Congestiebeheersing in netwerken

Congestie begint wanneer verkeer gedurende langere tijd sneller een deel van een netwerk bereikt dan dat deel kan verwerken. Pakketten wachten in de uitgangsbuffer van een router, de wachtrij. Het knelpunt is de verbinding met de minste beschikbare capaciteit voor dit verkeer langs zijn pad.

Volg het overschot

Stel dat een router 12 Mbps ontvangt voor een uitgangsverbinding die 10 Mbps kan verzenden. De uitgang kan niet sneller werken om de ingang bij te houden. Elke seconde blijft 2 megabit wachten, oftewel 250.000 bytes na deling door 8. Een aanvankelijk lege buffer van 1.000.000 bytes raakt vol in:

Een pakket dat achter die hoeveelheid wachtende gegevens aansluit, wacht totdat de verbinding de gegevens ervoor heeft verzonden:

Zodra de buffer vol blijft, vervoert de uitgang nog steeds maar 10 Mbps. Van de 12 Mbps die aankomt, wordt ongeveer 2 Mbps verworpen, een zesde van het aangeboden verkeer. Deze berekeningen behandelen aankomst en vertrek als constante snelheden; de timing van afzonderlijke pakketten zorgt voor kleine variaties.

Bepaal of de wachtrij leegloopt

Een korte burst verschilt van aanhoudende overbelasting. Een wachtrij kan een burst opvangen en leeglopen wanneer de aankomstsnelheid onder de uitgangssnelheid daalt. Als constante aankomsten precies overeenkomen met de uitgangssnelheid, blijft een bestaande wachtrij bestaan: elk vertrekkend pakket wordt vervangen door een aankomend pakket. Als de aankomstsnelheid aanhoudend boven de uitgangssnelheid ligt, groeit de wachtrij totdat de buffer vol is.

Werkelijk verkeer is ongelijkmatig. Zelfs als de gemiddelde benutting onder de volledige capaciteit ligt, laten bursts pakketten wachten. Dicht bij de capaciteit is er weinig tijd over om die bursts weg te werken, waardoor de gemiddelde vertraging sterk stijgt. Congestie verhoogt vooral de wachtrijcomponent van pakketvertraging; verwerking, transmissie en propagatie zijn afzonderlijke componenten.

Benoem welke snelheid je bedoelt

Een snelheidsverschil kan het knelpunt zichtbaar maken: een lokaal netwerk van 1 Gbps kan een toegangsverbinding van 50 Mbps voeden. Aggregatie heeft hetzelfde effect wanneer meerdere ingangen van een router één uitgang delen. Eén ingang kan weinig verkeer lijken te leveren, terwijl de som de uitgang overbelast.

Kies de juiste grens

Stroomregeling beschermt de buffer van de ontvanger met het bekendgemaakte ontvangstvenster. Congestiebeheersing beschermt het pad tussen de eindpunten. Een ontvanger kan ruim voldoende vrij geheugen hebben terwijl een router op het pad pakketten verwerpt.

Een grotere routerbuffer kan een langere burst opvangen, maar aanhoudende overbelasting vult elke eindige buffer en verhoogt de wachttijd. Een snellere knelpuntverbinding neemt dat capaciteitstekort weg. Een andere verbinding begrenst dan het pad; die raakt pas overbelast wanneer het verkeer de daar beschikbare capaciteit overschrijdt.

Een volledig benutte verbinding is alleen nuttig wanneer het verkeer bijdraagt aan de aflevering van nieuwe gegevens. Congestie verbruikt capaciteit op manieren die de nuttige aflevering kunnen doen dalen, terwijl het netwerk druk blijft.

Tel de kosten

Wachtrijvertraging komt eerst. Een videogesprek kan moeilijk te volgen worden voordat pakketten worden verworpen, omdat spraak te laat aankomt. Betrouwbaarheid alleen kan die vertraging niet herstellen.

Verloren pakketten veroorzaken een tweede kostenpost: een zender die betrouwbare overdracht verzorgt, verzendt ze opnieuw. Als een verbinding van 10 Mbps pakketten van gelijke grootte vervoert en 20% gegevens herhaalt die al over die verbinding zijn verzonden, vervoert hoogstens 8 Mbps nieuwe gegevens:

De nuttige doorvoersnelheid voor de applicatie is lager als je rekening houdt met headers en eventueel verlies elders. De activiteit op de verbinding doet de voortgang van de applicatie dus groter lijken dan die is.

Sommige hertransmissies zijn onnodig. Een pakket kan in een lange wachtrij staan wanneer de timer van de zender afloopt. Het vervangende pakket komt dan in hetzelfde drukke netwerk terecht. Beide exemplaren kunnen aankomen, maar de ontvanger bewaart de gegevens slechts eenmaal. Wachtrijvorming heeft een vertragingsprobleem omgezet in extra aangeboden belasting.

Kijk naar de verbindingen vóór een verwerping

Een verwerping dicht bij de bestemming kan werk op meerdere eerdere verbindingen verspillen. Stel je voor dat een pakket verbindingen A en B passeert voordat het in de wachtrij voor C wordt verworpen. De transmissies op A en B hebben capaciteit gebruikt zonder dat pakket af te leveren. Als dit patroon zich herhaalt, blijft op eerdere verbindingen minder capaciteit over voor verkeer dat zijn bestemming wel had kunnen bereiken.

Als de aangeboden belasting stijgt, stijgt aanvankelijk ook de doorvoersnelheid. Bij voldoende verwerpingen verderop leidt een hogere belasting er echter toe dat meer verkeer werk veroorzaakt dat wordt verspild. De eind-tot-einddoorvoersnelheid kan een piek bereiken en vervolgens dalen. Congestie-instorting is het uiterste geval: de aangeboden belasting blijft hoog terwijl de nuttige doorvoersnelheid naar nul daalt.

In oktober 1986 daalde de doorvoersnelheid tussen Lawrence Berkeley Laboratory en UC Berkeley van 32 kbps naar 40 bps, een daling met een factor 800. Het werk van Jacobson en Karels uit 1988 introduceerde een samenhangende reactie: slow start, congestievermijding, een betere schatting van de rondlooptijd en exponentiële wachttijdverlenging voor timers. Vensterregeling en verstandig ingestelde timers pakken verschillende delen van de terugkoppellus aan.

Zoek het bruikbare werkgebied

Het knikpunt en het instortingspunt van Raj Jain beschrijven twee grenzen. Voorbij het knikpunt levert extra belasting weinig extra doorvoersnelheid maar veel meer vertraging op. Voorbij het instortingspunt daalt de doorvoersnelheid doordat verlies en verspild werk overheersen. Congestiebeheersing streeft naar efficiënte aflevering dicht bij het knikpunt en blijft daarbij uit de buurt van instorting.

