基于TCP的崩溃抑制策略

维普资讯 http://www.cqvip.com 基于ＴＣＰ的崩溃抑制策略　陈语林刘卫国梁建武　（中南大学铁道校区计算中心，长沙４１００７５）　Ｅ－ｍａｉｌ：ｃｙｌ＠ｃｓｒｕ．ｅｄｕ．ｃｎ　摘　要　网络的拥塞甚至崩渍是经常遇到的问题，它将严重影响网络的通信以至网络的应用　文章分析了在Ｉｎｔｅｒｎｅｔ上　ｒＣＰ／ＩＰ报文拥塞的原理，根据拥塞形成原理提出了通过拥塞控制抑制崩溃的策略，并提出了进一步的研究方向　关键词　Ｉｎｔｅｒｎｅｔ　ＴＣＰ／ＩＰ协议　拥塞控制　崩溃　策略　文章编号１００２—８３３ｌ一（２００２）１６—０１２４—０３　文献标识码Ａ　中图分类号ＴＰ３９３　Ｐａｒａｌｙｓｉｓ　Ｃｏｎｔｒｏｌ　Ｐｏｌｉｃｙ　０ｆ　ＴＣＰ　Ｃｈｅｎ　Ｙｕｌｉｎ　Ｌｉｕ　Ｗｅｉｇｕｏ　Ｌｉａｎｇ　Ｊｉａｎｗｕ　（Ｃｏｍｐｕｔｅｒ　Ｃｅｎｔｅｒ，Ｒａｉｌｗａｙ　Ｉｎｓｔｉｔｕｔｅ，Ｓｏｕｔｈｅｅｎｔｒａｌ　Ｕｎｉｖｅｒｓｉｔｙ，Ｃｈａｎｇｓｈａ　４１００７５）　Ａｂｓｔｒａｃｔ：Ｔｈｅ　ｐｒｏｂｌｅｍ　ｏｆ　ｎｅｔｗｏｒｋ　ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　ｏｒ　ｅｖｅｎ　ｎｅｔｗｏｒｋ　ｐａｒａｌｙｓｉｓ　ｔｈａｔ　ｆｒｅｑｕｅｎｔｌｙ　ｅｎｃｏｕｎｔｅｒｅｄ　ｗｉｌｌ　ｓｅｒｉｏｕｓｌｙ　ａｆｆｅｃｔ　ｔｈｅ　ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎ　ａｎｄ　ａｐｐｌｉｃａｔｉｏｎｓ　ｏｆ　ｎｅｔｗｏｒｋ．Ｈａｖｉｎｇ　ａｎａｌｙｚｅｄ　ｔｈｅ　ｐｒｉｎｃｉｐｌｅ　ｏｆ　ＴＣＰ／ＩＰ　ｐａｃｋａｇｅ　ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　ａｔ　Ｉｎｔｅｒｎｅｔ，　ｔｈｉｓ　ｐａｐｅｒ　ｐｕｔｓ　ｆｏｒｗａｒｄ　ｔｈｅ　ｐｏｌｉｃｙ　ｏｆ　ｐａｒａｌｙｓｉｓ　ｒｅｓｔｒａｉｎｉｎｇ　ｂｙ　ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　ｃｏｎｔｒｏｌ　ａｃｃｏｒｄｉｎｇ　ｔｏ　ｔｈｅ　ｐｒｉｎｃｉｐｌｅ　ｏｆ　ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　ｆｏｒｍａｔｉｏｎ．