拥塞处理（一）——拥塞处理的历史概述

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　　在互联网出现的早期，为了保证交换机buffer不会过饱和，会在MAC层进行流量控制，如果当前节点的接受速率大于发送速率，则会在接收端的MAC层主动丢包，避免网络拥堵。

​　　但是，现如今，网络中数据包的转发节点愈来愈多，MAC层的流量控制无法满足多节点转发的情况，因此，流量控制的工作也就自然而然的交给了更高层的协议，也就是现在的传输层。

​　　传输层的流量控制是通过TCP的滑动窗口协议实现的（过去的拥塞控制一直是通过TCP来实现，因为UDP本身没有确认机制，但是近几年出现了一种新的基于UDP的拥塞控制——QUICK，具体原理我没细看，此处暂不涉及UDP拥塞控制，只谈TCP），当发送窗口内还有未发送的数据时，就继续向网络发送；当窗口内所以数据都已发送且没有收到ACK时，就停止发送等待回复。这就实现了端到端的流量控制。

​　　但这里涉及到一个问题，那就是，发送窗口的大小要怎么确定？如果发送窗口很大，那么可能应用层传下来的数据甚至可能都填不满发送窗口，发送端会一直持续满载向网络发送数据包，哪怕当前网络已经非常拥堵导致出现了大量的丢包，发送端也不会停下来等待。而如果发送窗口太小，当窗口内最后一份数据发送完后，第一份数据的ACK都还没收到，此时发送端只能停止发送，坐在那干等ACK，浪费大量带宽。

​　　由此可见，对于窗口大小的控制，就成了在“尽量避免网络拥堵”的前提下“充分利用带宽”的关键技术，而这个关键技术，就是我们今天要讲的“拥塞控制”。就我个人的理解而言，拥塞控制相当于是一种“动态流量控制“，根据当前网络拥堵状况，实时的调整流量的阈值。

​　　拥塞控制的基本原则就是：当网络中没有出现拥塞，拥塞窗口的值就可以再增大一些，以便把更多的数据包发送出去；当网络出现拥塞，拥塞窗口的值就应该减小一些，以减少注入到网络中的数据包数。

​　　传统的拥塞控制，无论是Tahoe、Reno、New-Reno，还是2000年后出现的BIC、CUBIC等，本质上都是基于“丢包”来判断网络的拥塞状况，通过AIMD四种算法的结合，动态的对发送窗口进行调整。但是，基于丢包的控制有一个巨大的缺陷，那就是Bufferbloat问题。

​　　早期，互联网上的路由器缓存都较小，当节点拥堵时，路由器缓冲区很快就会被填满，从而引发丢包。因此，发送端可以较快的接收到网络拥堵信息，从而快速对拥塞窗口进行调整。

​　　但是，随着硬件成本的快速下降，路由器缓冲区越来越大，当节点拥堵时，新到达的数据会源源不断的塞进缓冲区而不发生丢包，这就导致了“高延迟，低丢包”网络的出现，而由于此时对于发送端来说没有发生丢包，就不会去降低发送速率，进而使这种高延迟的状态持续下去，这就是上述提及的Bufferbloat问题，该现象极大的影响了用户体验。

　　Bufferbloat现象如下图所示，在发送方的发送速率超过网络中瓶颈节点的最大速率后，链路中的缓冲区持续被填充，此时发送方感受到的RTT值持续增加，但是接收方收到的数据速率却维持在一个固定的值，此时若发送方继续增大发送速率，不仅不会提高DeliveryRate，反而会提高通讯延迟。

​　　为了缓解Bufferbloat问题，基于时延的拥塞算法思想逐渐走入人们的视野，其中比较典型的就是Vegas算法。Vegas算法是基于rtt的变化率来判断网络拥塞状况的，其通过更为精确的采样机制（每个ack都会进行速率采样），通过采样数据结构rate_sample保存的时间，来实时更新rtt值，并和当前的拥塞窗口值snd_cwnd进行除法运算，计算当前时间间隔（RTT）内的局部最大发送速率v_local与tcp连接的全局最大发送速率v_overall，通过对比v_local与v_overall的差异大小，来决定增/减窗。

​　　这种基于rtt变化的算法，一旦遇到延时的大幅增加，就会快速降低发送速率，从而迅速排空链路上的缓冲队列，极大的缓解了Bufferbloat问题。但是，由于互联网上的tcp链接，基本都在使用基于丢包的拥塞协议，当基于时延的拥塞协议因为Bufferbloat而降低发送速率时，基于丢包的协议依然会保持高速发送，从而将前者让出的带宽迅速蚕食，因此，基于时延的拥塞算法在基于丢包的算法面前毫无竞争力，无法适应当前的网络环境。

​　　理论上而言，当互联网中都使用基于rtt的拥塞算法时，因为所有人都可以快速的感知到拥塞而迅速调整速率，从而极大的降低拥塞发生的概率和严重程度，降低了协议中的惩罚机制所带来的带宽损失。但这毕竟是理论，现实中的互联网发展了这么多年，有数百亿的网络终端，要让这数百亿终端同时更换底层网络协议几乎是不可能的，因此，像Vegas这种基于rtt的拥塞协议，一直得不到大规模的应用，直到BBR的出现。

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