RFC2581 日本語訳

Network Working Group                                          M. Allman
Request for Comments: 2581                  NASA Glenn/Sterling Software
Obsoletes: 2001                                                V. Paxson
Category: Standards Track                                   ACIRI / ICSI
                                                              W. Stevens
                                                              Consultant
                                                              April 1999

コメントを求めるワーキンググループM.オールマン要求をネットワークでつないでください: 2581 NASAのグレン/英貨のソフトウェアは以下を時代遅れにします。 2001年のV.パクソンカテゴリ: 標準化過程ACIRI / ICSI W.スティーブンスコンサルタント1999年4月

                         TCP Congestion Control

TCP輻輳制御

Status of this Memo

このMemoの状態

   This document specifies an Internet standards track protocol for the
   Internet community, and requests discussion and suggestions for
   improvements.  Please refer to the current edition of the "Internet
   Official Protocol Standards" (STD 1) for the standardization state
   and status of this protocol.  Distribution of this memo is unlimited.

このドキュメントは、インターネットコミュニティにインターネット標準化過程プロトコルを指定して、改良のために議論と提案を要求します。 このプロトコルの標準化状態と状態への「インターネット公式プロトコル標準」(STD1)の現行版を参照してください。 このメモの分配は無制限です。

Copyright Notice

版権情報

   Copyright (C) The Internet Society (1999).  All Rights Reserved.

Copyright(C)インターネット協会(1999)。 All rights reserved。

Abstract

要約

   This document defines TCP's four intertwined congestion control
   algorithms: slow start, congestion avoidance, fast retransmit, and
   fast recovery.  In addition, the document specifies how TCP should
   begin transmission after a relatively long idle period, as well as
   discussing various acknowledgment generation methods.

このドキュメントはTCPの4つのからみ合っている輻輳制御アルゴリズムを定義します: 遅れた出発(輻輳回避)は速く速く再送されます。回復。 さらに、ドキュメントはTCPが様々な承認世代方法について議論することと同様に比較的長い活動していない期間の後にどうトランスミッションを始めるはずであるかを指定します。

1. Introduction

1. 序論

   This document specifies four TCP [Pos81] congestion control
   algorithms: slow start, congestion avoidance, fast retransmit and
   fast recovery.  These algorithms were devised in [Jac88] and [Jac90].
   Their use with TCP is standardized in [Bra89].

このドキュメントは4TCP[Pos81]輻輳制御アルゴリズムを指定します: 遅れた出発(輻輳回避)は速く速く再送されます。回復。 これらのアルゴリズムは[Jac88]と[Jac90]で工夫されました。 TCPとの彼らの使用は[Bra89]で標準化されます。

   This document is an update of [Ste97].  In addition to specifying the
   congestion control algorithms, this document specifies what TCP
   connections should do after a relatively long idle period, as well as
   specifying and clarifying some of the issues pertaining to TCP ACK
   generation.

このドキュメントは[Ste97]の最新版です。 輻輳制御アルゴリズムを指定することに加えて、このドキュメントは、どんなTCP接続がTCP ACK世代に関係する問題のいくつかを指定して、はっきりさせることと同様に比較的長い活動していない期間の後にするべきであるかを指定します。

   Note that [Ste94] provides examples of these algorithms in action and
   [WS95] provides an explanation of the source code for the BSD
   implementation of these algorithms.

[Ste94]が動作中のこれらのアルゴリズムに関する例を提供して、[WS95]がこれらのアルゴリズムのBSD実現にソースコードに関する説明を提供することに注意してください。

Allman, et. al.             Standards Track                     [Page 1]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[1ページ]。

   This document is organized as follows.  Section 2 provides various
   definitions which will be used throughout the document.  Section 3
   provides a specification of the congestion control algorithms.
   Section 4 outlines concerns related to the congestion control
   algorithms and finally, section 5 outlines security considerations.

このドキュメントは以下の通りまとめられます。 セクション2はドキュメント中で使用される様々な定義を提供します。 セクション3は輻輳制御アルゴリズムの仕様を提供します。セクション4は輻輳制御アルゴリズムに関連する関心について概説します、そして、最終的に、セクション5はセキュリティ問題について概説します。

   The key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT",
   "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" in this
   document are to be interpreted as described in [Bra97].

キーワード“MUST"、「必須NOT」が「必要です」、“SHALL"、「」、“SHOULD"、「「推薦され」て、「5月」の、そして、「任意」のNOTは[Bra97]で説明されるように本書では解釈されることであるべきですか?

2. Definitions

2. 定義

   This section provides the definition of several terms that will be
   used throughout the remainder of this document.

このセクションはこのドキュメントの残り中で使用されるいくつかの用語の定義を提供します。

   SEGMENT:
      A segment is ANY TCP/IP data or acknowledgment packet (or both).

セグメント: セグメントは、あらゆるTCP/IPデータか確認応答パケット(ともに)です。

   SENDER MAXIMUM SEGMENT SIZE (SMSS):  The SMSS is the size of the
      largest segment that the sender can transmit.  This value can be
      based on the maximum transmission unit of the network, the path
      MTU discovery [MD90] algorithm, RMSS (see next item), or other
      factors.  The size does not include the TCP/IP headers and
      options.

送付者の最大のセグメントサイズ(SMSS): SMSSは送付者が伝えることができる中で最も大きいセグメントのサイズです。 この値はネットワーク、経路MTU探索[MD90]アルゴリズム、RMSS(次の項目を見る)、または他の要素のマキシマム・トランスミッション・ユニットに基づくことができます。 サイズはTCP/IPヘッダーとオプションを含んでいません。

   RECEIVER MAXIMUM SEGMENT SIZE (RMSS):  The RMSS is the size of the
      largest segment the receiver is willing to accept.  This is the
      value specified in the MSS option sent by the receiver during
      connection startup.  Or, if the MSS option is not used, 536 bytes
      [Bra89].  The size does not include the TCP/IP headers and
      options.