ａｎｄ　ｆｕｒｔｈｅｒ　ａｄｖａｎｃｓ　ｔｈｅ　ｏｒｉｅｎｔａｔｉｏｎ　ｏｆ　ｓｔｕｄｙ＆ｒｅｓｅａｒｃｈ、　Ｋｅｙｗｏｒｄｓ：Ｉｎ＊ｅｍｅｔ，ＴＣＰ／ＩＰ，Ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　ｃｏｎｔｒｏｌ，Ｐａｒａｌｙｓｉｓ，Ｐｏｌｉｃｙ　ｌ　前言　计算机网络在过去的十几年中经历了爆炸式的增长，网上　因此，Ｉｎｔｅｒｎｅｔ主要瓦连协议ＴＣＰ／ＩＰ的拥寒　制（ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　ｃｏｎｔｒｏ１）机制埘拥１制崩溃具有重要意义。　业务变得｝｛益繁忙。通信量的迅猛增长使得主干网日益拥塞，　拥塞将导致网络吞吐量下降，甚至导致死锁，而死锁又表现为　网络的全局或局部崩溃，这都是网络用户所不愿看到的。　产生这种情况的根本原因在于用户提供给网络的负载大　于网络资源容量和处理能力，由于网络上的各主机足相瓦独立　２拥塞成因分析　拥塞产ｑ一的直接原　除前述外，主要有：　（１）存储卒Ｍ不足几个输入数据流共同　＾　要同一个输出　窗ｕ，在这个端¨就会建立排队。如果没有足够的存储卒『ＨＪ存　的、其产ｑ　的请求也是互小相关的，所以它们很可能在某一时　划同时将大于网络容量的报文分组量投入网络。但网络的资源　足有限的，为了争夺这些资源，各个报文分组可能会互相竞争，　储，数据包就会王弃，对突发数据流更是如此。增加　储空间住　定程度卜可以缓解这一矛盾、但如　蹄南器有无限　储　日Ｉ『，拥塞只会变得更坏、Ｉ斫不足更好，因为在网络　数据包经过　Ｋ时间排队完成转发时，他　ｊ　已趟时，源端认为它仃ｊ已经被　丢弃，而这　数据包还会继续向下一路南器转发，从而浪费网　从而使网络效率下降。当有些分组　得不到它想得到的资源而　导致超时晕发时，网内拥塞程度的加剧将导致拥塞。如果仍小　加限制，网络效率就会急剧下降，资源就会被占满，从而使所有　络资源，加重网络拥寒　（２１带宽容　不足。低速链路对高速数据流的输入也会产生　的分组都尢法流动，出现死锁甚至网络崩溃，其主要表现为报　文分组时延增加、丢弃概率增大、上层应用系统性能下降以至　网络瘫痪等。网ｌ表明了拥塞的效应及其受控后的情况。　拥塞。根据香农理论，任何信道带宽最大值　【Ｊ信道　量Ｃ＝Ｂｌｏｇ　（１＋Ｓ／Ｎ）（Ｎ为信道白噪声的平均功书，Ｓ为信源的平均功率，　为信道带宽）。所有信源发送的速率尺必须小于或等于估道容　量Ｃ，如果Ｒ＞Ｃ，则存理论上ｌ尢差错传输就足不日ｒ能的，所以存　成　功　传　网络低速链路处就会形成带宽瓶颈，当其满足小１ｒ它的所有源　端带宽要求时，网络就会发生拥塞。　（３）处理器处理能力弱、速度慢也能引起拥窄。如果路由器　送　数　的ＣＰＵ在执行排队缓　，更新路由表等功能时，处理速度跟不　承载的负荷（发出的分组数）　图ｌ拥塞的效应及控制　七高速链路，也会产ｑ三拥塞。同样，低速链路对高速ＣＰＵ也会　产生拥寒。　拥塞一日形成往往会形成一个不断加重的过徉。