个丢失的包
• 直到收到确认所有已发数据的 ACK，才退出快速恢复

SACK#

TCP New Reno 虽然改进了快速恢复，但它一次只能判断并重传一个丢失包，效率仍然不高。

SACK(选择重传)在 TCP 头部 Option 字段中携带 SACK 信息，显式通知发送方哪些不连续的数据块已收到

Left Edge表示已收到的不连续块的第一个序号，Right Edge表示已收到的不连续块的最后一个序号+1，即左闭右开区间

Option 字段最长是40 字节，每个 SACK 块占8字节，最多携带 4 组 SACK 信息

借助SACK，发送方可以精准重传丢失的数据包，提高了丢包恢复效率

TCP BIC#

对于所有的基于丢包的拥塞控制算法，都想要在拥塞避免阶段尽可能快地找出恰当的cwnd值，本质就是一个搜索的过程， 因此BIC算法的核心思想是使用二分查找来搜索最优窗口值

机制：

• Wmax：上次发生丢包时的窗口大小（上界）
• Wmin：丢包后乘性减后的窗口大小（下界）
• 二分增长：在 Wmin 和 Wmax 之间进行二分搜索（每个RTT通过ACK 判断丢包来确定新的上下限），快速找到一个合适的窗口值
• 对于二分查找的增长值设立一个上下界：
  • Smax：最大步长，防止增长过快导致频繁丢包
  • Smin：最小步长，防止增长过慢

如果可用带宽增大，当cwnd超过了 Wmax怎么办？（二分搜索无法进行）

BIC采取了一种非常简单直接的方法：按照逼近Wmax的路径倒回去，即采用与之对称的方案

BIC将传统拥塞避免阶段线性增大探查Wmax 的过程转变为二分查找 ，窗口增长速度大大快于线性查找，有效提高了带宽利用率

但是这种ACK驱动的增长方式会导致不同RTT的流之间不公平性：

• 短RTT流增长更快，长期占用更多带宽

此外，由于ACK延迟到达或丢失的问题，导致BIC算法实际实现要比理论更加复杂

TCP CUBIC#

Cubic对于窗口增长仅取决距离上一次丢包所经过的时间，而不依赖 RTT，这样与网络的时延无关，解决了BIC的不公平问题和复杂性

Cubic 沿用BIC的思想，去快速逼近Wmax，使用三次函数拟合 BIC 的二分查找曲线。

• $W(t) = C(t - K)^3 + W_{max}$
• Steady State Behavior阶段：快速逼近 $W_{max}$，然后减缓增长，在 $W_{max}$ 附近停留（稳定区）
• Max probing阶段：若无丢包，越过 $W_{max}$ 后加速探测

一些参数：

• C：调整曲线陡峭程度的常数，C越大，探测到最大窗口的时间越短
• K：从上次丢包到达到 $W_{max}$ 所需的时间
  • $K = \sqrt[3]{\frac{W_{max} \times \beta}{C}}$
• 区间起始时刻为最近一次检测到丢包的时间

Cubic因为不依赖于 RTT ，公平性好；还保持了 BIC 快速利用带宽的优点

TCP Vegas#

与先前的拥塞控制不同，Vegas利用 RTT 的变化来预测拥塞，而不是丢包。根据实际吞吐量和期望吞吐量之间的差异，去决定窗口的增长

机制：

• 计算 实际吞吐量 ($cwnd / RTT_{actual}$) 和 期望吞吐量 ($cwnd / RTT_{min}$)的差值 Diff
• 若Diff 很大（大于 $\beta/RTT$），说明排队严重，线性减小 cwnd
• 若Diff 很小（小于 $\alpha/RTT$），说明链路空闲，线性增加 cwnd
• 若Diff 介于 $\alpha/RTT$ 和 $\beta/RTT$ 之间，保持 cwnd 不变
• 如果计算出来的RTT 大于超时阈值，则直接重传

这个算法没有大规模部署，但在轻量级系统中比较受关注

TCP Westwood#

这个算法主要针对无线网络，考虑ACK的到达速率。根据这个到达速率，他提出了一个公式，对带宽进行估计，并调整窗口大小

因为在无线网络中，丢包会经常发生（比如受到干扰，不是因为排队），如果用丢包估计拥塞，窗口会减小非常频繁

与其采用丢包这种敏感的事件，不如预先对带宽进行估计。

TCP BBR#

回顾传统的TCP拥塞控制，大多数是基于丢包的，BBR(Bottleneck Bandwidth and Round-trip propagation time)对这个机制进行了反思