Het internet heeft geen centrale regelaar die elke zender een snelheid toewijst. Elke zender moet reageren op de terugkoppeling die hij ziet. Als één zender met een vaste hoge snelheid blijft verzenden terwijl andere terugschakelen, kan die hun capaciteit innemen en de overbelasting verergeren.

Hertransmissie maakt een bytestroom betrouwbaar, maar maakt verlies niet kosteloos. Herstel verbruikt capaciteit en vertraagt de aflevering van de ontbrekende gegevens; wachten op een hertransmissietimer kan de verbinding veel langer stilleggen dan snel herstel.

Een zender ziet niet rechtstreeks elke routerwachtrij op zijn pad. Congestiebeheersing is een terugkoppelproces: observeer de aflevering, bepaal wat de waarnemingen betekenen en pas de hoeveelheid of snelheid van het verkeer aan dat het netwerk binnenkomt.

Bepaal waar de terugkoppeling vandaan komt

Bij eind-tot-eindregeling leiden eindpunten congestie af uit verlies of vertraging zonder expliciet bericht van een router. Reno gebruikt verlies. Vegas gebruikt veranderingen in de rondlooptijd. BBR bouwt een padmodel op uit metingen van afleveringssnelheid en RTT.

Bij netwerkondersteunde regeling geeft een router expliciete terugkoppeling. ECN markeert een pakket dat naar de ontvanger onderweg is en de ontvanger meldt de markering in zijn ontvangstbevestiging. Oudere ATM-methoden konden een expliciete toegestane snelheid melden. Een router kan ook rechtstreeks een bericht naar de zender terugsturen, een afrempakket. ICMP Source Quench op het internet gebruikte die aanpak en werd in 2012 uitgefaseerd.

Interpreteer signalen zorgvuldig

Bij wachtrijen die pas bij een volle buffer verwerpen, komt verlies normaal nadat de buffer vol is. Actief wachtrijbeheer kan pakketten eerder verwerpen of markeren. Dit verandert het moment waarop een signaal aankomt, maar niet de noodzaak voor de zender om te reageren.

De minimaal waargenomen RTT is nuttig omdat die de rondlooptijd van een pad met weinig wachtrijvorming benadert. Een RTT boven dat minimum wijst op wachttijd, maar een eindpunt moet metingen over een langere periode interpreteren. Noch één wisselvallige meting, noch elk verloren draadloos pakket geeft met zekerheid de oorzaak aan.

Regel een venster of een snelheid

Een venstergebaseerde zender begrenst de hoeveelheid onbevestigde gegevens onderweg. Als ontvangstbevestigingen terugkomen, ontstaat ruimte voor nieuwe gegevens. Een snelheidsgebaseerde zender stelt een doelsnelheid in en gebruikt meestal gespreide pakketverzending, waarbij pakketten over de tijd worden verdeeld. De regelingen hangen samen:

Zo komt 100.000 bytes per 50 ms overeen met 2.000.000 bytes/s, oftewel 16 Mbps, wanneer het venster de werkzame grens is. Een snelheidsgebaseerde regelaar kan ook een venster gebruiken als bovengrens voor onbevestigde gegevens.

Weeg meerdere doelen af

Efficiëntie betekent dat de beschikbare capaciteit van het knelpunt bezet blijft. Eerlijke verdeling gaat over hoe concurrerende verkeersstromen die capaciteit delen. Lage vertraging vereist korte wachtrijen; stabiliteit voorkomt grote, herhaalde schommelingen; reactievermogen betekent aanpassen wanneer capaciteit of concurrentie verandert. Een regel die een pad snel vult, kan nog steeds slecht zijn in het laag houden van vertraging of het delen met andere algoritmen.

De regelaar van TCP draait meestal in het besturingssysteem. Die van QUIC draait meestal in een applicatiebibliotheek. UDP levert geen regelaar, dus applicaties die UDP gebruiken, moeten zelf voor congestiebeheersing zorgen. Het dragende protocol neemt de verplichting om op congestie te reageren niet weg.

Het congestievenster, cwnd, is een grens die de zender stelt aan onbevestigde gegevens onderweg. Het wordt gemeten in bytes, hoewel uitwerkingen vaak segmenten van maximale grootte tellen. Het is geen veld in de TCP-header. De ontvanger maakt een andere grens bekend: het ontvangstvenster, rwnd.

Pas beide grenzen toe

Nieuwe transmissies moeten binnen zowel de stroomregeling als de congestiebeheersing passen. De bruikbare grens is:

Als cwnd 30.000 bytes is en rwnd 18.000 bytes, bepaalt de grens van de ontvanger de ruimte. Als nog 12.000 bytes onbevestigd zijn, kan de zender nog 6.000 bytes verzenden. Na een verlaging van het congestievenster kunnen bestaande gegevens de nieuwe grens overschrijden; de zender wacht dan op ontvangstbevestigingen voordat hij meer toevoegt.

De maximale segmentgrootte, MSS, telt applicatiegegevens zonder headers. Een Ethernet-MTU van 1.500 bytes min een IPv4-header van 20 bytes en een TCP-header van 20 bytes laat 1.460 bytes over, zonder opties. Standaarden gebruiken SMSS voor de MSS van de zender.

Reken een venster om naar een snelheid

Een zender die door het venster wordt beperkt, levert ongeveer één venster per RTT af. Voor een cwnd van 65.536 bytes en een RTT van 50 ms:

Vermenigvuldig met 8 om ongeveer 10,5 Mbps te krijgen. Deze schatting vereist ook voldoende applicatiegegevens, een minstens even groot ontvangstvenster en een pad dat de resulterende snelheid aankan.

Vul het pad zonder de wachtrij te vullen

Het bandbreedte-vertragingsproduct, BDP, is de bandbreedte van het knelpunt maal de minimale RTT zonder wachtrijen. Voor 100 Mbps en 40 ms:

Delen door 8 geeft 500.000 bytes, ongeveer 342 segmenten van 1.460 bytes. Eén BDP aan gegevens onderweg houdt dit geïdealiseerde knelpunt bezet zonder blijvende wachtrij. Bij minder gegevens blijft capaciteit ongebruikt; overtollige gegevens wachten en verhogen de gemeten RTT. Als je het BDP berekent met een al verhoogde RTT, zie je wachtende gegevens ten onrechte aan voor gegevens die het pad nodig heeft.

De verzendklok op basis van ontvangstbevestigingen helpt het tempo vast te houden. Als pakketten het knelpunt verlaten, komen bevestigingen terug en maken die ruimte voor vervangende pakketten. In een stabiele toestand helpen vertrekkende pakketten zo het moment van nieuwe aankomsten te bepalen. Dit is het idee van pakketbehoud achter het zelfklokkende gedrag van TCP.