如果路山　据统计，Ｉｎｔｅｒｎｅｔ上９５％的数据流使用的是ＴＣＰ／ＩＰ协议　器没有空余的缓存，它就必须丢弃新到数据包。当数据包丢弃　作者简介：陈语林，男，学士，工程师，主要研究方向为计算机网络与应用、网络安全。刘卫国，男，副教授，在职博士研究叶　，丰要研究，Ｊ’向为汁算机　高速网、网络安全。梁建武，男，硕士，高级工程师，主要从事网络安全理论与应用的研究。　１２４　２００２．Ｉ６计算机工程与应用　维普资讯 http://www.cqvip.com 时，源端会超时，重传该包。由于没有得到确认，源端只能保留　数据包，结果缓仃会进一步消耗，加重拥塞。　末应答数据量为流量控制和拥塞控制参数的较小值，即ｒａｉｎ　ｆｗｎｄ，ｃｗｎｄ｝。若发送方获得一个对新数据的应答，则ｃｗｎｄ指数　增加，即ｃｗｎｄ＋＝ｍｓｓ，也就是如果第一个Ｒ　ｒｒ（回路响应时间）　３拥塞控制和崩溃抑制　对于网络拥塞，在不同的时间范围有不同的控制方法。常　累月的网络拥塞只能依靠重新设计或规划，如添加新的链路　发送方能获得发出分组的应答，则第二个Ｒ　ｒｆ能发出２个最　大　Ｉ１ｃＰ分组，如这２个分组被正确应答，下一个Ｒ　ｒｒ将能发出　４个最大ＴＣＰ分组。依此类推每过１个ＲＴＩ＂，ｃｗｎｄ将增加一　倍。指数增长的缓慢启动（这里缓慢的含义是针对苴接依据　或增加原有带宽。每天随时　波动的网络拥塞，可通过不同的　计价策略避免应用过度集中在工作时　。会话级的拥塞现象　（几秒或ｒＬ十沙），应根据资源管理进行会话接纳控制，如果某　个要求建立的会话将会导致其它会话出现拥塞，就应拒绝其进　入网络。在Ｒ　时间范围（如几百毫秒），采用发送方、接收方　及中继结点的反馈信息避免和控制拥塞。更小的时间范围就超　出反馈控制的能力，将需要分组调度支持。　ｗｎｄ发送数据而言），能使会话尽快从区域Ｉ进入区域Ｉ１。ｃｗｎｄ　指数增长一直持续到ｃｗｎｄ超过某个门限值（ｓｓｔｈｒｅｓｈ，慢启动　阈值，初始为６４Ｋ字节），此后ｃｗｎｄ将根据拥塞避免算法线性　增长。事实上，缓慢启动并不仅在会话初始阶段使用，只要　ｃｗｎｄ＜ｓｓｔｈｒｅｓｈ，ｃｗｎｄ就会指数增长。　（２）拥塞避免。如果ｃｗｎｄ＞ｓｓｔｈｒｅｓｈ，发送方收到对新数据的　依据拚ｊ塞控制算法，可划分成基于速率（ｒａｔｅ）和信用　应答后，线性地增长ｃｗｎｄ。若发送方收到对当前ｃｗｎｄ对应数　据的应答后（通常是一个Ｒ　ｒｒ），ｃｗｎｄ比原来增加一个最大　（ｃｒｅｄｉｔ）两类．ｆｉ｛『苦通常用数据突发的大小、速率或持续时间的　任两个作为控制参数，后者给出发送方注入网络未经应答数据　的最大值。根据控制策略与数据传输的关系，又可分为显式　（ｅｘｐｌｉｃｉｔ）和隐式（ｉｍｐｌｉｃｉｔ）两类，前者具有独立的拥塞控制过　ＴＣＰ分组所对应的字节数，即ｅｗｎｄ线性增长。