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数据包守恒 & TCP 拥塞控制

dog250 2023-06-20 16:00:02

简介数据包守恒 & TCP 拥塞控制

数据包守恒是包括拥塞控制在内的合理利用带宽的方法之基石，它维持了有效网络传输的稳定，过去 40 年是，未来还是。数据包守恒可以描述为：

当带宽恰好满载时，receiver 收到 1 个数据包后 sender 才能发送 1 个数据包。
当带宽尚未满载时，receiver 收到 1 个数据包后 sender 可以发送大于 1 个数据包。
当带宽过载但未丢包时，receiver 收到 1 个数据包后 sender 可以发送 a(a < 1) 个数据包。
当带宽过载且丢包时，receiver 收到 1 个数据包后 sender 可以发送 a - loss (a 为第 3 点的 a，loss 为丢包量平摊到 1 个数据包的份额)

解释一下第 4 点，因为拥塞导致了丢包，所以丢掉的这部分需要排除在正常容量之外，先减掉丢掉的这部分，获得满载容量，再以小于 1 的兑换比缓解拥塞，至于如何统计丢包数量，请信任拥塞控制算法。

其它的描述非常容易理解，不再解释。但 sender 如何获知 receiver 已经收到了数据包呢？

以 TCP 为例，receiver 主动告诉 sender 的方式类似于中断，ACK(可携带 SACK) 告知 sender 已经有数据包被接收并触发 sender 发送新的数据包，因此 ACK 也叫 ACK 时钟。

最终，数据的发送需要 ACK 触发，而 ACK 则需要发送新数据触发，形成了一个先有鸡还是先有蛋的环。对于 TCP 而言，上述 4 点就在这个环上做文章：

作为 application-limited 的 TCP，如果应用速率恰好填满带宽，TCP 则按照等于 1 的兑换比执行数据包守恒。
作为 capacity-seeking 的 TCP，AIMD 确保公平收敛，在 AI 阶段数据包守恒兑换比大于 1，在 MD 阶段执行 PRR(RFC6937) 过程，兑换比小于 1。
作为 half-rate-based(后面解释)的 TCP BBR，检测到丢包后，从 inflight 扣掉 loss 数量后以兑换比 1 执行数据包守恒。

其中 AIMD PRR 和 BBR 需要额外解释。
AI 是一个兑换比大于 1 的过程，目的是 probe，当出现丢包时需要收敛，MD 过程的兑换比显然小于 1，PRR算法体现了这个过程：以 CUBIC 为例，当 receiver 收到了 delivered 这么多数据时，发送 0.7*delivered。
关于 PRR 的过程，这又是一道中学生几何习题，见下图：
在这里插入图片描述

可清晰观测到 cwnd 下降到 beta * cwnd 是多么平滑。可用下面的脚本具体观测数据：

"trace.bt" 29L, 752C                                                                                          
#!/usr/local/bin/bpftrace

#include <linux/tcp.h>

k:tcp_cwnd_reduction
{
        $tp = (struct tcp_sock *)arg0;
        printf("ssthresh:%llu pcwnd:%llu delivered:%llu this:%llu total:%llu ",
                $tp->snd_ssthresh,
                $tp->prior_cwnd,
                $tp->prr_delivered,
                arg1,
                $tp->prr_delivered + arg1);
        printf(" prr_out:%llu cwnd:%llu delta:%llu inflt:%llu
",
                $tp->prr_out,
                $tp->snd_cwnd,
                $tp->snd_ssthresh*($tp->prr_delivered + arg1)/$tp->prior_cwnd - $tp->prr_out,
                $tp->packets_out - $tp->sacked_out - $tp->lost_out + $tp->retrans_out);
}

作为一个极端的对比，看一下在进入 fast retransmit 当时将 cwnd *= beta 会是什么样子：
在这里插入图片描述
可以看出来，非常糟糕。

下面主要看 BBR 的问题。

BBR 是一个半 rate-based 算法，“半 rate-based” 是因为目前 BBR 仅凭 rate-based 机制无法确保数据包守恒，换句话说，rate-based 机制无法精确控制自己发送的数据包对网络负载造成的影响。

完全的 rate-based 算法不依赖 ACK 时钟，全凭测量吞吐控制发送速率，至于测量方式，ACK 只是一种方式。完全的 rate-based 算法甚至根本无法信任 ACK 时钟，因为 ACK 时钟是事后的，按数据包守恒，收到 ACK 才触发发送。

对 rate-based 而言，拥塞不能提前预知，而反馈测量信号总是滞后(只能测量过去的事件)，它需要按一定rate 持续发送，直到收到 “需要变化” 的信号，在发生拥塞情况下收到下一次测量信号前已经发送了过多数据，这部分数据可能恶化拥塞。

总之，ACK 时钟机制下，收到信号在先，触发发送在后，rate-based 则相反，发送在前，测量反馈在后，rate-based 算法没什么好方法执行数据包守恒。而不执行数据包守恒将使连接脱离拥塞控制。

因此，BBR 至少在检测到丢包时强制切换到数据包守恒模式，背后的依据是 “丢包大概率是发生了拥塞导致”，而这个时候是必须格外谨慎的，绝不能再多发送额外的数据而恶化拥塞。

但 BBR 在此处的数据包守恒也为自身带来了副作用。如果丢包是随机丢包，失去了 cwnd gain，数据包守恒的 BBR 没有足量的 inflight 进行 probe，而抗随机丢包恰恰就是 BBR 的承诺，显然，这里的数据包守恒违背了承诺。

不过这也是没有办法的事，BBR 的作者在实现这部分逻辑时写下了无奈的 TODO：

/* An optimization in BBR to reduce losses: On the first round of recovery, we
 * follow the packet conservation principle: send P packets per P packets acked.
 * ...
 * TODO(ycheng/ncardwell): implement a rate-based approach.
 */ 
 static bool bbr_set_cwnd_to_recover_or_restore(...