Bepaal het startpunt en de drempel

Het initiële venster van RFC 5681 varieert van twee tot vier segmenten volgens SMSS: vier tot en met 1.095 bytes, drie tot en met 2.190 bytes en daarboven twee. RFC 6928 staat een initieel venster van maximaal tien segmenten toe. Een uitwerking die bij één segment begint, is nuttig voor het onderwijs, maar beweert niet dat alle nieuwe verbindingen daar beginnen.

ssthresh, de slow-startdrempel, bepaalt de groeimodus. Daaronder gebruikt TCP slow start; daarboven congestievermijding. Bij gelijkheid staat RFC 5681 beide toe. Een hoge initiële drempel laat een nieuwe zender de capaciteit via slow start ontdekken.

TCP moet eerst ontdekken hoeveel verkeer het pad kan verwerken. Slow start vergroot het venster snel vanaf een klein startpunt. Congestievermijding tast daarna voorzichtiger af zodra de slow-startdrempel is bereikt.

Tel ontvangstbevestigingen tijdens slow start

RFC 5681 verhoogt cwnd met maximaal één SMSS voor elke ontvangstbevestiging van nieuwe gegevens:

waarbij N het aantal nieuw bevestigde bytes is. Met één ACK per volledig segment en voldoende gegevens om elk venster te vullen, maakt elk verzonden segment in de volgende ronde ruimte voor twee: één vervangend segment en één door het vergrote venster.

Vanaf 1 MSS zijn de waarden per ronde 1, 2, 4, 8, 16, 32 en 64 MSS. Na zes RTT's is 64 MSS bereikt. Bij 100 ms per RTT is dat 0,6 s. De naam verwijst naar een veiligere start dan het direct verzenden van een heel ontvangstvenster; de groei zelf is exponentieel.

Uitgestelde ontvangstbevestigingen veranderen de telling. Als de ontvanger één ACK per twee volledige segmenten verzendt, geeft de eenvoudige regel per ACK ongeveer 1,5 keer zoveel groei per RTT. Venstergroei op basis van bevestigde bytes, beschreven in RFC 3465, gebruikt nieuw bevestigde bytes om de afhankelijkheid van de ACK-frequentie aan te pakken.

Schakel tussen groeimodi

Kies voor een uitwerking met een initiële cwnd van 1 MSS en ssthresh van 8 MSS bij gelijkheid voor congestievermijding. De reeks wordt:

De eerste drie veranderingen verdubbelen het venster. Latere veranderingen voegen één MSS per RTT toe. Verlies kan beide fasen onderbreken. Implementaties met HyStart++ (RFC 9406) kunnen slow start ook eerder verlaten wanneer de vertraging stijgt.

Leg additieve toename uit

Een veelgebruikte regel per ACK tijdens congestievermijding is:

Bij 10 MSS voegt één ACK ongeveer 0,1 MSS toe. Tijdens de ronde komen ongeveer tien ACK's aan, zodat de totale toename ongeveer één MSS is. De toename per ACK wordt kleiner naarmate cwnd groeit, zodat de toename per ronde ongeveer constant blijft.

Dit verschil doet ertoe op een groot pad. Van 16 naar 32 MSS duurt één RTT bij ideale slow start, maar zestien RTT's bij congestievermijding. De langzamere groei verkleint de kans op een plotselinge overschrijding zodra de zender een bruikbare schatting van de capaciteit heeft.

Herken een herstart

Slow start is niet beperkt tot het begin van een verbinding. Een hertransmissietime-out zet cwnd terug op één segment. Ook een inactieve periode die langer duurt dan de hertransmissietime-out vereist een herstart met hoogstens het initiële venster, omdat de eerdere verzendklok en capaciteitsschatting mogelijk niet meer bij het pad passen.

Congestievermijding houdt cwnd niet op een vaste veilige waarde. Het blijft capaciteit toevoegen totdat terugkoppeling over congestie aankomt. Op een pad waar pas bij een volle wachtrij wordt verworpen, bouwt dit voortdurende aftasten vaak een blijvende wachtrij op voordat verlies de zender aangeeft terug te schakelen.

TCP kan een ontbrekend segment afleiden uit een timer of uit dubbele ontvangstbevestigingen. Dat onderscheid is belangrijk: een time-out geeft minder aanwijzingen dat het netwerk nog verkeer aflevert dan drie dubbele ACK's.

Stel de nieuwe drempel in

Reno gebruikt de hoeveelheid gegevens die daadwerkelijk onbevestigd is, FlightSize, om het volgende in te stellen:

FlightSize ligt tijdens een volledig actieve overdracht vaak dicht bij cwnd, maar ze hoeven niet gelijk te zijn als de applicatie weinig gegevens verzendt. De ondergrens voorkomt dat de drempel onder twee segmenten daalt.

Na een time-out verzendt de zender opnieuw, zet cwnd op één SMSS en begint opnieuw met slow start. Herhaalde time-outs voor dezelfde gegevens verdubbelen de hertransmissietimer. Deze exponentiële wachttijdverlenging voorkomt dat een aanhoudende storing een even aanhoudende stroom nieuwe pogingen veroorzaakt.

Herstel voordat de timer afloopt

Drie dubbele ACK's laten zien dat na een gat drie latere segmenten zijn aangekomen. Ze betekenen niet dat drie segmenten verloren zijn gegaan. Eén of twee dubbele bevestigingen kunnen ontstaan doordat pakketten in een andere volgorde aankomen. Daarom wacht TCP op de derde voordat snelle hertransmissie het ontbrekende segment verzendt.

Reno gaat dan over op snel herstel. Stel dat FlightSize 12 MSS is. De nieuwe drempel is 6 MSS en Reno stelt tijdelijk in:

De drie extra segmenten houden rekening met pakketten waarvan is gebleken dat ze het netwerk hebben verlaten. Elke volgende dubbele ACK vergroot cwnd tijdelijk met één MSS, zodat de zender kan blijven verzenden wanneer het venster dat toelaat. Wanneer een ACK de cumulatieve ontvangstbevestiging verder brengt, verkleint Reno cwnd naar 6 MSS en hervat het congestievermijding.

Met een initieel venster van 1 MSS en ssthresh van 8 MSS groeit cwnd vóór het verlies via 1, 2, 4, 8, 9, 10, 11 naar 12 MSS. Reno gaat uiteindelijk verder met 6, 7, 8, 9. Tahoe begint opnieuw met 1, 2, 4, bereikt de nieuwe drempel van 6 en gaat verder met 7, 8.

Herstel meerdere gaten in één venster

Klassiek Reno verlaat de herstelfase bij de eerste ACK voor nieuwe gegevens. Als die ACK slechts een deel van de oorspronkelijke hoeveelheid gegevens onderweg bevestigt, blijft er een ander gat over. Reno kan opnieuw verlagen of een time-out krijgen.