拥寒避免的线性　增长使得会话能够尽量保持在区域Ⅱ，增长的最终结果使会话　进入区域Ⅲ（进入Ⅲ是合理估计ｓｓｔｈｒｅｓｈ所必须的）。　（３）快速重发。无论缓慢启动或拥塞避免，ｃｗｎｄ总是增长，　使得会话迅速从区域Ｉ进入区域Ⅱ后又不可避免地进入区域　程，可再细分为定性或定量控制两种；后者的拥塞控制依赖对　数据传输的观察以获悉控制信息。通常拥塞控制有控制监测、　反馈和动作　个过程。数据源或宿或中继结点可根据队列和链　路状态、吞吐和延时变化及定时溢出获悉（或判定）拥塞的出　现＝获得的拥塞信息要以前向或反向方式最终反馈到进行控制　Ⅲ，即负载增大最终导致网络拥塞。一旦数据分组丢失，发送方　只能在定时器溢出之后，启动数据重发过程。通常二进制后退　的溢出定时总是颗粒度较大，不能及时反映数据丢失。所幸的　是因数据丢失，接收方将返回对相同数据的重复应答。发送方　获得多个重复应答就能获悉应答之后的下一个分组丢失，不必　动作的结点。无论是源或宿或中继结点都可能依据拥塞信息进　行主动或被动的动作以避免或控制拥塞。　图２描述会话负载和网络效率问的关系。若处于负载较小　的区域ｌ，随着负载的增加，效率也相应提高；一旦负载进入某　个合适的区域Ⅱ，效率不再随着负载的增加而显著提高；若负　载进一步加重到Ⅲ，效率将迅速下降，也就是通常观察到的“拥　塞崩溃”现象。人们总是希望网络能稳定运行在区域Ⅱ，既能避　免负载过低造成效率下降（Ｉ），又避免负载过高造成拥塞崩溃　后的效率低下（Ⅲ），以优化整个网络性能。　等待定时溢出，提前进行数据重发。大多数ＢＳＤ系统ＴＣＰ／ＩＰ　协议在收到３个重复应答（即第４个应答）后，发送方将进入快　速重发阶段。通过ｓｓｔｈｒｅｓｈ＝ｍａｘ　ｆ２ｍｓｓ，ｍｉｎ　ｆｗｎｄ，ｃｗｎｄ｝／２ｌ和　ｃｗｎｄ＝ｍｓｓ，会话被强制返回区域Ｉ，会话重新进入缓慢启动阶　段（因ｍｓｓ＝ｃｗｎｄ＜ｓｓｔｈｒｅｓｈ＝２ｍｓｓ）。这里可以理解为只有进入区　域Ⅲ后，才能适应性地调整ｓｓｔｈｒｅｓｈ到合适的数值。　（４）快速恢复。快速恢复与快速重发类似，在发送方获得多　个重复应答后提前重发应答之后的分组；不同的是，ｃｗｎｄ＝　ｓｓｔｈｒｅｓｈ＝ｍａｘ｛２ｍｓｓ，ｍｉｎ｛ｗｎｄ，ｃｗｎｄ｝／２ｌ，即快速恢复进入拥塞避　免阶段，而不是快速重发的缓慢启动。快速恢复能减少快速重　发造成ｃｗｎｄ急剧振荡，使得会话尽量能从区域Ⅲ后退到区域　Ｉ和Ⅱ相邻的位置，而不是区域Ｉ的最左端。　缓慢启动、拥塞避免、快速重发和恢复都成为ＴＣＰ标准实　图２负载和网络效率的关系　现所必须具备的拥塞避免和控制算法，但快速重发和恢复通常　只能检测某个Ｒ　ｒｒ范围单个分组的丢失，对于多个分组丢失，　ＴＣＰ协议规范仅定义基于可变滑动窗口的流量控制，数据　流接收方显式地给出发送方未应答数据注入网络的最大值，可　或发送窗口过小，发送方不可能获得进行快速重发和恢复所需　的重复应答，也就是ＴＣＰ的拥塞控制最终要依赖定时溢出（虽　然快速重发和恢复能解决大多数的分组丢失）。