受信機の最大のセグメントサイズ(RMSS): RMSSは受信機が受け入れても構わないと思っている中で最も大きいセグメントのサイズです。 これは接続始動の間に受信機によって送られたMSSオプションで指定された値です。 MSSオプションが使用されていないときの536バイト[Bra89]。 サイズはTCP/IPヘッダーとオプションを含んでいません。

   FULL-SIZED SEGMENT: A segment that contains the maximum number of
      data bytes permitted (i.e., a segment containing SMSS bytes of
      data).

完全サイズのセグメント: データ・バイトの最大数を含むセグメントは(すなわち、SMSSバイトのデータを含むセグメント)を可能にしました。

   RECEIVER WINDOW (rwnd) The most recently advertised receiver window.

RECEIVER WINDOW(rwnd)は最も最近、受信機の窓の広告を出しました。

   CONGESTION WINDOW (cwnd):  A TCP state variable that limits the
      amount of data a TCP can send.  At any given time, a TCP MUST NOT
      send data with a sequence number higher than the sum of the
      highest acknowledged sequence number and the minimum of cwnd and
      rwnd.

混雑ウィンドウ(cwnd): TCPが送ることができるデータ量を制限するTCP州の変数。 その時々で一連番号が最も高い承認された一連番号の合計とcwndとrwndの最小限より高いTCP MUST NOT送信データ。

   INITIAL WINDOW (IW):  The initial window is the size of the sender's
      congestion window after the three-way handshake is completed.

窓(IW)に頭文字をつけてください: 3方向ハンドシェイクが終了した後に初期の窓は送付者の混雑ウィンドウのサイズです。

Allman, et. al.             Standards Track                     [Page 2]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[2ページ]。

   LOSS WINDOW (LW):  The loss window is the size of the congestion
      window after a TCP sender detects loss using its retransmission
      timer.

損失の窓(LW): TCP送付者が再送信タイマーを使用することで損失を検出した後に損失の窓は混雑ウィンドウのサイズです。

   RESTART WINDOW (RW):  The restart window is the size of the
      congestion window after a TCP restarts transmission after an idle
      period (if the slow start algorithm is used; see section 4.1 for
      more discussion).

窓(RW)を再開してください: TCPが活動していない期間の後にトランスミッションを再開した(遅れた出発であるなら、アルゴリズムは使用されています; より多くの議論に関してセクション4.1を見てください)後に再開ウィンドウは混雑ウィンドウのサイズです。

   FLIGHT SIZE:  The amount of data that has been sent but not yet
      acknowledged.

飛行サイズ: 送りますが、まだ承認していないデータ量。

3. Congestion Control Algorithms

3. 輻輳制御アルゴリズム

   This section defines the four congestion control algorithms: slow
   start, congestion avoidance, fast retransmit and fast recovery,
   developed in [Jac88] and [Jac90].  In some situations it may be
   beneficial for a TCP sender to be more conservative than the
   algorithms allow, however a TCP MUST NOT be more aggressive than the
   following algorithms allow (that is, MUST NOT send data when the
   value of cwnd computed by the following algorithms would not allow
   the data to be sent).

このセクションは4つの輻輳制御アルゴリズムを定義します: 遅れた出発、輻輳回避は速く速く回復であって、[Jac88]と[Jac90]で開発されていた状態で再送されます。 いくつかの状況で、以上が攻撃的であったなら、しかしながら、TCP送付者がアルゴリズムが許容するより多くの保守的な人、TCP MUST NOTであることは以下のアルゴリズムが許容するより(以下のアルゴリズムによって計算されたcwndの値が、データが送られるのを許容しないだろうというとき、すなわち、データを送ってはいけません)有益であるかもしれません。

3.1 Slow Start and Congestion Avoidance

3.1 遅れた出発と輻輳回避

   The slow start and congestion avoidance algorithms MUST be used by a
   TCP sender to control the amount of outstanding data being injected
   into the network.  To implement these algorithms, two variables are
   added to the TCP per-connection state.  The congestion window (cwnd)
   is a sender-side limit on the amount of data the sender can transmit
   into the network before receiving an acknowledgment (ACK), while the
   receiver's advertised window (rwnd) is a receiver-side limit on the
   amount of outstanding data.  The minimum of cwnd and rwnd governs
   data transmission.

TCP送付者は、ネットワークに注がれる傑出しているデータの量を制御するのに遅れた出発と輻輳回避アルゴリズムを使用しなければなりません。 これらのアルゴリズムを実行するために、2つの変数が1接続あたりのTCP状態に追加されます。 混雑ウィンドウ(cwnd)は承認(ACK)を受ける前に送付者がネットワークに伝えることができるデータ量における送付者サイド限界です、受信機の広告を出している窓(rwnd)は傑出しているデータの量における受信機サイド限界ですが。 cwndとrwndの最小限はデータ伝送を支配します。

   Another state variable, the slow start threshold (ssthresh), is used
   to determine whether the slow start or congestion avoidance algorithm
   is used to control data transmission, as discussed below.

別の州の変数(遅れた出発敷居(ssthresh))は遅れた出発か輻輳回避アルゴリズムがデータ送信を制御するのに使用されるかどうか決定するのに使用されます、以下で議論するように。

   Beginning transmission into a network with unknown conditions
   requires TCP to slowly probe the network to determine the available
   capacity, in order to avoid congesting the network with an
   inappropriately large burst of data.  The slow start algorithm is
   used for this purpose at the beginning of a transfer, or after
   repairing loss detected by the retransmission timer.

未知の状態でネットワークにトランスミッションを始めるのは、TCPが有効な容量を測定するためにゆっくりネットワークを調べるのを必要とします、データの不適当に大きい炸裂に伴うネットワークを充血させるのを避けるために。 このために転送の始めか、再送信タイマーによって検出された損失を修理した後に、遅れた出発アルゴリズムは使用されます。

Allman, et. al.             Standards Track                     [Page 3]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[3ページ]。

   IW, the initial value of cwnd, MUST be less than or equal to 2*SMSS
   bytes and MUST NOT be more than 2 segments.