NewReno (RFC 6582) blijft bij zo'n gedeeltelijke ACK in de herstelfase en verzendt het volgende ontbrekende segment opnieuw. Het verlaat de herstelfase wanneer alle gegevens die bij het begin van het herstel onbevestigd waren, zijn bevestigd. SACK meldt ontvangen blokken expliciet; herstel op basis van SACK kan meerdere gaten binnen één rondlooptijd vinden en herstellen.

Eén congestieperiode hoort normaal één verlaging te veroorzaken, ook als meerdere pakketten verloren gaan. NewReno en herstel op basis van SACK handelen dit betrouwbaarder af dan klassiek Reno. CUBIC gebruikt bij gewone congestiesignalen een andere afnamefactor en behoudt 70%, maar begint na een time-out ook opnieuw bij één segment.

Klassiek Reno vergroot zijn venster steeds opnieuw en verkleint het na congestie. Het resulterende zaagtandpatroon geeft een bruikbare schatting voor een stabiele toestand wanneer de RTT ongeveer constant is, snelle hertransmissie verlies detecteert en time-outs en slow start ontbreken.

Bereken het gemiddelde venster

Laat het piekvenster W segmenten zijn. Een halvering levert een bereik van W/2 tot W op, met een gemiddelde van 0,75 W. Vermenigvuldig met MSS voor het aantal bytes per rondlooptijd en deel daarna door de RTT:

Voor W van 24 segmenten, een MSS van 1.460 bytes en een RTT van 80 ms is de pieksnelheid 3,504 Mbps. Het gemiddelde is ongeveer 2,63 Mbps. Bedenk dat je een venster in segmenten met de segmentgrootte moet vermenigvuldigen; bij een venster dat al in bytes is uitgedrukt, hoeft dat niet.

Breng doorvoersnelheid in verband met verlies

De benadering van Mathis drukt hetzelfde Reno-achtige gedrag uit met de verliesfractie L:

Als MSS in bytes en RTT in seconden is uitgedrukt, is T in bytes/s. Bij een MSS van 1.460 bytes, een RTT van 0,1 s en een verliesfractie van 0,0001 is de noemer 0,001 s. Het resultaat is 1.781.200 bytes/s, na vermenigvuldiging met 8 ongeveer 14,25 Mbps.

Bij een vaste verliesfractie halveert een verdubbeling van de RTT de doorvoersnelheid. Bij een vaste RTT moet de verliesfractie tot een kwart dalen om de doorvoersnelheid te verdubbelen, omdat de noemer de vierkantswortel van de verliesfractie bevat. Een verliesfractie van 0,0001 betekent 0,01%, niet 0,0001%.

Bekijk het probleem bij hoge transmissiesnelheden

Een pad van 10 Gbps met een RTT zonder wachtrijen van 100 ms heeft 1 miljard bits, oftewel 125.000.000 bytes, onderweg nodig om het volledig te benutten. Met segmenten van 1.500 bytes zijn dat ongeveer 83.333 segmenten. Na halvering van dat venster moeten er weer ongeveer 41.667 segmenten bij komen. Reno voegt er één per RTT toe, dus dat duurt ongeveer 4.167 s, bijna 70 minuten.

Die 83.333 segmenten vormen het venster dat nodig is om op één moment met 10 Gbps te verzenden. Een Reno-zaagtandpatroon met een gemiddelde van 10 Gbps heeft een hogere piek nodig, omdat het gemiddelde venster maar driekwart van de piek is. Volgens de formule voor de verliesfractie is voor een blijvend gemiddelde van 10 Gbps bij deze MSS en RTT ongeveer één verloren segment op 4,7 miljard nodig.

Controleer andere grenzen

Een regelaar kan niet sneller afleveren dan het knelpunt toelaat en een klein ontvangstvenster kan eerder de grens vormen dan cwnd. Gebruik de laagste toepasselijke grens. Time-outs verlagen de snelheid tot onder die van het eenvoudige model en de overdracht van een klein object kan volledig tijdens slow start eindigen. De voltooiingstijd hangt sterk af van de opstartronden en het initiële venster, waardoor de formule voor langdurige overdrachten die overdracht slecht beschrijft.

Een snellere toegangsverbinding helpt daarom alleen als die een werkzame beperking wegneemt. Een lange RTT, verlies of een klein venster kan één verbinding ver onder de capaciteit van de verbeterde verbinding houden.

Als K actieve verkeersstromen allemaal meer capaciteit willen dan een knelpunt kan bieden, is een gelijk aandeel per stroom R/K, waarbij R de beschikbare snelheid is. Efficiëntie gaat over de vraag of hun snelheden samen R zijn. Eerlijke verdeling gaat over de gelijkmatigheid waarmee ze die snelheid delen.

Zet twee snelheden in een diagram

In een Chiu-Jain-diagram zijn de horizontale en verticale coördinaat de snelheden van de twee verkeersstromen. De efficiëntielijn is:

De lijn van gelijke verdeling is de diagonaal waarop de snelheden gelijk zijn. Hun snijpunt is de eerlijke verdeling met volledige benutting. Op een verbinding van 10 Mbps is dat 5 Mbps per stroom. Punten onder de efficiëntielijn laten capaciteit ongebruikt; punten erboven bieden meer verkeer aan dan de verbinding kan vervoeren.

Onderscheid de twee aanpassingen

Additieve toename voegt dezelfde hoeveelheid toe aan elke snelheid. Vanaf 8 en 1 Mbps geeft 0,5 Mbps erbij voor elk een snelheid van 8,5 en 1,5 Mbps. Het verschil blijft 7 Mbps, maar de kleinere stroom wint meer ten opzichte van zijn beginsnelheid. In het diagram beweegt het punt evenwijdig aan de diagonaal van gelijke verdeling.

Multiplicatieve afname vermenigvuldigt beide snelheden met dezelfde factor. Halvering van 9 en 2 Mbps levert 4,5 en 1 Mbps op. Hun verhouding blijft gelijk, terwijl het absolute verschil van 7 naar 3,5 Mbps daalt. Het punt beweegt naar de oorsprong en neemt de overbelasting snel weg.

Dit zijn verschillende betekenissen van verbetering: gelijke toevoeging verbetert het relatieve evenwicht; evenredige verlaging verkleint het absolute verschil. Door beide te herhalen voorkom je dat het verschil weer groeit terwijl de capaciteit opnieuw wordt afgetast.

Volg enkele cycli

Begin bij 8 en 1 Mbps op de verbinding van 10 Mbps. Voeg per stap per stroom 0,5 Mbps toe en verlaag pas nadat het totaal de capaciteit overschrijdt. Na twee toenamen zijn de snelheden 9 en 2, samen 11. Halvering geeft 4,5 en 1.