除了通过　根据其可用缓存的大小调整窗口数值。接收方无法准确获悉分　组丢失、延时增大或吞吐较少等现象，所以需要发送方主动的　拥塞避免和控制。　（１）缓慢启动。在会话初始阶段，除了接收方依据其缓存大　ｓｓｔｈｒｅｓｈ＝ｍａｘ｛２ｍｓｓ，ｍｉｎ｛ｗｎｄ，ｃｗｎｄ｝／２ｌ和ｃｗｎｄ＝ｍｓｓ强制会话进　入区域Ｉ的最左端，发送方还二进制增加定时溢出数值并重新　设置定时器。通常超时重发阶段发送方已不再能发送新的数据　小设置的窗口（ｗｎｄ），发送方无法获悉使其合理运行在区域Ⅱ　的拥塞控制参数（ｃｗｎｄ，拥塞窗口），因此只能将其设置到初始　值（ｃｗｎｄ￣－－ｍｓｓ），即一个ＴＣＰ段的最大字节数，也就是初始时　ＴＣＰ最多发出一个最大的ＴＣＰ分组。这样发送方最大注入的　而处于停滞等待状态直到获得新的应答以前移窗口。　４　ＴＣＰ拥塞控制的实现和改进：ＳＡＣＫ（Ｓｅｌｅｃｔｉｖｅ　ＡＣ—　Ｋｎｏｗｌｅｄｇｍｅｎｔ选择确认）ＴＣ　Ｐ【　］　计算机工程与应用２００２．１６　１２５　维普资讯 http://www.cqvip.com 简单的ＳＡＣＫ　ＴＣＰ实现，算法如下：　（Ｉ）如粜接收到１Ｆ币复ＡＣＫ，则有（类似　Ｆａｈｏｅ）：　ｉｆ　ｗｎｄ＜ｓｓｔｈｒｅｓｈ．ｓｅｔ　ｗｎｄ＝ｗｎｄ＋１；Ｓｌｏｗ　Ｓｔａｒｔ过榉　可采用一种前馈控制的方式米改进Ｖｅｇａｓ算法，也就是时　刎监视穿越网络的数据流　，每当检测到拥塞发乍的前兆就开　始采取预防措施，力冈把网络拥塞扼杀住萌芽状念　这种前馈　控制方』℃足监　报文分身ｌ的排队长度及数据流量的变化率（即　Ｊ，　ｅｌｓｅ　ｓｅｔ　ｗｎ（｛－Ｉ＋ｌ／［ｗｎｄ１；Ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　Ａｗｆｉｄａｎｃｅ过榉　（２）如收刨的重复ＡＣＫ数＞ｔｅｐｒｅｘｍｔｔｈｒｅｓｈ（快速重传闽伉，　缺省值为３）．则　ｒｅｔｒａｎｓｍｉｔ“ｎｅｘｔ　ｅｘｐｅｃｔｅｄ”ｐａｃｋｅｔ：　ｓｅｔ　ｓｓｔｈｒｅｓｈ＝ｗｎ（Ｉ／２，ｔｈｅｎ　ｓｅｔ　ｗｎｄ＝ｓｓｔｈｒｅｓｈ：　ｒｅｓｕｍｅ　ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　ａｖｏｉｄａｎｃｅ　ｕｓｉｎｇ　ｎｅｗ　ｗｉｎｄｏｗｓ　ｏｎｃｅ　ｒｅ—　ｔｒａｎｓｍｉｓｓｉｏｎ　ｉｓ　ａｃｋｎｏｗｌｅｄｇｅｄ．　长度Ｉ　埘时Ｉ＇ＨＪ　ｔ的微分）　（ｚｆ　。一日．发现捌摩迫近，或出现分　流　突发．