IW(cwndの初期の値)は2*SMSSバイト以下でなければならなく、2つ以上のセグメントであるはずがありません。

   We note that a non-standard, experimental TCP extension allows that a
   TCP MAY use a larger initial window (IW), as defined in equation 1
   [AFP98]:

私たちは、TCP MAYが標準的でなくて、実験的なTCP拡張子で、より大きい初期の窓(IW)を使用できることに注意します、方程式1[AFP98]で定義されるように:

      IW = min (4*SMSS, max (2*SMSS, 4380 bytes))           (1)

IW=分(4*SMSS、(2*SMSS、4380バイト)に最大限にしてください)(1)

   With this extension, a TCP sender MAY use a 3 or 4 segment initial
   window, provided the combined size of the segments does not exceed
   4380 bytes.  We do NOT allow this change as part of the standard
   defined by this document.  However, we include discussion of (1) in
   the remainder of this document as a guideline for those experimenting
   with the change, rather than conforming to the present standards for
   TCP congestion control.

この拡大と共に、TCP送付者は3か4のセグメントの初期のウィンドウを使用するかもしれません、セグメントの結合したサイズが4380バイトを超えていないなら。 私たちはこのドキュメントによって定義された規格の一部としてこの変化を許しません。 しかしながら、私たちはTCP輻輳制御の現在の規格に従うよりむしろ変化を実験するもののためのガイドラインとしてこのドキュメントの残りにおける、(1)の議論を入れます。

   The initial value of ssthresh MAY be arbitrarily high (for example,
   some implementations use the size of the advertised window), but it
   may be reduced in response to congestion.  The slow start algorithm
   is used when cwnd < ssthresh, while the congestion avoidance
   algorithm is used when cwnd > ssthresh.  When cwnd and ssthresh are
   equal the sender may use either slow start or congestion avoidance.

ssthreshの初期の値は任意に高いかもしれませんが(例えば、いくつかの実現が広告を出している窓のサイズを使用します)、それは混雑に対応して減少するかもしれません。 cwnd<ssthreshであるときに、遅れた出発アルゴリズムは使用されています、cwnd>ssthreshであるときに、輻輳回避アルゴリズムが使用されている間。 cwndとssthreshが等しいときに、送付者は遅れた出発か輻輳回避のどちらかを使用するかもしれません。

   During slow start, a TCP increments cwnd by at most SMSS bytes for
   each ACK received that acknowledges new data.  Slow start ends when
   cwnd exceeds ssthresh (or, optionally, when it reaches it, as noted
   above) or when congestion is observed.

遅れた出発の間、TCPは高々新しいデータを承認する各ACKのためのバイトが受けたSMSSでcwndを増加します。 または、cwndがssthreshを超えると遅れた出発が終わる、(上で任意に同じくらい有名である、それに達するとき)、または、混雑はいつ観測されるか。

   During congestion avoidance, cwnd is incremented by 1 full-sized
   segment per round-trip time (RTT).  Congestion avoidance continues
   until congestion is detected.  One formula commonly used to update
   cwnd during congestion avoidance is given in equation 2:

輻輳回避の間、cwndは往復の時間(RTT)あたり1つの完全サイズのセグメントによって増加されます。 混雑が検出されるまで、輻輳回避は続きます。 方程式2で輻輳回避の間、cwndをアップデートするのに一般的に使用される1つの公式を与えます:

      cwnd += SMSS*SMSS/cwnd                     (2)

cwnd+=SMSS*SMSS/cwnd(2)

   This adjustment is executed on every incoming non-duplicate ACK.
   Equation (2) provides an acceptable approximation to the underlying
   principle of increasing cwnd by 1 full-sized segment per RTT.  (Note
   that for a connection in which the receiver acknowledges every data
   segment, (2) proves slightly more aggressive than 1 segment per RTT,
   and for a receiver acknowledging every-other packet, (2) is less
   aggressive.)

この調整はあらゆる入って来る非写しACKで実行されます。 方程式(2)は1RTTあたり1つの完全サイズのセグメントで増加するcwndの基本的な原則に許容できる近似値を提供します。 (中の受信機が承諾するあらゆるデータが区分する接続のために、(2)が1つのセグメントよりRTT、およびa受信機承認にわずかに攻撃的であると判明することに注意してください、あらゆる、-別、パケット、(2)が、より攻撃的でない、)

Allman, et. al.             Standards Track                     [Page 4]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[4ページ]。

   Implementation Note: Since integer arithmetic is usually used in TCP
   implementations, the formula given in equation 2 can fail to increase
   cwnd when the congestion window is very large (larger than
   SMSS*SMSS).  If the above formula yields 0, the result SHOULD be
   rounded up to 1 byte.

実現注意: 整数演算がTCP実現に通常使用されるので、混雑ウィンドウが非常に大きいときに(SMSS*SMSSより大きい)、方程式2で与えられた公式はcwndを増加させることができません。 上記であるなら、公式は最大丸い1がバイトであったなら0、結果SHOULDをもたらします。

   Implementation Note: older implementations have an additional
   additive constant on the right-hand side of equation (2).  This is
   incorrect and can actually lead to diminished performance [PAD+98].

実現注意: より古い実現で、追加添加物は方程式(2)の右側で一定になります。 これは、不正確であり、実際に減少している性能[PAD+98]に通じることができます。

   Another acceptable way to increase cwnd during congestion avoidance
   is to count the number of bytes that have been acknowledged by ACKs
   for new data.  (A drawback of this implementation is that it requires
   maintaining an additional state variable.)  When the number of bytes
   acknowledged reaches cwnd, then cwnd can be incremented by up to SMSS
   bytes.  Note that during congestion avoidance, cwnd MUST NOT be
   increased by more than the larger of either 1 full-sized segment per
   RTT, or the value computed using equation 2.

輻輳回避の間にcwndを増加させる別の許容できる方法は新しいデータのためにACKsによって承認されたバイト数を数えることです。 (この実現の欠点は追加状態を可変に維持するのが必要であるということです。) いつまでに、SMSSバイトまで承認されたバイト数はcwndに達して、次に、cwndは増加できますか? 輻輳回避の間cwndは1RTTあたり1つの完全サイズのセグメントか方程式2を使用することで計算された値のどちらかの十二分に大きいことによって増加させられてはいけないことに注意してください。

   Implementation Note: some implementations maintain cwnd in units of
   bytes, while others in units of full-sized segments.  The latter will
   find equation (2) difficult to use, and may prefer to use the
   counting approach discussed in the previous paragraph.

