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一、伪超时与重传概述

• 在很多情况下，即使没有出现数据丢失也可能引发重传。这种不必要的重传称为伪重传，其主要造成原因是伪超时，即过早判定超时，其他因素如包失序、包重复，或ACK丢失也可能导致该现象。在实际RTT显著增长，超过当前RTO时，可能出现伪超时。在下层协议性能变化较大的环境中（如无线环境），这种情况出现得比较多，[KP87]中也提到
• 这里我们仅关注由伪超时导致的伪重传。失序与重复的影响在下面的章节中再讨论
• 为处理伪超时问题提出了许多方法。这些方法通常包含检测算法与响应算法。检测算法用于判断某个超时或基于计时器的重传是否真实，一旦认定出现伪超时则执行响应算法，用于撤销或减轻该超时带来的影响。本章中我们只讨论报文段重传行为。典型的响应算法也涉及拥塞控制变化，会在后面“TCP拥塞控制”介绍

图示（回退“N”行为）

• 下图描述了一个简化的TCP交换过程
• 在报文段8发送完成后ACK链路上出现了延迟高峰导致了一次伪重传。在报文段5超时重传后，原始传输的报文段5 - 8的ACK仍然处于在传状态
• 本图中为简便起见，序列号和ACK号都基于包而非字节来表示，并且ACK号表示已接收到的包，而非期望接收的下一个包。当这些ACK到达时，发送端继续重传早已接收的其他报文段，从已确认的报文段之后开始。这导致TCP出现了“回退N”的行为模式，并产生了更多的“重复ACK”返回发送端，这时就可能会触发快速重传。 针对这一问题，提出了一些方法来减轻不良影响。下面我们讨论其中比较常用的几种方法

二、重复SACK（DSACK）扩展

• 在非SACK的TCP中，ACK只能向发送端告知最大的有序报文段。采用SACK则可告知其他的（失序）报文段。基本的SACK机制对接收端收到重复数据段时怎样运作没有规定。 这些重复数据可能是伪重传、网络中的重复或其他原因造成的

DSACK发送端

• 在SACK接收端采用DSACK（或称作D-SACK），即重复SACK[RFC2883]，并结合通常的SACK发送端，可在第一个SACK块中告知接收端收到的重复报文段序列号
• DSACK的主要目的是判断何时的重传是不必要的，并了解网络中的其他事项。因此发送端至少可以推断是否发生了包失序、 ACK丢失、包重复或伪重传

• DSACK相比于传统SACK并不需要额外的协商过程。为使其正常工作，接收端返回的SACK的内容会有所改变，对应的发送端的响应也会随之变化。如果一个非DSACK与DSACK的TCP共用一个连接，它们会交互操作，但非DSACK不能使用DSACK的功能

DSACK接收端

• SACK接收端的变化在于，允许包含序列号小于（或等于）累积ACK号字段的SACK块。这并非SACK的本意，但这样做能很好地配合该目的。 （在DSACK信息高于累积ACK号字段的情况下，即出现重复的失序报文段时，它也能很好地工作）DSACK信息只包含在单个ACK中，该ACK称为DSACK
• 与通常的SACK信息不同，DSACK信息不会在多个SACK中重复。因此，DSACK较通常的SACK鲁棒性低

• [RFC2883]没有具体规定发送端对DSACK怎样处理。 [RFC3708]给出了一种实验算法，利用DSACK来检测伪重传，但它并没有提供响应算法。它提到可采用Eifel响应算法，我们下面讨论，在此之前我们先介绍一些其他的检测算在法

三、Eifel检测算法

• 概念：
  • 在前面，我们讨论了重传二义性问题。实验性的Eifel检测算法[RFC3522]利用了TCP的TSOPT来检测伪重传
  • 在发生超时重传后，Eifel算法等待接收下一个ACK，若为针对第一次传输（即原始传输）的确认，则判定该重传是伪重传
• 与DSACK的比较：
  • 利用Eifel检测算法能比仅采用DSACK更早检测到伪重传行为，因为它判断伪重传的ACK是在启动丢失恢复之前生成的
  • 相反，DSACK只有在重复报文段到达接收端后才能发送，并且在DSACK返回至发送端后才能有所响应
  • 及早检测伪重传更为有利，它能使发送端有效避免前面提到的“回退N”行为

Eifel检测算法原理

• Eifel检测算法的机制很简单。它需要使用TCP的TSOPT
• 发送端：当发送一个重传（不论是基于计时器的重传还是快速重传）后，保存其TSV值
• 接收端：当接收到相应分组的ACK后，检查该ACK的TSER部分。若TSER值小于之前存储的TSV值，则可判定该ACK对应的是原始传输分组，即该重传是伪重传