就按一定的概半丢弃进入网络的数据分组，这样就　可以及　通知源端减小拥塞窗口，以减少进入网络的数据量　住拥塞避免阶段，ｃｗｎｄ的值由以下公式决定：　ｒ　１Ｉ　Ｉ（：ｗｎｄ（ｔ）＋ｌ，ｄｉｆ＜（ｅｔ／ｂａｓｅ　ｒｔｔ＋　ｌ　ｄ，　）　（３）如计时器计时值到，！Ｊ！】Ｊ进入Ｓｌｏｗ　Ｓｔａｒｔ（类似Ｔａｈｏｅ）：　ｓｅｔ　ｓｓｌｈｒｅｓｈ＝ｗｎｄ／２　ｓｅｔ　ｗｎｄ＝ｌ　ｃｗｎｄ（ｔ＋Ａｔ）＝｛ｃｗｎｄ（ｔ），　（￣／ｂａｓｅ—ｒｔｔ）≤ｄｉｆ＜（１－３／ｔ，ａｓｅ—ｎ１）　『ｃｗｎｄ（ｔ）一１．（１３／ｂａｓｅ＿ｒｔｔ一　）＜ｄｉｆ　Ｌ　ａｔ　存ＴＣＰ巾增加ＳＡＣＫ　不改变拥求　制的　夺算法，存　报文失ｆ　的健壮性疗而，使朋重发计时等待来进’　恢复。ＳＡＣＫ　实现时．采取措施改善多个报文从一个数据窗１　ｆ丢失时的性　能　当数据发送端收到ｔｃｐｒｅｘｍｔｔｈｒｅｓｈ个苇复的ＡＣＫ时就进入　Ｆａｓｔ　ｌ／ｅ（！ｍｅｌｗ．发送端苇发报文．并把拥塞窗口减小一、　Ｆａｓｔ　ｌ／ｅｃｒｕ　ｅｉｗ中．ＳＡＣＫ保持＇ｒ一个变　ｐｉｐｅ．用它来表示…　现征路由卜的报义的估计数　。当ｐｉｐｅ小于拥塞窗口大小时　发送端只发送新的或己再发过的数据。当发送端发送一个新报　其中ｄｉｆ－ｃｗｎｄ（ｔ）／ｂａｓｅ—ｒ¨一ｃｗｎｄ（，）／ｒｔｔ．ｒｔｔ是观察到的心　路响应时间，ｂａｓｅ—ｒｔｔ是所观察到所有ｎｌ的最小值．　和１３是　两个常数。卜式表明如粜所有分组的Ｒ１　ｒ稳定　变，拥塞窗口　ｃｗｎｄ将小变　ｍ于改进的Ｖｅｇａｓ算法没有采用分组丢火术判　断网络可用带宽，而以　’Ｊ１的改变来判断．所以能较好地预测　网络带宽使｝．ｒｊ情况，并Ｈ．埘小缓存（ｓｍａｌｌ　ｂｕｆｆｅｒ）的适应性较　强，其公平性、效率都较好．改进的Ｖｅｇａｓ算法使得存Ｉｎｔｅｍｅｔ　Ｌ普遍采用成为　Ｔ能。　文或重发一个老报文时．ｐｉｐｅ伉增ｌ；ｍ】　发送端接收了一一个　带ＳＡＣＫ选项的重复ＡＣＫ报文，　叫新数据已被接收青接收　６　结语　ＴＣＰ的崩溃抑制首免受解决的是删采拄制，［ｎｉ删术　制不　足一个孤立的问题，解决这一问题存结构上涉及用户端系统、　时．ｐｉｐｅ值减ｌ　朋ｐｉｐｅ变　他何时发送报文和发送咧５个报文　分离外来一　如粜有一个币发的报义丢夫，ＳＡＣＫ　现可以佳币发等待　时间内察觉　从而苇发丢失的报文，然后冉慢启动。丽　收到一　个“恢复ＡＣＫ”．确认ｒ住进入Ｆａｓｔ　Ｒｅｃｏｖｅｒｙ时　现的所有数　据后．发送端就退　Ｆａｓｔ　Ｒｅｃｔｏ　ｅｒｙ。　ＳＡＣＫ　Ｉ＇ＣＰ实现时小必等待　发计时器超时就可恢复，增　强了健壮性，尤其足当拥塞窗ｒＩ较大且丢失报文较多时，性能　大大改善：另外，如果发送端在恢复时期受接收者通知的窗Ｉ］　限制．