実現注意: いくつかの実現がユニットの完全サイズのセグメントの他のものである間、ユニットのバイトでcwndを維持します。 後者は、方程式(2)が使用するのが難しいのがわかって、前のパラグラフで議論した勘定アプローチを使用するのを好むかもしれません。

   When a TCP sender detects segment loss using the retransmission
   timer, the value of ssthresh MUST be set to no more than the value
   given in equation 3:

TCP送付者が再送信タイマーを使用することでセグメントの損失を検出すると、方程式3で与えられた値だけにssthreshの値を設定しなければなりません:

      ssthresh = max (FlightSize / 2, 2*SMSS)            (3)

ssthresh=最大(FlightSize / 2、2*SMSS)(3)

   As discussed above, FlightSize is the amount of outstanding data in
   the network.

上で議論するように、FlightSizeはネットワークで、傑出しているデータの量です。

   Implementation Note: an easy mistake to make is to simply use cwnd,
   rather than FlightSize, which in some implementations may
   incidentally increase well beyond rwnd.

実現注意: しやすい誤りは単にrwndでいくつかの実現で偶然によく増加するかもしれないFlightSizeよりむしろcwndを使用することです。

   Furthermore, upon a timeout cwnd MUST be set to no more than the loss
   window, LW, which equals 1 full-sized segment (regardless of the
   value of IW).  Therefore, after retransmitting the dropped segment
   the TCP sender uses the slow start algorithm to increase the window
   from 1 full-sized segment to the new value of ssthresh, at which
   point congestion avoidance again takes over.

その上、タイムアウトでは、cwndは損失の窓、LW(IWの値にかかわらず)だけに用意ができなければなりません。(LWは1つの完全サイズのセグメントと等しいです)。 したがって、低下しているセグメントを再送した後に、TCP送付者は、1つの完全サイズのセグメントから新しいssthreshの値までの窓を増加させるのに遅れた出発アルゴリズムを使用します。(ポイント輻輳回避は再び窓に引き継ぎます)。

Allman, et. al.             Standards Track                     [Page 5]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[5ページ]。

3.2 Fast Retransmit/Fast Recovery

3.2速く/速い回復を再送してください。

   A TCP receiver SHOULD send an immediate duplicate ACK when an out-
   of-order segment arrives.  The purpose of this ACK is to inform the
   sender that a segment was received out-of-order and which sequence
   number is expected.  From the sender's perspective, duplicate ACKs
   can be caused by a number of network problems.  First, they can be
   caused by dropped segments.  In this case, all segments after the
   dropped segment will trigger duplicate ACKs.  Second, duplicate ACKs
   can be caused by the re-ordering of data segments by the network (not
   a rare event along some network paths [Pax97]).  Finally, duplicate
   ACKs can be caused by replication of ACK or data segments by the
   network.  In addition, a TCP receiver SHOULD send an immediate ACK
   when the incoming segment fills in all or part of a gap in the
   sequence space.  This will generate more timely information for a
   sender recovering from a loss through a retransmission timeout, a
   fast retransmit, or an experimental loss recovery algorithm, such as
   NewReno [FH98].

オーダーの出ているセグメントが到着するとき、A TCP受信機SHOULDは即座の写しACKを送ります。 このACKの目的は故障していた状態でセグメントを受け取って、どの一連番号を予想するかを送付者に知らせることです。 送付者の見解から、写しACKsは多くのネットワーク問題によって引き起こされる場合があります。最初に、それらは低下しているセグメントによって引き起こされる場合があります。 この場合、次々とすべての低下しているセグメントが写しACKsの引き金となるでしょう。 2番目に、写しACKsはネットワーク(いくつかのネットワーク経路[Pax97]に沿っためったにない事件でない)によるデータ・セグメントの再注文で引き起こされる場合があります。 最終的に、写しACKsはネットワークによってACKかデータ・セグメントの模写で引き起こされる場合があります。 さらに、入って来るセグメントであるときにSHOULDが即座のACKを送るTCP受信機は系列スペースにギャップのすべてか一部に記入します。 これは損失から再送タイムアウトで回復するaが速く再送されるという送付者への、よりタイムリーな情報、または実験損失回復アルゴリズムを発生させるでしょう、NewReno[FH98]などのように。

   The TCP sender SHOULD use the "fast retransmit" algorithm to detect
   and repair loss, based on incoming duplicate ACKs.  The fast
   retransmit algorithm uses the arrival of 3 duplicate ACKs (4
   identical ACKs without the arrival of any other intervening packets)
   as an indication that a segment has been lost.  After receiving 3
   duplicate ACKs, TCP performs a retransmission of what appears to be
   the missing segment, without waiting for the retransmission timer to
   expire.

TCP送付者SHOULDは、入って来る写しACKsに基づいて損失を検出して、修理するのに「速く再送してください」というアルゴリズムを使用します。 速さはセグメントが指示としてACKs(いかなる他の介入しているパケットの到着のない4同じACKsも)ですが、失われて、3の到着がコピーするアルゴリズム用途を再送します。 3写しACKsを受けた後に、TCPは何がなくなったセグメントであるように見えるかに関する「再-トランスミッション」を実行します、再送信タイマーが期限が切れるのを待たない。

   After the fast retransmit algorithm sends what appears to be the
   missing segment, the "fast recovery" algorithm governs the
   transmission of new data until a non-duplicate ACK arrives.  The
   reason for not performing slow start is that the receipt of the
   duplicate ACKs not only indicates that a segment has been lost, but
   also that segments are most likely leaving the network (although a
   massive segment duplication by the network can invalidate this
   conclusion).  In other words, since the receiver can only generate a
   duplicate ACK when a segment has arrived, that segment has left the
   network and is in the receiver's buffer, so we know it is no longer
   consuming network resources.  Furthermore, since the ACK "clock"
   [Jac88] is preserved, the TCP sender can continue to transmit new
   segments (although transmission must continue using a reduced cwnd).

