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3 个 dupacks 触发 fast retransmit 是一个经典启发算法，但在引入 SACK 之后仍然计数 SACKed 数量 >= 3 触发 fast retransmit 似乎就没理由了。即使把 reordering 算进去，一个距离 una 很远的 seg 被 SACKed，也足以判定丢包了，为什么非要数到 3 呢？(我数到 3，再不说我就开枪了！)

于是 FACK(Forward Acknowledgment) 被引入：Forward Acknowledgment: Rening TCP Congestion Control

FACK 大意是，被 SACKed 的 seq 最高的 seg 前面的 seg 都丢失了。这是因为 seq 越高的 seg 越晚发送，晚发送的都被 SACKed 了，早发送的有理由被判定为丢失：

FACK 是一个 TCP recovery 状态下的一种试图精确计算 inflight 的策略，说 “试图” 是因为它只是努力精确但实际并不精确。

如果存在乱序，FACK 与 GBN 无异，所以一旦检测到乱序，FACK 即刻被禁用。同时，FACK 的假设 “seq 越高的 seg 越晚发送” 只能起一次作用，FACK 只能确保原始那次按照 seq 发送，因此，una 到 snd_nxt 之间被 mark lost 的 seg 只有一次 fast retransmit 机会，若不成功，只能超时，不过这不单单是 FACK 的问题，这是所有 SACK-based 启发策略共同的问题。

RACK 似乎本就是来替换 FACK 的，但 RACK 基于时间序列。

虽然 FACK 只能确保原始的那次按照 seq 顺序发送，但 RACK 却可以每次发送都登记新的 tx_time：
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mark lost 的 seg 理论上可拥有无数次 retransmit 机会，即使滑动窗口憋死，只要 ACK 时钟不断，连接将永不超时。
RACK 这件事意义重大，这意味着不必为 recovery 状态实施不同的 cc，而可用同一 cc 控制 TCP 连接的所有拥塞状态。cc 走上了正途。

本来 TCP 的 mark lost，retransmit，滑动窗口，保序等协议相关机制就不应对 cc 可见，cc 只负责控制发送配额以及 pacing rate，一个正常的 seg 和一个重传的 seg 在 cc 看来应该没有区别。在 RACK 之前，没有足够的 inflight 支撑 cc 的依赖(比如测量，self-clock trigger 等)，现在可以了。BBR 就是大力使用 RACK 的一个算法。

FACK 其实就是想做 RACK 的事，它的目标就是在 recovery 状态提供一种相对精确的测量手段以支撑 cc，只是做得不够好，但让人不解的是，为什么在 30 年的时间里 TCP 既然引入了 FACK 这种相似机制却没有引入 RACK，这并不是很难的事，相反它是显而易见的，RFC3517 才让人觉得奇怪。我所在的团队在 RACK 被引入之前就支撑了几乎完全意义的时间序 mark lost 算法，背后的动机正是 RFC3517 太反常了。

算是功成身退后，禁用 FACK 的 patch 如下：tcp: disable fack by default

FACK 一向被认为太激进，所以针对它何时起作用的判定就要非常谨慎，这也是没办法，还是信息量太少，总要损失些东西。标准 SACK 数到 3(reordering) 的方式容易引起突发或空窗这两种极端，而 FACK 虽激进却保证有足量的 seg 可重传，交给 cc 通过 deflate cwnd 去 pacing 吧，谁的就归谁。

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