TCP New Reno 是什么？
TCP New Reno 是 TCP Reno 的扩展。它克服了 Reno 的局限性。 TCP Reno 是 TCP 的第二个变体，它提出了一个内置的拥塞算法。拥塞处理不是原始 TCP/IP 套件的组成部分。 TCP Reno 是 TCP Tahoe 的扩展，NewReno 是 TCP Reno 的扩展。在 Reno 中，当丢包发生时，发送方将 cwnd 连同 ssthresh 值一起减少 50%。这将允许网络轻松摆脱拥塞状态。但 Reno 遭遇了非常严重的积压，这影响了它的表现。
当在同一个拥塞窗口（例如 1-10）中丢弃多个数据包时，每次它知道有数据包丢失时，它都会将 cwnd 减少 50%。因此，对于 2 个丢包，它将 cwnd 减少 4 倍（50% 两次）。但是，每个拥塞窗口减少 50% 就足以恢复所有丢失的数据包。说cwnd=1024，在这个窗口丢了10个包，Reno会10倍减少cwnd 50%，最后cwnd=1024/2 10 = 1，很惊人。发送方需要 10 个 RTT 才能再次使用慢启动将其 cwnd 增加到 1024，不考虑 AIMD 算法。
雷诺的局限性：
- 在同一个拥塞窗口中检测多个丢包需要花费大量时间。
- 对于同一窗口中的多个数据包丢失，它会多次减少拥塞窗口，其中一次减少就足够了。
新里诺是如何进化的？
这个想法是为了克服 Reno 的局限性。诀窍是让发送方知道对于在同一拥塞窗口中发生的所有数据包丢失，它需要将 cwnd 减少 50%。这是使用部分 ACK 完成的。引入了新型 ACK 来让发送者知道这一点。在 Reno 中，当它接收到重传数据包的 ACK 时，经过半个静默窗口后，它认为这是一个新的 ACK，并快速恢复并进入 AIMD，然后如果发生丢包（相同的 cwnd），它会重复相同的减少 cwnd 的过程减半。但是 NewReno 发送方将检查重传数据包的 ACK 是否是新的，即该特定 cwnd 的所有数据包是否都被接收方确认。如果接收方确认了该特定 cwnd 的所有数据包，则发送方将认为该 ACK 为新的否则为部分 ACK。如果是部分 ACK，那么发送方不会再将 cwnd 减少 50%。它将保持相同，并且不会退出快速恢复阶段。
NewReno 解决方案：
它使用部分确认的概念。当发送方收到第一个重传数据包的 ACK 时，它不像 TCP Reno 那样将其视为“新 ACK”。 NewReno 检查该特定窗口的所有先前传输的数据包是否都被确认。如果在同一个拥塞窗口中丢失了多个数据包，那么即使在接收到重传数据包之后，接收方也只会发送重复的 ACK。这将使发送方清楚所有数据包都没有到达接收方，因此发送方不会认为该 ACK 是新的。它将认为它是部分 ACK，因为只有部分窗口被确认，而不是整个窗口。 Reno 曾经在收到新的 ACK 后退出快速恢复阶段，但 NewReno 认为该 ACK 是局部的，并没有退出快速恢复阶段。当它接收到整个拥塞窗口的累积 ACK 时，它明智地做出结束快速恢复阶段的决定。
因此，NewReno 会立即检测到多个数据包丢失，并且不会像 Reno 那样过早退出快速恢复阶段。
用一个例子来理解：
假设：
- 发件人有无限数据要发送
- initcwnd = 10 段
- 数据包 3 和 4 被丢弃。
| S.No. | Packets ACKed | cwnd | inflight | Packets transmitted |
|---|---|---|---|---|
| 1. | None | 10 | 10 | 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10 |
| 2. | 1 | 11 | 11 | 11, 12 |
| 3. | 2 | 12 | 12 | 13, 14 |
| 4. | 2(DA1, R5) | 13 | 13 | 15, 16 |
| 5. | 2(DA2, R6) | 14 | 14 | 17, 18 |
| 6. | 2(DA3, R7) * | 7 | 13 | Re 3 |
| 7. | 2(DA4, R8) | 7 | 12 | – |
| 8. | 2(DA5, R9) | 7 | 11 | – |
| 9. | 2(DA6, R10) | 7 | 10 | – |
| 10. | 2(DA7, R11) | 7 | 9 | – |
| 11. | 2(DA8, R12) | 7 | 8 | – |
| 12. | 2(DA9, R13) | 7 | 7 | – |
| 13. | 2(DA10, R14) | 7 | 7 | 19 |
| 14. | 2(DA11, R15) | 7 | 7 | 20 |
| 15. | 2(DA12, R16) | 7 | 7 | 21 |
| 16. | 2(DA13, R17) | 7 | 7 | 22 |
| 17. | 2(DA14, R18) | 23 | ||
| 18. | 3 | 7 | 7 | 24 |
| 19. | 3(DA1, R19) | 7 | 7 | 25 |
| 20. | 3(DA2, R20) | 7 | 7 | 26 |
| 21. | 3(DA3, R21)* | 7 | 7 | Re 4 |
| 22. | 3(DA4, R22) | 7 | 7 | 27 |
| 23. | 3(DA5, R23) | 7 | 7 | 28 |
| 24. | 3(DA6, R24) | 7 | 7 | 29 |
| 25. | 3(DA7, R25) | 7 | 7 | 30 |
| 26. | 3(DA8, R26) | 7 | 7 | 32 |
| 27. | 26 | (7+1/7) | 7 | 32 |
步骤 18 到 20 ：TCP Reno 认为它是一个新的 ACK，从快速恢复阶段出来，进入 AI 阶段。而 NewReno 将其标记为部分 ACK 并持续处于快速恢复阶段。发送方检查它是否已收到此特定拥塞窗口的所有数据包的所有 ACK。如果是，那么这是一个新的 ACK，否则是部分 ACK。
第 21 步：从 18-20，TCP Reno 将每个 ACK 的拥塞窗口增加 1/7。但是NewReno保持cwnd=inflight=7，因为它还处于Fast Recovery阶段，还没有进入AI阶段。它在收到 3 个重复的 ACK 后重新传输数据包 4。
步骤 22 到 26：发送方得到重复的 ACK 并保持 cwnd=inflight。它根据 ACK 向链路发送一个新数据包。快速恢复阶段尚未结束。因为它没有收到新的ACK。
步骤27 ：接收方收到发送方重传的packet-4。现在，接收者按顺序拥有了从 1 到 26 的所有数据包。丢失的数据包 3 和 4 也被接收器接收，因此现在它发送数据包 4-26 的累积 ACK 作为 ACK-26。直到最后一步，它都在发送重复的 ACK-3，表示它已按顺序接收到数据包 3。发送方现在收到累积的 ACK 并检查它是否是新的 ACK。
ACK received > cwnd ? Yes : No
26 > 10 ? yes : No因此，是的，ACK-26 是一个新的 ACK。因此，现在发送方将退出快速恢复阶段。
请注意，与 Reno 相比，发送方在快速恢复阶段停留的时间更长，但它并没有针对同一个拥塞窗口多次降低 cwnd 和 ssthresh。这在 TCP Reno 中不可用。