• 这种方法针对ACK丢失也有很好的鲁棒性。如果一个ACK丢失，后续ACK的TSER值仍比存储的重传分组的TSV小。该窗口内的任一ACK的到达都能判断是否出现伪重传，因此单个ACK的丢失不会造成太大问题
• Eifel检测算法可与DSACK结合使用，这样可以解决整个窗口的ACK信息均丢失，但原始传输和重传分组都成功到达接收端的情况。在这种特殊情况下，重传分组的到达会生成一个DSACK。Eifel算法会理所当然地认定出现了伪重传。然而，在出现了如此之多的ACK 丢失的情况下，使得TCP相信该重传不是伪重传是有用的（例如，使其减慢发送速率——采用拥塞控制的后果）。因此，DSACK的到达会使得Eifel算法认定相应的重传不是伪重传

四、迁移RTO恢复算法(F-RTO)

• 前移RTO恢复（Forward-RTO Recovery，F-RTO）[RFC5682]是检测伪重传的标准算法。它不需要任何TCP选项，因此只要在发送端实现该方法后，即使针对不支持TSOPT的接收端也能有效地工作。该算法只检测由重传计时器超时引发的伪重传；对之前提到的其他原因引起的伪重传则无法判断
• 在一次基于计时器的重传之后，F-RTO会对TCP的常用行为做出一定修改。由于这类重传针对的是没有收到ACK信息的最小序列号，通常情况下，TCP会继续按序发送相邻的分组，这就是前面描述的“回退N”行为

工作原理

• F-RTO会修改TCP的行为，在超时重传后收到第一个ACK时，TCP会发送新（非重传）数据，之后再响应后一个到达的ACK
• 如果其中有一个为重复ACK，则认为此次重传没问题
• 如果这两个都不是重复ACK，则表示该重传是伪重传
• 重复ACK是在接收端收到失序的报文段产生的。这种方法比较直观。如果新数据的传输得到了相应的ACK，就使得接收端窗口前移。如果新数据的发送导致了重复ACK，那么接收端至少有一个或更多的空缺。这两种情况下，接收新数据都不会影响整体数据的传输性能（假设接收端有足够的存储空间）

五、Eifel响应算法

• 一旦判断出现伪重传，则会引发一套标准操作，即Eifel响应算法[RFC4015]。由于响应算法逻辑上与Eifel检测算法分离，所以它可与我们前面讨论的任一种检测方法结合使用。原则上超时重传和快速重传都可使用Eifel响应算法，但目前只针对超时重传做了相关规定
• 尽管Eifel响应算法可结合其他检测算法使用，但根据是否能尽早（如Eifel检测算法或F-RTO）或较迟（如DSACK）检测出伪超时的不同而有所区别。前者称为伪超时，通过检查ACK或原始传输来实现。后者称为迟伪超时，基于由（伪）超时而引 发的重传所返回的ACK来判定
• 响应算法只针对第一种重传事件。若在恢复阶段完成之前再次发生超时，则不会执行响应算法。在重传计时器超时后，它会查看srtt和rttvar的值，并按如下方式记录新的变量sett_prev和rttvar_prev：

• 在任何一次计时器超时后，都会指定这两个变量，但只有在判定出现伪超时才会使用它们，用于设定新的RTO。在上式中，G代表TCP时钟粒度。srtt_prev设为srtt加上两倍的时钟粒度是由于：srtt的值过小，可能会出现伪超时。如果srtt稍大，就可能不会发生超时。srtt加上2G得到srtt_prev，之后都使用srtt_prev来设置RTO
• 完成srtt_prev和rttvar_prev的存储后，就要触发某种检测算法。运行检测算法后可得到一个特殊的值，称为伪恢复。如果检测到一次伪超时，则将伪恢复置为SPUR_TO。如果检测到迟伪超时，则将其置为LATE_SPUILTO。否则，该次超时为正常超时，TCP继续执行正常的响应行为
• 若伪恢复为SPUR_TO，TCP可在恢复阶段完成之前进行操作。通过将下一个要发送报文段（称为SND.NXT）的序列号修改为最新的未发送过的报文段（称为SND.MAX）。这就可在首次重传后避免不必要的“回退N”行为。如果检测到一次迟伪超时，此时已生成对首次重传的ACK，则SND.NXT不改变。在以上两种情况中，都要重新设置拥塞控制状态。并且一旦接收到重传计时器超时后发送的报文段的ACK，就要接如下方式更新srtt、 rttvar和RTO的值:

• 这里，m是一个RTT样本值，它是基于超时后首个发送数据收到的ACK而计算得到的。进行这些变量更新的目的在于,实际的RTT值可能发生了很大变化，RTT的当前估计值已经不适合用于设置RTO。若路径上的实际RTT突然增大（例如由于无线切换至一个新的基 站），当前的srtt和rttvar就显得过小，应重新设置。而另一方面，RTT的增大可能只是暂时的，这时重设srtt和rttvar的值就不那么明智了，因为它们原先的值可能更为精确
• 在新RTT样本值较大的情况下，上述等式尽力获得上述两种情况的平衡。这样做可以有效地抛弃之前的RTT历史值（和RTT的历史变化情况）。只有在响应算法中srtt和rttvar的值才会增大。若RTT不会增大，则维持估计值不变，这本质上是忽略超时情况的发生。 两种情况中，RTO还是按正常方式进行更新，并针对此次超时设置新的重传计时器值

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