tcp vegas 为什么好

我吹捧 bbr 时曾论证过它在和 buffer 拧巴的时候表现如何优秀，但这一次说 vegas 时，我说的是从拥塞控制这个问题本身看来，vegas 为什么好，并且正确。

接着昨天 tcp vegas 鉴赏 继续扯。

假设一群共享带宽的流量中有流量退出或有新流量进入，剩余流如何感知到这事。loss-based 算法按照自己的步调填充 buffer 直到丢包，它们无法感知任何资源变化，而 bbr 则通过定期的 probe 来探测，但如果在 probe 之前有其它 bbr 流先行 probe，则后 probe 的流什么都拿不到。虽然它们都没有能力自动感知到资源变化，但它们无疑都希望自己能做到这一点。

本质上，大家都被灌输了 capacity-search 思想，想方设法要榨干最后 1k 的带宽，却往往适得其反，包括 bbr 在内的绝大多数算法引入越搞越复杂的 probe 机制，却没有收到应有的收益，而 vegas 采用松弛策略，反而自动做到了带宽利用率的最优化。

vegas 依靠 alpha < diff = (expected - actual) * basertt < beta 自动做到这一点。

如果有流量退出，所有流都会感知到 rtt 变小，actual 变大，diff 往左偏置，只要偏过左值 alpha，vegas 就会增加 cwnd 以适应这一变化。也就是说，流量退出腾出的 buffer 由大家公平瓜分了。

如果有流量进入，所有流都会感知到 rtt 变大，actual 变小，diff 往右偏置，只要偏过右值 beta，vegas 就会减少 cwnd 以适应这一变化，每条流都会腾出一些 inflight 分享给新进入的流。

vegas 是真正的拥塞控制。vegas 不做 capacity-search，我们看到，即使有流退出，也不会有单独的流抢走大多数带宽，因为 rtt 变化信号是大家同时可捕捉同时可反应的(相比之下，loss 信号则依赖比如说 red 丢谁没丢谁)。

再看 rtt 公平性。

diff = cwnd (1 - basertt / lastrtt) = cwnd (1 - basertt / (basertt + queuing_delay)) = cwnd (1 - 1 / (1 + queuing_delay / basertt)) ，设 basertt 是 y，cwnd 为 x，queuing_delay 为常数 q，diff = x(1 - 1 / (1 + q / y)) 要想把 diff 限制在相同的 alpha，beta 区间内，大家的 q 都是同一个，y 越大，x 越大，但带宽却一致，vegas 完美自适应 rtt。

不光如此，rtt 越小，带宽感知越灵敏，因为 rtt 越大，抖动代价越大，所谓尾大不掉，这不光影响自己，还影响其它流的公平性，因此 rtt 越大越趋向稳定。rtt 越大，获得的份额越小。其实 vegas 是按 bdp 分配带宽的，rtt 越大，buffer 占比越小，这是公平的根源。下面是简单的论证。

依旧设 basertt 是 y，cwnd 为 x，由于有流退出 q 由 2 减少到 1，diff 的 diff 为 q 变化前后两个 diff 相减，可表示为 z = -x / ((y + 2)(y + 1))，直观画图如下(就不求偏导了)：

我们已经知道，y 越大，x 相对越大，如图所示(如果短肥管道，箭头贴着 x 轴，沿 y 轴存在 rtt 不公平，本文暂不谈)，z 趋向于箭头指向的方向，在那里，平面非常平缓，这意味着，diff 受 basertt 影响非常小，对变化的感知力一致，进而能获得瓜分同样份额的 buffer，这就是公平的根源。

下面又是个有趣的重头戏。

vegas 对 loss 完全无感，因此它不得不修改 tcp 重传算法以适配它自己 “夹逼 diff 区间” 的算法。reno 早已深入人心，并且基于 loss-based reno 对拥塞控制做了标准化，有趣的是，包括 reno 在内的所有 loss-based cc 几乎都在使用 aimd 进行控制，而它们控制的并不是拥塞，vegas 专门控制拥塞的算法因为是后来的，反倒让人觉得奇怪。

vegas 不再使用 3 个dupack 触发重传，而采用了一种时间序方法，我这里截一个 vegas 原始论文 的图：

仔细看，这不就是 rack 嘛，关于 rack 可参考 rack 与 fack。rack 时间序最早正是来源于 vegas，它实际上在 rack 发布之前就早已被很多家公司运用。

时间序的一个重要作用就是解耦了重传和丢包检测。曾经重传依赖于某种丢包信号，比如 3 次 dupack 本身就算一种奇技淫巧，一旦等不到 3 次 dupack，这个机制就完全失效，其意义非常有限，但时间序重传不再依赖对端反馈，可源源不断提供可供传输的报文，剩下的交给拥塞控制。

有了时间序重传机制，就可以将丢包检测和重传分离，vegas 可完全不在乎 loss 而完全通过夹逼 diff 到 alpha，beta 区间完成拥塞控制，完全不再区分参与 diff 计算的是新数据还是重传数据，简洁而唯美。

linux tcp 内置了拥塞状态机，如今已经合入了 rack 作为除 dupack 之外的另一种触发重传的选择，并且已经支持 cong_control 回调完全接管整个拥塞控制而绕开拥塞状态机(比如 prr 会被绕开，因为如果不将 loss 做信号，也就没必要对 loss 反应那么大)，我觉得可以实现一版完备的真 vegas 了，言外之意，此前的 vegas 是假的。

最后，vegas 改进了慢启动，不再盲目乘以 2，而是在慢启动期间加入了 diff 判断，从而择机退出慢启动 or 改变激进程度。

总之，从头看到尾，vegas 只有 diff 判断，任何时候(无论慢启动，重传等)只要算 diff 并和 alpha，beta 比较就行了，在这么简单的逻辑下，前面也简单论证过，vegas 的公平性和效率都非常好。

我曾经写过一个 cugas = cubic + vegas，但其实还不如将它变成 bbr 呢，如果世界上只有一种 vegas 就会非常稳定，因为天生公平的算法就不会引入很多公平性和效率之间的权衡问题，进而也不会引入号称能解决这些问题，结果只是新晋一员卷客，看看现在的拥塞控制领域那些不雅又奇怪的算法。

浙江温州皮鞋湿，下雨进水不会胖。