速さが再送された後に、アルゴリズムはなくなったセグメントであるように見えるものを送って、非写しACKが到着するまで、「速い回復」アルゴリズムは新しいデータの伝達を治めます。 遅れた出発を実行しない理由は写しACKsの領収書が、セグメントが失われたのを示すだけであるというわけではありませんが、セグメントがたぶんネットワークをまた出ているという(ネットワークによる大規模なセグメント複製はこの結論を無効にすることができますが)ことです。 言い換えれば、セグメントが到着したときだけ、受信機が写しACKを発生させることができるので、そのセグメントがネットワークを出て、受信機のバッファにあるので、私たちは、それがもうネットワーク資源を消費していないのを知っています。 その上、ACK「時計」[Jac88]が保存されるので、TCP送付者は、新しいセグメントを伝え続けることができます(トランスミッションが、減少しているcwndを使用し続けなければなりませんが)。

   The fast retransmit and fast recovery algorithms are usually
   implemented together as follows.

速さは再送されます、そして、通常、速い回復アルゴリズムは以下の通り一緒に実行されます。

   1.  When the third duplicate ACK is received, set ssthresh to no more
       than the value given in equation 3.

1. 第3写しACKが受け取られているときには、方程式3で与えられた値だけにssthreshを設定してください。

Allman, et. al.             Standards Track                     [Page 6]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[6ページ]。

   2.  Retransmit the lost segment and set cwnd to ssthresh plus 3*SMSS.
       This artificially "inflates" the congestion window by the number
       of segments (three) that have left the network and which the
       receiver has buffered.

2. 無くなっているセグメントを再送してください、そして、ssthreshと3*SMSSにcwndを設定してください。 ネットワークを出て、受信機がバッファリングしたセグメント(3)の数に応じて、これは人工的に混雑ウィンドウを「ふくらませます」。

   3.  For each additional duplicate ACK received, increment cwnd by
       SMSS.  This artificially inflates the congestion window in order
       to reflect the additional segment that has left the network.

3. ACKが受け取ったそれぞれの追加写しには、SMSSでcwndを増加してください。 これは、ネットワークを出た追加セグメントを反映するために人工的に混雑ウィンドウをふくらませます。

   4.  Transmit a segment, if allowed by the new value of cwnd and the
       receiver's advertised window.

4. cwndと受信機の広告を出している窓の新しい値によって許容されているなら、セグメントを伝えてください。

   5.  When the next ACK arrives that acknowledges new data, set cwnd to
       ssthresh (the value set in step 1).  This is termed "deflating"
       the window.

5. 新しいデータを承認する次のACKが到着したら、ssthresh(ステップ1における選択値群)にcwndを設定してください。 これは窓が「空気を抜く」であると呼ばれます。

       This ACK should be the acknowledgment elicited by the
       retransmission from step 1, one RTT after the retransmission
       (though it may arrive sooner in the presence of significant out-
       of-order delivery of data segments at the receiver).
       Additionally, this ACK should acknowledge all the intermediate
       segments sent between the lost segment and the receipt of the
       third duplicate ACK, if none of these were lost.

このACKは「再-トランスミッション」の後に「再-トランスミッション」によってステップ1、1RTTから引き出された承認であるべきです(より早く、重要の面前で受信機のデータ・セグメントを注文配送の外に到着させるかもしれませんが)。 さらに、このACKは、無くなっているセグメントと3の番目ものの領収書の間に送られたすべての中間的セグメントがACKをコピーすると認めるはずです、これらのいずれも失われなかったなら。

   Note: This algorithm is known to generally not recover very
   efficiently from multiple losses in a single flight of packets
   [FF96].  One proposed set of modifications to address this problem
   can be found in [FH98].

以下に注意してください。 一般に、このアルゴリズムがパケット[FF96]のただ一つの飛行における複数の損失からそれほど効率的に回復しないのが知られています。 [FH98]でこのその問題を訴える提案された1セットの変更を見つけることができます。

4. Additional Considerations

4. 追加問題

4.1 Re-starting Idle Connections

4.1 活動していないコネクションズを再開すること。

   A known problem with the TCP congestion control algorithms described
   above is that they allow a potentially inappropriate burst of traffic
   to be transmitted after TCP has been idle for a relatively long
   period of time.  After an idle period, TCP cannot use the ACK clock
   to strobe new segments into the network, as all the ACKs have drained
   from the network.  Therefore, as specified above, TCP can potentially
   send a cwnd-size line-rate burst into the network after an idle
   period.

上で説明されるTCP輻輳制御アルゴリズムの既知の問題はTCPが使用されていなくなった後に彼らが比較的長い期間の間交通の潜在的に不適当な炸裂を伝えさせるということです。 活動していない期間の後に、TCPはネットワークへのストロボの新しいセグメントにACK時計を使用できません、すべてのACKsがネットワークから排水したとき。 したがって、上で指定されるように、TCPは潜在的に活動していない期間の後にネットワークに押し破かれたcwnd-サイズライン料率を送ることができます。

   [Jac88] recommends that a TCP use slow start to restart transmission
   after a relatively long idle period.  Slow start serves to restart
   the ACK clock, just as it does at the beginning of a transfer.  This
   mechanism has been widely deployed in the following manner.  When TCP
   has not received a segment for more than one retransmission timeout,
   cwnd is reduced to the value of the restart window (RW) before

[Jac88]は、TCPが比較的長い活動していない期間の後にトランスミッションを再開するのに遅れた出発を使用することを勧めます。 遅れた出発は、ちょうど転送の始めにするようにACK時計を再開するのに役立ちます。 このメカニズムは広く以下の方法で配備されました。 TCPが以前1つ以上の再送タイムアウトのためにセグメントを受けていないとき、cwndは再開ウィンドウ(RW)の値に減少します。

Allman, et. al.             Standards Track                     [Page 7]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[7ページ]。

   transmission begins.