不管丢失报文数蛀多少，ＳＡＣＫ发送端都具有较好的恢　网络内部传输　（例如路山器）的协同　作，存算法策略上涉　及剑数据流的调度算法、缓存管珲技术等网络资源的分　现有的拥塞控制思路、方法和Ｉ技术住多目标的　环境中更是　临着挑战．他们还有许多要改进的地方？　住给…拥塞控制的　形式定义和简单分类后．深入分析和　研究ｒｒＣＰ拥塞算法　ｆ论研究新的网络和也用环境、ＡＴＭ传输　服务、多点投递应Ⅲ衙求对传统算法的影响．以及存ＸＴｔ　制　相父的ｌ办议机制和控制策略方而的研究是今后的任务和＾向：　复性能，日＿不论足每个报文的端一端延迟还是总延迟　ＳＡＣＫ　ＴＣＰ解决了报文失序问题，提高了重发效率和信道利用率。ｆＨ　ＳＡＣＫ的最大缺点是要修改ＴＣＰ协议．所以这种方法仍然具有　局限性＝　（收稿¨期：２００１年６月）　参考文献　１．Ｍｏ　Ｊ．Ｌａ　Ｒ　Ｊ．Ａｎａｎｔｈａｒａｍ　Ｖ　ｅｔ　ａ１．Ａｎａｌｙｓｉｓ　ａｎｄ　ｃｏｍｐａｒｉｓｏｎ　ｏｆ　ＦＣＰ　ｒｅｎｏ　ａｎｄ　ｖｅｇａｓ［Ｃ１．Ｉｎ：Ｐｍｃ　ＩＮＦＯＣＯＭＯ９，Ｎｅｗ　Ｙｏｒｋ，ｌ９９９　２　胡晓峰．戴长华．计算机网络原理［ＭＩ．国防科技大学出版社，ｌ９９５　５改进的Ｖｅｇａｓ算法　Ｖｅｇａｓ算法是利用Ｒ　ｒｒ来控制拥塞的一种方法』　。Ｖｅｇａｓ　通过观察以前的ＴＣＰ连接中Ｒ　ｒｒ值改变情况来控制拥塞窗口　ｃｗｎｄ。如果发现Ｒ　ｒｒ变大，Ｖｅｇａｓ就认为网络发生拥塞，并开始　减小ｃｗｎｄ；另一方面，如果Ｒ　ＩＴｒ变小，Ｖｅｇａｓ就解除拥塞，再次　３　Ｍａｔｈｉｓ　Ｍ，Ｍａｈｄａｖｉ　Ｊ．ＴＣｔ’Ｓｅｌｅｃｔｉｖｅ　Ａｃｋｎ０ｗＩｅｄｇｍｅｎｔ　Ｏｐｔｉｏｎｓ［Ｓ］．Ｒ｝、Ｃ　２０１８，ｔ９９６　４．Ｓｔｅｖｅｎｔｓ　Ｗ．ＴＣＰ　Ｓｌｏｗ　Ｓｔａｒｔ，Ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　Ａｖｏｉｄａｎｃｅ，Ｆａｓｔ　Ｒｅｔｒａｎｓｍｉｔ．　ａｎｄ　Ｆａｓｔ　Ｒｅｃｏｖｅｒｙ　Ａｌｇｏｒｉｔｈｍｓ［Ｓ］．ＲＦＣ２００１，ｌ９９７　５．１ａｗｒｅｎｃｅ　Ｓ．Ｂｒａｋ　Ｍ，Ｌａｒｒｙ　Ｉ　．ＴＣＰ　Ｖｅｇａｓ：Ｅｎｄ　ｔｏ　ｅｎｄ　ｃｏｎｇｅｓｔｉｏｎ　增加ｅｗｎｄ：这样，ｃｗｎｄ在理想情况下就会稳定在一个合适的　值上。这样做的最大好处在于拥寒机制的触发只与Ｒ１Ｔｒ的改　ａｖｏｉｄａｎｃｅ　ｏｎ　ａ　ｇｌｏｂａｌ　ｌｎｔｅｒｎｅｔ［Ｊ］．１ＥＥＥ　Ｊｏｕｒｎａｌ　ｏｎ　Ｓｅｌｅｃｔｅｄ　Ａｒｅａｓ　ｉｎ　Ｃｏｍｍｕｎｉｃａｔｉｏｎｓ．１９９５；１３（８）　变有灭，而　分组的具体传输时延无关。　６．罗万明，林闯，阎保平．ＴＣＰ拥塞控制研究【Ｊｌ’计算机学报，２４；（１）　１２６　２００２．１６计算机工程与应用