如果网络上发生了拥塞，大多数情况是存在一个瓶颈，当报文数量大于该瓶颈的处理能力后，就会产生排队，严重时会导致丢包

如果我们从瓶颈链路的角度来考虑拥塞控制问题，可以推断出我们到底往网络中发送多少数据是合适的

这里面有一个延迟带宽积 (BDP, Bandwidth-Delay Product) 的概念（时延带宽积 ↗）

在这个场景下，BDP=瓶颈链路带宽BtlBw$\times$ 路径往返时间Rtprop （链路的带宽就是瓶颈带宽）

刚开始注入网络的数据量小于BDP时，数据包在网络中流动，没有排队，RTT较小，交付率等于注入速率（蓝线）； 当注入网络的数据量到达瓶颈链路BDP时，在瓶颈链路处形成排队，导致RTT延长，交付率却不再增长（绿线）； 而瓶颈链路处的缓冲区有限（大小设为BufferSize），不断被填满，当数据量持续增加到BDP + BufferSize时，就开始丢包（红线）

BBR认为，网络中最佳的注入数据量应该是 BDP，而不是 BDP + BufferSize（传统 TCP 的做法，丢包时调整），这样既保证了交付率又降低了时延。 同时，使缓冲区保持比较空的状态，也能更好应对突发流量

因此，BBR的核心思想是通过测量瓶颈带宽 (BtlBw) 和最小往返时间 (Min RTT) 来估计 BDP，从而使cwnd去接近这个值

但是 BtlBw和Min RTT 不能同时测量：

• 要测量最大带宽，就要把瓶颈链路填满，此时buffer中存在排队分组，延迟较高
• 要测量最低延迟，就要保证链路队列为空，网络中分组越少越好，cwnd较小

实际中，BBR 周期性（每隔十秒）测量一次 BtlBw 和 Min RTT，把它当作下一段时间的估计值

测量分为若干个阶段：

• 启动阶段（START_UP）
  • 类似TCP的慢启动，指数增加发送速率，尽可能快地占满管道
  • 如果连续三次增长发现交付率不再增长，认为已经达到 BtlBw，进入下一阶段

• 排空阶段（DRAIN）
  • 指数降低发送速率（相当于是startup的逆过程），将多占的数据慢慢排空

• 瓶颈带宽探测（PROBE_BW）:
  • 进入稳定状态后, 先在一个RTT内增加发送速率，探测最大带宽
  • 如果RTT增大（发生排队），再减小发送速率，排空前一个RTT多发出来的包
  • 后面6个RTT使用更新后的估计带宽发送

• 时延探测（PROBE_RTT）:
  • 每过10秒且RTT未更新，就进入时延探测阶段
  • 在这段占200ms(全过程2%的时间内)，cwnd固定为4个包
  • 测得的RTprop作为基准，在瓶颈带宽探测阶段判断是否发生排队

BBR的性能比传统的TCP提升的非常明显，在相同吞吐率的情况下，时延和丢包都更少

但与此同时，BBR不断探测可用资源并控制窗口的策略会导致它与传统TCP不公平竞争，长期占用更多带宽（流氓算法）

DCTCP#

DCTCP是针对数据中心的TCP拥塞控制算法

与一般网络中流量不同，数据中心流量有一些特点

• 混合流量：
  • 短流（延迟敏感）：用户操作、查询
  • 长流（吞吐敏感）：数据传输、备份
  • 长流的流量占据缓冲区会导致短流发生丢包或高延迟
• 突发流量（Incast）：
  • 许多计算任务同时完成，导致大量数据同时返回
  • 交换机缓冲区瞬间被挤满，导致丢包

因此，数据中心的传输协议需要容忍高突发流量、低延迟、高吞吐.想要保持这些特性，只需要维持交换机队列长度尽可能低即可，这就是DCTCP的做法

不同于广域的传统网络，数据中心网络通常可以由管理员进行更加细致的配置和控制，操作网络内部交换机完成一些功能

• 核心思想：利用交换机的 ECN (显式拥塞通知) 进行细粒度拥塞控制
• 机制：
  1. 交换机：当队列长度超过阈值 $K$时，给包打上 ECN 标记
  2. 接收端：仅当ECN报文出现或消失时才立即发送ACK，否则采取延迟发送ACK的策略
  3. 发送端：根据 ECN 标记的比例 $F = \frac{ACKs\ with\ ECN}{ACKs}$（反映拥塞程度），精细化调整 cwnd：
     • 每个RTT更新一次发送窗口
     • $\alpha = (1-g)\alpha + g F$， g是一个加权系数
     • 如果发生拥塞，则$cwnd = cwnd \times (1 - \alpha/2)$，否则$cwnd = cwnd +1$

总结#