Na nog vijf toenamen bereiken ze 7 en 3,5, samen 10,5. Halvering geeft 3,5 en 1,75. De verschillen waren 7; 3,5; en 1,75 Mbps. Een volgende gelijktijdige halvering maakt het volgende verschil 0,875 Mbps. De stromen naderen gelijke aandelen terwijl hun totaal rond de beschikbare capaciteit blijft schommelen.

Vergelijk andere aanpassingsregels

Deze convergentie veronderstelt gelijke RTT's, gelijktijdige terugkoppeling over congestie, overeenkomstige reacties en stromen die lang genoeg actief blijven. De additieve stap van Reno is ongeveer één MSS per RTT en de afnamefactor is een half. Andere positieve additieve stappen en afnamefactoren tussen nul en één leiden tot hetzelfde fundamentele convergentieargument. Werkelijke stromen hoeven niet aan alle aannames te voldoen, dus een ongelijk paar op één moment laat op zichzelf niet zien dat AIMD faalt.

Gelijke aandelen zijn een nuttig uitgangspunt, maar verkeersstromen kunnen in de praktijk verschillen in vraag, RTT, aantal verbindingen en congestieregelaar. Een uitspraak over eerlijke verdeling vereist een duidelijk antwoord op “eerlijk tussen welke verkeersstromen?”

Bereken de index van Jain

Voor niet-negatieve stroomsnelheden met een totaal groter dan nul is de index van Jain:

Snelheden van 8 en 2 Mbps geven een som van 10 en een kwadratensom van 68, dus de index is ongeveer 0,735. Gelijke snelheden geven 1. Als één van n stromen alles ontvangt, is de index 1/n.

De index meet gelijkheid, niet benutting. Twee stromen van elk 1 Mbps en twee stromen van elk 5 Mbps hebben beide een index van 1, hoewel ze verschillende hoeveelheden van een verbinding van 10 Mbps gebruiken. Controleer de totale snelheid afzonderlijk.

Houd rekening met beperkte vraag

Max-min-eerlijkheid geeft verkeersstromen met een lage vraag wat ze nodig hebben en verdeelt daarna de resterende capaciteit onder stromen die nog meer willen. Op een verbinding van 12 Mbps willen drie stromen 2, 8 en 10 Mbps. Het aanvankelijke gelijke aandeel is 4 Mbps. De eerste heeft maar 2 nodig, zodat 10 Mbps overblijft voor de andere twee. De verdeling is dus 2, 5 en 5 Mbps.

Om een van de hogere snelheden te verhogen, zou je een stroom moeten verlagen die al een gelijke of lagere snelheid heeft. Die eigenschap definieert max-min-eerlijkheid. De ongelijke verdeling kan passend zijn, ook al daalt de gelijkheidsmaat van Jain onder 1.

Herken voordelen tussen verkeersstromen

Reno groeit eenmaal per RTT. Bij dezelfde verliesfractie is de geschatte doorvoersnelheid omgekeerd evenredig met de RTT: een stroom met 20 ms kan ongeveer vier keer de snelheid van een stroom met 80 ms bereiken. Gelijke toegang tot het knelpunt neemt dat tijdsvoordeel niet weg.

De verdeling geldt ook per verbinding. Bij negen bestaande verbindingen kan een applicatie die er één toevoegt ongeveer een tiende van de verbinding krijgen. Als die in plaats daarvan elf vergelijkbare verbindingen toevoegt, wordt het aandeel elf twintigste, oftewel 55%. HTTP/2 en HTTP/3 multiplexen veel verzoeken over één verbinding, terwijl HTTP/1.1-clients vaak meerdere verbindingen openen.

Een UDP-applicatie met een vaste snelheid kan blijven verzenden terwijl TCP-verkeersstromen terugschakelen. UDP zelf levert geen regelaar; RFC 8085 vraagt applicaties geschikte congestiebeheersing toe te voegen. Een TCP-vriendelijke stroom gebruikt onder dezelfde omstandigheden niet meer bandbreedte dan vergelijkbaar TCP-verkeer. TFRC gebruikt de TCP-doorvoervergelijking om een gelijkmatigere snelheid te ondersteunen.

Houd rekening met de wachtrij en het algoritme

Een fifo-wachtrij dwingt geen gelijke aandelen per verkeersstroom af. De uitkomst hangt af van het gedrag van de zenders. Eerlijke wachtrijbediening, waaronder de planning per stroom in FQ-CoDel, geeft stromen afzonderlijke wachtrijen en bedieningskansen.

De groei van CUBIC en Reno verschilt op paden met een groot BDP. Ook het delen tussen BBR en CUBIC hangt af van de versie en buffergrootte; vroege BBR-versies konden agressief zijn bij kleine buffers. Geen enkele gelijkheidsberekening op zichzelf stelt vast dat verschillende regelaars op elk pad gelijkmatig naast elkaar zullen werken.

Een wachtrij die bij een volle buffer verwerpt accepteert pakketten totdat de buffer vol is en verwerpt daarna nieuwe aankomsten. Zenders die op verlies reageren, blijven naar boven aftasten totdat ze een congestiesignaal ontvangen. Bij een grote buffer van dit type kan dat signaal pas aankomen nadat een lange wachtrij is ontstaan.

Bereken de vertraging die in een buffer schuilgaat

Een buffer van 2.000.000 bytes vóór een uplink van 20 Mbps bevat 16 miljoen bits. Als die vol is, wacht een pakket achter die gegevens:

Een upload kan de doorvoersnelheid dus hoog houden en tegelijk bijna een seconde vertraging toevoegen aan een gesprek dat de uplink deelt. Bufferbloat betekent aanhoudende overmatige vertraging door grote buffers en verkeersgedrag dat die gevuld houdt.

Buffering heeft nog steeds een doel: korte bursts moeten ergens kunnen wachten. In het eenvoudige model met één Reno-verkeersstroom kan ongeveer één BDP aan bufferruimte de verbinding direct na een halvering van het venster bezet houden. Een veel grotere buffer voegt wachttijd toe zonder de transmissiesnelheid van de verbinding te verhogen.

Signaleer congestie vóór overloop

Actief wachtrijbeheer, AQM, verwerpt of markeert pakketten vroeg om aan te geven dat zenders hun belasting moeten verlagen. Een fysieke overloop is niet langer de enige manier om congestie aan te kondigen. RFC 7567 beveelt brede toepassing van AQM aan.

Willekeurige vroegtijdige detectie, RED, bewaakt een voortschrijdend gemiddelde van de wachtrijlengte. Onder een minimumdrempel geeft RED geen signaal. Tussen twee drempels verwerpt of markeert RED met een toenemende kans. Boven de maximumdrempel geeft RED bij elke aankomst een signaal. Het gemiddelde voorkomt dat één korte burst op aanhoudende overbelasting lijkt, maar het is moeilijk drempels te kiezen die bij verschillende snelheden en belastingen werken.