トランスミッションは始まります。

   For the purposes of this standard, we define RW = IW.

この規格の目的のために、私たちはRW=IWを定義します。

   We note that the non-standard experimental extension to TCP defined
   in [AFP98] defines RW = min(IW, cwnd), with the definition of IW
   adjusted per equation (1) above.

私たちは、[AFP98]で定義されたTCPへの標準的でない実験的な拡大がRW=分(IW、cwnd)を定義することに注意します、方程式(1)単位で調整されたIWの定義が上にある状態で。

   Using the last time a segment was received to determine whether or
   not to decrease cwnd fails to deflate cwnd in the common case of
   persistent HTTP connections [HTH98].  In this case, a WWW server
   receives a request before transmitting data to the WWW browser.  The
   reception of the request makes the test for an idle connection fail,
   and allows the TCP to begin transmission with a possibly
   inappropriately large cwnd.

セグメントがcwndを減少させるかどうか決定するために受け取られた最後の時を費やすのはしつこいHTTP接続[HTH98]のよくある例でcwndに空気を抜かせません。 この場合、WWWブラウザにデータを送る前に、WWWサーバは要求を受け取ります。 要求のレセプションは、無駄な接続が失敗するのでテストをして、TCPがことによると不適当に大きいcwndとのトランスミッションを始めるのを許容します。

   Therefore, a TCP SHOULD set cwnd to no more than RW before beginning
   transmission if the TCP has not sent data in an interval exceeding
   the retransmission timeout.

したがって、TCPであるならトランスミッションを始める前のRWだけへのTCP SHOULDセットcwndはデータに再送タイムアウトを合間に超えさせていません。

4.2 Generating Acknowledgments

4.2 承認を発生させること。

   The delayed ACK algorithm specified in [Bra89] SHOULD be used by a
   TCP receiver.  When used, a TCP receiver MUST NOT excessively delay
   acknowledgments.  Specifically, an ACK SHOULD be generated for at
   least every second full-sized segment, and MUST be generated within
   500 ms of the arrival of the first unacknowledged packet.

[Bra89]SHOULDで指定された遅れたACKアルゴリズムがa TCP受信機使用されるいつまでに使用されて、TCP受信機は承認を過度に遅らせてはいけません。 明確に、ACK SHOULDは少なくともあらゆる2番目の完全サイズのセグメントのために発生して、最初の不承認のパケットの到着の500msの中で発生しなければなりません。

   The requirement that an ACK "SHOULD" be generated for at least every
   second full-sized segment is listed in [Bra89] in one place as a
   SHOULD and another as a MUST.  Here we unambiguously state it is a
   SHOULD.  We also emphasize that this is a SHOULD, meaning that an
   implementor should indeed only deviate from this requirement after
   careful consideration of the implications.  See the discussion of
   "Stretch ACK violation" in [PAD+98] and the references therein for a
   discussion of the possible performance problems with generating ACKs
   less frequently than every second full-sized segment.

完全サイズのセグメントは絶対に必要なものとしてaとしてのある場所がそうするべきである[Bra89]コネと別のものに記載されています。ACK “SHOULD"がここに、私たちがそれがaであると明白に述べる少なくとも毎秒の間発生するという要件はそうするべきです。 また、私たちは、これがSHOULDであると強調します、本当に、作成者が含意の熟慮の後にこの要件から逸れるだけであるべきであることを意味して。 そこにACKsをあらゆる2番目の完全サイズのセグメントよりどんな頻繁にも発生させないことに関する可能な性能問題の議論に関して[PAD+98]での「伸びACK違反」の議論と参照を見てください。

   In some cases, the sender and receiver may not agree on what
   constitutes a full-sized segment.  An implementation is deemed to
   comply with this requirement if it sends at least one acknowledgment
   every time it receives 2*RMSS bytes of new data from the sender,
   where RMSS is the Maximum Segment Size specified by the receiver to
   the sender (or the default value of 536 bytes, per [Bra89], if the
   receiver does not specify an MSS option during connection
   establishment).  The sender may be forced to use a segment size less
   than RMSS due to the maximum transmission unit (MTU), the path MTU
   discovery algorithm or other factors.  For instance, consider the

いくつかの場合、送付者と受信機は完全サイズのセグメントを構成することに同意しないかもしれません。 送付者からの2*RMSSバイトの新しいデータを受け取るときはいつも、少なくとも1つの承認を送るなら、実現がこの要件に従うと考えられます。そこでは、RMSSが受信機によって送付者に指定されたMaximum Segment Size(デフォルト値は[Bra89]あたり536バイト受信機であるならコネクション確立の間、MSSオプションを指定しない)です。 送付者はマキシマム・トランスミッション・ユニット(MTU)、経路MTU探索アルゴリズムまたは他の要素のためRMSSよりやむを得ずセグメントサイズを使用しないかもしれません。 例えば、考えてください。

Allman, et. al.             Standards Track                     [Page 8]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[8ページ]。

   case when the receiver announces an RMSS of X bytes but the sender
   ends up using a segment size of Y bytes (Y < X) due to path MTU
   discovery (or the sender's MTU size).  The receiver will generate
   stretch ACKs if it waits for 2*X bytes to arrive before an ACK is
   sent.  Clearly this will take more than 2 segments of size Y bytes.
   Therefore, while a specific algorithm is not defined, it is desirable
   for receivers to attempt to prevent this situation, for example by
   acknowledging at least every second segment, regardless of size.
   Finally, we repeat that an ACK MUST NOT be delayed for more than 500
   ms waiting on a second full-sized segment to arrive.