Meet de wachttijd rechtstreeks

CoDel, beheerste vertraging, meet de verblijftijd van een pakket: de tijd in de wachtrij. De standaarddoelwaarde is 5 ms en het interval is 100 ms. Als zelfs de minimaal waargenomen verblijftijd een interval lang boven de doelwaarde blijft, is er een blijvende wachtrij. CoDel verwerpt of ECN-markeert dan pakketten en verhoogt de signaalfrequentie zolang de overmatige vertraging aanhoudt.

Het minimum over een interval is van belang. Een burst kan kortstondig veel vertraging veroorzaken maar kort daarna leeglopen; een wachtrij waarvan de vertraging nooit klein wordt, vereist ingrijpen. Dankzij de vertragingsmeting werken de standaardinstellingen van CoDel bij uiteenlopende verbindingssnelheden.

FQ-CoDel combineert afzonderlijke wachtrijen per verkeersstroom met CoDel. Door de stromen te scheiden helpt het voorkomen dat een grote overdracht elk klein interactief pakket achter de eigen achterstand plaatst.

Vroege signalen kunnen ook globale synchronisatie verminderen, waarbij veel stromen tegelijk pakketten verliezen, tegelijk halveren en de verbinding tijdelijk onvoldoende benutten. Willekeurige vroege signalen spreiden reacties over de tijd. Bij verkeer met ECN-ondersteuning kan AQM een waarschuwing via een markering versturen en het pakket toch afleveren.

Expliciete congestiemelding, ECN, laat een router een pakket afleveren en waarschuwen dat congestie ontstaat. De markering verandert het gedrag van de zender zonder ontbrekende gegevens te veroorzaken die opnieuw moeten worden verzonden.

Lees het IP-codepunt

Het ECN-veld bestaat uit twee bits in de IPv4-byte voor het type dienstverlening (Type of Service) of het IPv6-veld voor de verkeersklasse (Traffic Class).

Bij de klassieke TCP-handshake volgens RFC 3168 zet de SYN van de client ECE en CWR. De SYN-ACK van een server die ECN accepteert, zet ECE. Na de onderhandeling markeert klassiek TCP gegevenspakketten met ECT(0).

Volg de terugkoppellus

Een AQM dat een pakket met ECN-ondersteuning als congestiewaarschuwing zou verwerpen, kan het codepunt veranderen in CE en het pakket doorsturen. Een Not-ECT-pakket kan die waarschuwing niet dragen en wordt verworpen wanneer het AQM moet signaleren. Een volledig volle buffer verwerpt nog steeds pakketten, ook pakketten met ECN-ondersteuning.

De ontvanger meldt CE terug door ECE, de ECN-terugmelding, in zijn ACK's te zetten. De ontvanger blijft dat doen totdat hij CWR, congestievenster verkleind, van de zender ontvangt. Deze vlaggen melden en bevestigen de terugkoppeling; hun aanwezigheid betekent niet dat gegevens verloren zijn gegaan.

Begin bij klassiek ECN in Reno-stijl met een cwnd van 20 MSS. Nadat ECE aankomt, verlaagt de zender cwnd naar 10 MSS en zet hij CWR op het volgende nieuwe gegevenssegment. De ontvanger stopt met terugmelden zodra CWR aankomt. Herhaalde terugmeldingen uit hetzelfde venster vereisen geen herhaalde halveringen. De waarschuwing keert terug via het pad van de ontvangstbevestiging, dus de reactie heeft te maken met terugkoppelvertraging.

ECN bepaalt het signaal; het congestiealgoritme levert de verlagingsregel. Reno halveert, terwijl CUBIC bij een ECN-gebeurtenis normaal 70% behoudt. Beide eindpunten en een markerend knelpunt moeten ECN ondersteunen om deze terugkoppellus te laten werken.

Gebruik de fractie markeringen

DCTCP, TCP voor datacenters, gebruikt frequente markeringen in een beheerde omgeving. Het schat de fractie gemarkeerde bytes met een afgevlakte waarde alfa:

waarbij M de recent gemarkeerde fractie is. Sommige implementaties gebruiken voor g de waarde 1/16. Het verlaagt het venster met:

Bij alfa van 0,2 wordt een venster van 100 verlaagd naar 90; bij alfa van 1 halveert het. DCTCP heeft compatibele markering en terugkoppeling nodig. Als je het in één gewone wachtrij met klassiek TCP mengt, kunnen ongelijke aandelen ontstaan.

L4S, de experimentele architectuur in RFC 9330 tot en met 9332, brengt een verwante schaalbare reactie naar internetpaden. ECT(1) duidt schaalbaar verkeer aan en een gekoppeld AQM-systeem met twee wachtrijen scheidt dit van klassiek verkeer terwijl de behandeling van beide wordt afgestemd. Frequente markeringen bij een korte wachtrij streven naar een wachtrijvertraging van ongeveer een milliseconde. ECT(1) alleen garandeert die vertraging niet: de regelaar en het gedrag van het knelpunt maken het ontwerp compleet.

CUBIC pakt de langzame groei van Reno op snelle paden over lange afstanden aan. Het venster volgt de verstreken tijd sinds een congestieverlaging en reageert daardoor anders dan bij een vaste toename van één segment per RTT. RFC 9438 specificeert CUBIC; het is de standaard in belangrijke TCP-stacks van Linux, Windows en Apple.

Onthoud het laatste congestiepunt

Bij gewoon verlies of een ECN-congestiegebeurtenis legt CUBIC zijn venster vast als Wmax. Bij een volledig benut venster behoudt de afnamefactor van 0,7 70% van de hoeveelheid onbevestigde gegevens. Reno zou de helft behouden. Een hertransmissietime-out is anders: CUBIC volgt Reno terug naar een venster van één segment en slow start, terwijl het de drempel instelt met de afnamefactor van CUBIC.

Voor de standaard kubische groeiperiode na een verlaging is het doelvenster in segmenten:

Tijd t is in seconden. Wanneer het verlaagde venster 0,7 Wmax is, is de terugkeertijd naar de oude piek:

Werk de curve uit

Bij een Wmax van 100 segmenten is het verlaagde venster 70. De waarde onder de derdemachtswortel is 75, dus K is ongeveer 4,22 s. Na één seconde is de curve ongeveer 86,7 segmenten; na twee seconden 95,6; na drie seconden 99,3. Bij K bereikt de curve 100.