受信機が結局Xバイトにもかかわらず、送付者のRMSSを発表するとき、経路MTU探索(または、送付者のMTUサイズ)のため、ケースはYバイト(Y<X)のセグメントサイズを使用します。 ACKを送る前に2*Xバイトが到着するのを待っていると、受信機は伸びACKsを発生させるでしょう。 明確に、これはサイズYバイトの2つ以上のセグメントを取るでしょう。 したがって、特定のアルゴリズムは定義されませんが、受信機が、この状況を防ぐのを試みるのは、望ましいです、例えば、少なくともあらゆる2番目のセグメントを承認することによって、サイズにかかわらず。 最終的に、私たちは、ACK MUST NOTが2番目の完全サイズのセグメントで到着するのを待つ500以上msのために遅れるのを繰り返します。

   Out-of-order data segments SHOULD be acknowledged immediately, in
   order to accelerate loss recovery.  To trigger the fast retransmit
   algorithm, the receiver SHOULD send an immediate duplicate ACK when
   it receives a data segment above a gap in the sequence space.  To
   provide feedback to senders recovering from losses, the receiver
   SHOULD send an immediate ACK when it receives a data segment that
   fills in all or part of a gap in the sequence space.

すぐに承認されていて、不適切なデータは、損失回復を加速するためにSHOULDを区分します。 速さの引き金となるには、アルゴリズム(それが系列スペースのギャップの上にデータ・セグメントを受けるときSHOULDが即座の写しACKを送る受信機)を再送してください。 それが系列スペースにギャップのすべてか一部に記入するデータ・セグメントを受けるとき、損失から回復する送付者にフィードバックを提供するために、受信機SHOULDは即座のACKを送ります。

   A TCP receiver MUST NOT generate more than one ACK for every incoming
   segment, other than to update the offered window as the receiving
   application consumes new data [page 42, Pos81][Cla82].

TCP受信機は各入って来るセグメントあたり1ACKを発生させてはいけません、受信アプリケーションが新しいデータ[42ページ、Pos81][Cla82]を消費するとき提供された窓をアップデートするのを除いて。

4.3 Loss Recovery Mechanisms

4.3 損失回収機構

   A number of loss recovery algorithms that augment fast retransmit and
   fast recovery have been suggested by TCP researchers.  While some of
   these algorithms are based on the TCP selective acknowledgment (SACK)
   option [MMFR96], such as [FF96,MM96a,MM96b], others do not require
   SACKs [Hoe96,FF96,FH98].  The non-SACK algorithms use "partial
   acknowledgments" (ACKs which cover new data, but not all the data
   outstanding when loss was detected) to trigger retransmissions.
   While this document does not standardize any of the specific
   algorithms that may improve fast retransmit/fast recovery, these
   enhanced algorithms are implicitly allowed, as long as they follow
   the general principles of the basic four algorithms outlined above.

速く増大する多くの損失回復アルゴリズムが再送されます、そして、速い回復はTCP研究者によって提案されました。 これらのアルゴリズムのいくつかがTCPの選択している承認(SACK)オプション[MMFR96]に基づいている間、[FF96、MM96a、MM96b]などのような他のものはSACKs[Hoe96、FF96、FH98]を必要としません。 非SACKアルゴリズムは、「再-トランスミッション」の引き金となるのに、「部分的な承認」(損失が検出されたとき未払いのすべてのデータではなく、新しいデータをカバーするACKs)を使用します。 このドキュメントは速く向上するかもしれない特定のアルゴリズムのいずれも標準化しませんが、/速い回復を再送してください、高められたアルゴリズムがそれとなく許容されているこれら、上に概説された基本的な4つのアルゴリズムの綱領に従う限り。

   Therefore, when the first loss in a window of data is detected,
   ssthresh MUST be set to no more than the value given by equation (3).
   Second, until all lost segments in the window of data in question are
   repaired, the number of segments transmitted in each RTT MUST be no
   more than half the number of outstanding segments when the loss was
   detected.  Finally, after all loss in the given window of segments
   has been successfully retransmitted, cwnd MUST be set to no more than
   ssthresh and congestion avoidance MUST be used to further increase
   cwnd.  Loss in two successive windows of data, or the loss of a
   retransmission, should be taken as two indications of congestion and,
   therefore, cwnd (and ssthresh) MUST be lowered twice in this case.

したがって、データの窓における最初の損失が検出されるとき、ssthreshは方程式(3)で与えられた値だけに用意ができなければなりません。 2番目に、問題のデータの窓のすべての無くなっているセグメントが修理されるまで、各RTT MUSTで伝えられたセグメントの数は損失であるときに、傑出しているセグメントの半数が検出されたより修理されます。 最終的に、セグメントの与えられた窓のすべての損失が首尾よく再送された後にcwndはssthreshだけに用意ができなければなりません、そして、cwndをさらに増加させるのに輻輳回避を使用しなければなりません。 この場合二度混雑としたがって、cwnd(そして、ssthresh)の2つのしるしを下ろさなければならないのに従って、データの2つの連続した窓の損失、または「再-トランスミッション」の損失を取るべきです。

Allman, et. al.             Standards Track                     [Page 9]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[9ページ]。

   The algorithms outlined in [Hoe96,FF96,MM96a,MM6b] follow the
   principles of the basic four congestion control algorithms outlined
   in this document.

中に概説されたアルゴリズム[Hoe96、FF96、MM96a、MM6b]は本書では概説された4つの基本的な輻輳制御アルゴリズムの原則に従います。

5.  Security Considerations

5. セキュリティ問題

   This document requires a TCP to diminish its sending rate in the
   presence of retransmission timeouts and the arrival of duplicate
   acknowledgments.  An attacker can therefore impair the performance of
   a TCP connection by either causing data packets or their
   acknowledgments to be lost, or by forging excessive duplicate
   acknowledgments.  Causing two congestion control events back-to-back
   will often cut ssthresh to its minimum value of 2*SMSS, causing the
   connection to immediately enter the slower-performing congestion
   avoidance phase.

このドキュメントは、TCPが写し承認の再送タイムアウトと到着があるとき送付レートを減少させるのを必要とします。 したがって、攻撃者は、データ・パケットか彼らの承認が失われることを引き起こすか、または過度の写し承認を鍛造することによって、TCP接続に関する実績を損なうことができます。 しばしばssthreshを2*SMSSの最小値まで切って、接続がすぐにより遅く実行している輻輳回避フェーズに入ることを引き起こしながら、引き起こtwoす混雑は背中合わせの状態で出来事を制御します。

   The Internet to a considerable degree relies on the correct
   implementation of these algorithms in order to preserve network
   stability and avoid congestion collapse.  An attacker could cause TCP
   endpoints to respond more aggressively in the face of congestion by
   forging excessive duplicate acknowledgments or excessive
   acknowledgments for new data.  Conceivably, such an attack could
   drive a portion of the network into congestion collapse.