Onder de oude piek is de groei aanvankelijk snel en vertraagt die daarna. Dit concave gebied nadert voorzichtig een punt waar eerder congestie optrad. Rond de piek ligt een relatief vlak plateau. Daarboven versnelt het convexe gebied om capaciteit af te tasten die mogelijk nu beschikbaar is. Na zeven seconden bereikt de voorbeeldcurve ongeveer 108,6 segmenten.

Leg het RTT-voordeel en de beperking ervan uit

Reno heeft 50 RTT's nodig om van 50 terug te groeien naar 100 segmenten: 5 s bij een RTT van 100 ms en 10 s bij een RTT van 200 ms. De terugkeertijd van de kubische curve hangt af van de vastgelegde piek en de verstreken tijd, dus de terugkeer in 4,22 s hangt niet rechtstreeks af van het aantal ACK's.

CUBIC berekent ook een Reno-vriendelijke schatting. Het gebruikt een gelijkwaardige AIMD-toename van ongeveer 0,53 segmenten per RTT met een afnamefactor van 0,7 en kiest deze schatting wanneer die boven het kubische doel ligt. Paden met een korte RTT kunnen daardoor sneller herstellen dan de zuiver kubische terugkeertijd. Tijdgebaseerde groei vermindert een belangrijke bron van voorkeur op basis van RTT; ze maakt niet elke werkelijke verdeling onafhankelijk van de RTT.

Pas de onthouden piek aan

Als congestie onder de vorige piek terugkeert, verlaagt snelle convergentie van CUBIC de onthouden Wmax. Een nieuwe gebeurtenis bij 90 segmenten na een eerdere piek van 100 geeft:

Het direct verlaagde venster is 63 segmenten. De onthouden piek en het nieuwe huidige venster hebben verschillende taken: de ene bepaalt de vorm van toekomstige groei, het andere begrenst wat nu wordt verzonden.

CUBIC blijft op verlies reageren, met ECN als alternatief signaal. Het kan een blijvende wachtrij opbouwen op een pad waar pas bij een volle wachtrij wordt verworpen. Sneller herstel en een mildere gewone verlaging verbeteren het gebruik van paden met een groot BDP, maar geen van beide garandeert op zichzelf een lage wachtrijvertraging.

Verlies is niet het enige teken van een druk pad. Vertraging kan wachtende gegevens zichtbaar maken, terwijl afleveringsmetingen kunnen helpen schatten hoeveel bandbreedte het pad biedt. Vegas en BBR gebruiken deze waarnemingen op verschillende manieren.

Schat de wachtende gegevens van Vegas

Vegas vergelijkt een verwachte snelheid op basis van de minimale basisrondlooptijd met de werkelijke snelheid op basis van de gemeten RTT. Hun verschil, vermenigvuldigd met de basisrondlooptijd, schat de wachtende gegevens van de verkeersstroom.

Bij een cwnd van 50 segmenten, een basisrondlooptijd van 40 ms en een gemeten RTT van 50 ms is de verwachte aflevering 1.250 segmenten/s en de werkelijke aflevering 1.000 segmenten/s. De schatting van de wachtrij is:

Vegas groeit onder een ondergrens en krimpt boven een bovengrens. Als verkeer dat op verlies reageert de gedeelde wachtrij blijft vullen, ziet Vegas steeds vertraging en schakelt het terug, waardoor het een klein aandeel kan overhouden.

Bouw het tweedelige model van BBR op

BBR schat de bandbreedte van het knelpunt uit recente maximale afleveringssnelheden en de minimale RTT met een filter van 10 s. Hun product schat het BDP. Het ideale doel is een volledig benutte verbinding met ongeveer één BDP onderweg en weinig wachtende gegevens.

Een geschatte bandbreedte van 50 Mbps en een minimale RTT van 30 ms geven 1,5 miljoen bits, oftewel 187.500 bytes, per BDP. Een gebruikelijke congestievensterfactor van 2 begrenst onbevestigde gegevens op ongeveer 375.000 bytes. De snelheid voor gespreide pakketverzending is een afzonderlijke regeling: de factor voor de verzendsnelheid maal de geschatte bandbreedte. Een bovengrens staat gegevens onderweg toe; die vereist niet dat de zender met tweemaal de bandbreedte verzendt.

Volg de toestanden van BBR versie 3

De groeitoets van Startup is minder dan 25% groei van de afleveringssnelheid gedurende drie rondes. ProbeRTT wordt hoogstens ongeveer eenmaal per 5 s gepland. Op het voorbeeldpad richt ProbeBW Up zich op 62,5 Mbps en Down op 45 Mbps. Deze details van versie 3 zijn vastgelegd in het BBR-internetconcept, niet in een gepubliceerde BBR-RFC.

Vergelijk terugkoppeling en afwegingen

Reno en CUBIC verhogen totdat verlies of ECN congestie signaleert. BBR verzendt gespreid op basis van een bandbreedte- en RTT-model. Het bouwt tijdens Startup en ProbeBW Up bewust kort een wachtrij op, dus “modelgebaseerd” betekent niet “bouwt nooit een wachtrij op”.

BBR versie 1 negeerde verlies grotendeels. Versie 3 gebruikt zwaar verlies, ongeveer 2% in een ronde, om overschrijding te beperken en het naast elkaar werken te verbeteren. Het kan op lange paden met willekeurig verlies een hogere doorvoersnelheid behouden, maar kan niet perfect vaststellen waarom een pakket verloren ging. De specifieke ECN-reactie staat nog open in het concept; elke verbinding die ECN-ondersteuning aangeeft, moet op CE reageren als congestie. Buffergrootte, RTT, versie en concurrerende algoritmen blijven van belang voor een eerlijke verdeling.

Een protocol verstart wanneer bestaande apparaten zo sterk afhankelijk zijn van de huidige vorm dat veranderingen moeilijk zijn in te voeren. Middleboxes inspecteren TCP-headers en kunnen onbekende opties of vlaggen weigeren. Implementaties in de kernel verspreiden nieuw gedrag ook via updates van het besturingssysteem, vaak langzaam.

Herken de kosten die QUIC aanpakt

TCP is verder ontwikkeld met SACK, ECN, vensterschaling en nieuwe congestieregelaars. Toch blijft de structuur van belang voor webverkeer. Een conventionele nieuwe TCP-verbinding met TLS heeft de TCP-handshake nodig vóór de TLS-handshake. De enkele geordende bytestroom betekent ook dat één ontbrekend segment de aflevering van latere bytes blokkeert, inclusief gegevens voor niet-gerelateerde verzoeken. Dit is blokkering door het eerste element op transportniveau.

De adressen en poorten van een verbinding kunnen een ander obstakel vormen wanneer een apparaat tussen netwerken beweegt. QUIC, gestandaardiseerd in RFC 9000, verandert deze onderdelen van het transportontwerp terwijl het zijn pakketten via UDP vervoert. HTTP/3 werkt boven op QUIC.

Combineer de handshakes

QUIC integreert TLS 1.3 met de transporthandshake. Bij een eenvoudige uitwisseling met een RTT van 80 ms, verwaarloosbare verwerkingstijd en geen verlies verzendt een nieuwe TCP-verbinding met TLS 1.3 het verzoek na twee RTT's en ontvangt die de eerste antwoordbytes na drie: 240 ms. Een nieuwe QUIC-verbinding kan die na twee RTT's ontvangen: 160 ms.

Een hervatte QUIC-verbinding kan vroege applicatiegegevens meesturen met de eerste reeks pakketten, 0-RTT genoemd. Het eerste antwoord kan dan na één RTT aankomen, in dit voorbeeld 80 ms. Vroege gegevens kunnen opnieuw worden afgespeeld, dus beperken applicaties die tot handelingen die veilig kunnen worden herhaald. De term 0-RTT beschrijft wanneer de verzending kan beginnen, niet een onmiddellijk antwoord.

Scheid streams, niet alle gedeelde grenzen

QUIC vervoert onafhankelijke, geordende bytestromen. Als een pakket gegevens voor afbeelding 1 bevat, blokkeert verlies daarvan niet de aflevering van al ontvangen gegevens voor afbeeldingen 2 en 3 in afzonderlijke streams. Een pakket met meerdere streams kan elk van de vervoerde streams beïnvloeden. Alle streams delen nog steeds de congestieregelaar van de verbinding, dus verlies kan hun totale beschikbare snelheid verlagen.

QUIC levert betrouwbare aflevering van streams boven op UDP. Het biedt ook stroomregeling per stream en per verbinding. UDP is de drager, geen vervanging voor deze transportfuncties.

Bescherm veranderbare details

QUIC versleutelt pakketladingen, inclusief alle transportframes. Headerbescherming dekt pakketnummers en enkele bits van de eerste byte. Velden die nodig zijn voor routering en onderhandeling, zoals verbindings-ID's en de versie, blijven zichtbaar. Door veranderbare transportdetails te verbergen, krijgen middleboxes minder gedrag waarvan ze afhankelijk kunnen worden.

Verbindings-ID's identificeren een verbinding onafhankelijk van de huidige IP-adressen en poorten. Met padvalidatie kan een verbinding migreren wanneer een telefoon van wifi naar mobiele toegang overschakelt, zonder een volledig nieuwe verbinding te beginnen.

QUIC is meestal een bibliotheek in de gebruikersruimte. Een applicatie-update kan daardoor een transportverbetering uitbrengen zonder te wachten totdat elke kernel van een besturingssysteem verandert. Die flexibiliteit geeft de applicatie ook verantwoordelijkheid voor correcte verliesdetectie, beveiliging, stroomregeling en congestiebeheersing.

QUIC verbetert wat een zender uit ontvangstbevestigingen kan afleiden, maar moet nog steeds overbelasting van het pad voorkomen. RFC 9002 definieert verliesdetectie en een standaardregelaar die op NewReno lijkt. Implementaties kunnen andere geschikte algoritmen gebruiken, waaronder CUBIC of BBR.

Identificeer elke verzending

Pakketnummers nemen toe en worden binnen een pakketnummerruimte nooit herhaald. Opnieuw verzonden gegevens reizen in frames binnen een nieuw pakket met een nieuw nummer. Een ACK kan daardoor de aangekomen verzending identificeren en voorkomt de onduidelijkheid bij TCP tussen een oorspronkelijk segment en de hertransmissie ervan.

ACK-frames melden ontvangen bereiken en de bevestigingsvertraging van de ontvanger. Na de handshake gebruikt de zender een gevalideerde, begrensde bevestigingsvertraging bij het aanpassen van RTT-schattingen; hij trekt niet blindelings een willekeurige vertraging van de ontvanger van elke meting af.

QUIC verklaart een pakket verloren wanneer een pakket met een minstens drie nummers hoger pakketnummer is bevestigd, of via de tijdsdrempel zodra een later pakket is bevestigd. De aanbevolen tijdsdrempel is 9/8 van de hoogste van de meest recente en de afgevlakte RTT. Een time-out voor een meetpakket, PTO, zet de zender ertoe aan testpakketten te verzenden die ontvangstbevestigingen uitlokken. Alleen het aflopen van een PTO laat cwnd niet instorten.

Stel venstergrenzen in bytes in

Voor maximale datagramgrootte d is het initiële venster volgens RFC 9002:

Bij een d van 1.200 bytes is het resultaat 12.000 bytes. Bij een d van 1.500 bytes is het 14.720 bytes. Het minimale congestievenster is twee datagrammen van maximale grootte, dus die paden hebben minima van respectievelijk 2.400 en 3.000 bytes.

In de standaardregelaar halveert verlies of een nieuw CE-congestiesignaal cwnd, met het minimum als ondergrens, en stelt ssthresh in op het verlaagde venster. Een herstelperiode voorkomt een nieuwe verlaging bij verder verlies van pakketten die vóór het begin van het herstel zijn verzonden. Een ontvangstbevestiging voor een tijdens het herstel verzonden pakket beëindigt de periode. Daarna hervat de zender de normale groei.

Herken aanhoudende problemen

Aanhoudende congestie is een sterkere aanwijzing dan het eenmaal aflopen van een timer. Ze vereist een voldoende lange reeks verloren pakketten die een ontvangstbevestiging uitlokken, zonder tussentijds bevestigd pakket en met een eerdere RTT-meting. De tijdsdrempel is:

Bij een afgevlakte RTT van 100 ms, een variatie van 10 ms, een maximale bevestigingsvertraging van 25 ms en een verwaarloosbare timergranulariteit is de drempel 495 ms. Het verliesinterval dat aan de voorwaarden voldoet, moet die waarde overschrijden. De regelaar verlaagt cwnd dan naar twee datagrammen, het minimumvenster.

Houd terugkoppeling en timing bruikbaar

QUIC-ACK's kunnen cumulatieve aantallen ECT(0), ECT(1) en CE melden. Nadat de werking van ECN op het pad is gevalideerd, behandelt de zender een nieuwe stijging van CE als een congestiegebeurtenis zonder dat pakketverlies nodig is.

Gespreide pakketverzending verdeelt transmissies over de tijd. Een snelheid van ongeveer 1,25 keer cwnd gedeeld door de afgevlakte RTT is één voorgestelde aanpak; burstgrenzen kunnen hetzelfde doel dienen. Een heel venster in één keer verzenden veroorzaakt een burst, ook wanneer de gemiddelde snelheid aanvaardbaar is. Invoering in de gebruikersruimte maakt nieuwe regelaars gemakkelijker uit te brengen, maar elke stack moet nog steeds verantwoord bandbreedte delen.