インターネットは、ネットワークの安定性を保存して、混雑崩壊を避けるためにかなりこれらのアルゴリズムの正しい実現に依存します。 攻撃者は新しいデータのための過度の写し承認か過度の承認を鍛造するのによる混雑に直面してTCP終点をより積極的に応じさせることができました。 多分、そのような攻撃は混雑崩壊にネットワークの一部を追い込むかもしれません。

6.  Changes Relative to RFC 2001

6. RFC2001に比例した変化

   This document has been extensively rewritten editorially and it is
   not feasible to itemize the list of changes between the two
   documents. The intention of this document is not to change any of the
   recommendations given in RFC 2001, but to further clarify cases that
   were not discussed in detail in 2001. Specifically, this document
   suggests what TCP connections should do after a relatively long idle
   period, as well as specifying and clarifying some of the issues
   pertaining to TCP ACK generation.  Finally, the allowable upper bound
   for the initial congestion window has also been raised from one to
   two segments.

このドキュメントは手広く社説で書き直されました、そして、2通のドキュメントの間の変化のリストを箇条書きするのは可能ではありません。 このドキュメントの意志はRFC2001で与えられた推薦のどれかを変えるのではなく、さらに2001年に詳細に議論しなかったケースをはっきりさせることです。 明確に、このドキュメントは、どんなTCP接続がTCP ACK世代に関係する問題のいくつかを指定して、はっきりさせることと同様に比較的長い活動していない期間の後にするべきであるかを示唆します。 また、最終的に、初期の混雑ウィンドウへの許容できる上限は高くしている1〜2つのセグメントです。

Acknowledgments

承認

   The four algorithms that are described were developed by Van
   Jacobson.

説明される4つのアルゴリズムがヴァン・ジェーコブソンによって開発されました。

   Some of the text from this document is taken from "TCP/IP
   Illustrated, Volume 1: The Protocols" by W. Richard Stevens
   (Addison-Wesley, 1994) and "TCP/IP Illustrated, Volume 2: The
   Implementation" by Gary R. Wright and W.  Richard Stevens (Addison-
   Wesley, 1995).  This material is used with the permission of
   Addison-Wesley.

「TCP/IPは例証して、ボリュームは1です」からこのドキュメントからのテキストのいくつかを取ります。 W.リチャード・スティーブンス(アディソン-ウエスリー、1994)が「プロトコル」と「TCP/IPは例証しました、そして、ボリュームは2です」。 ゲーリー・R.ライトとW.リチャード・スティーブンス(アディソン・ウエスリー、1995)が「実現。」 この材料はアディソン-ウエスリーの許可と共に使用されます。

Allman, et. al.             Standards Track                    [Page 10]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[10ページ]。

   Neal Cardwell, Sally Floyd, Craig Partridge and Joe Touch contributed
   a number of helpful suggestions.

ニール・カードウェル、サリー・フロイド、クレイグPartridge、およびジョーTouchは多くの役立つ提案を寄付しました。

References

参照

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[Pax97] パクソン、V.、「終わりから終わりへのインターネットパケット力学」、SIGCOMM97年、カンヌ(フランス)9月1997の議事

   [Pos81]  Postel, J., "Transmission Control Protocol", STD 7, RFC 793,
            September 1981.

[Pos81] ポステル、J.、「通信制御プロトコル」、STD7、RFC793、1981年9月。

   [Ste94]  Stevens, W., "TCP/IP Illustrated, Volume 1: The Protocols",
            Addison-Wesley, 1994.

w.[Ste94]スティーブンス、「TCP/IPは例証して、ボリュームは1です」。 「プロトコル」、アディソン-ウエスリー、1994。

   [Ste97]  Stevens, W., "TCP Slow Start, Congestion Avoidance, Fast
            Retransmit, and Fast Recovery Algorithms", RFC 2001, January
            1997.

[Ste97] スティーブンスと、W.と、「遅れた出発、輻輳回避が速く再送するTCP、および速い回復アルゴリズム」、RFC2001、1月1997日

   [WS95]   Wright, G. and W. Stevens, "TCP/IP Illustrated, Volume 2:
            The Implementation", Addison-Wesley, 1995.

[WS95] ライト、G.、およびW.スティーブンス、「TCP/IPは例証して、ボリュームは2です」。 「実現」、アディソン-ウエスリー、1995。

Allman, et. al.             Standards Track                    [Page 12]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[12ページ]。

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   Mark Allman
   NASA Glenn Research Center/Sterling Software
   Lewis Field
   21000 Brookpark Rd.  MS 54-2
   Cleveland, OH  44135
   216-433-6586

マークオールマンNASAグレンリサーチセンタ/英貨のSoftwareルイス分野21000Brookpark通り MS54-2クリーブランド(OH)44135 216-433-6586

   EMail: mallman@grc.nasa.gov
   http://roland.grc.nasa.gov/~mallman

メール: mallman@grc.nasa.gov http://roland.grc.nasa.gov/~mallman

   Vern Paxson
   ACIRI / ICSI
   1947 Center Street
   Suite 600
   Berkeley, CA 94704-1198

通りSuite600バークレー、バーンパクソンACIRI / ICSI1947センターカリフォルニア94704-1198

   Phone: +1 510/642-4274 x302
   EMail: vern@aciri.org

以下に電話をしてください。 +1 510/642-4274x302 EMail: vern@aciri.org

   W. Richard Stevens
   1202 E. Paseo del Zorro
   Tucson, AZ  85718
   520-297-9416

W.リチャード・スティーブンス1202・E.Paseo delゾロ・ツーソン、アリゾナ85718 520-297-9416

   EMail: rstevens@kohala.com
   http://www.kohala.com/~rstevens

メール: rstevens@kohala.com http://www.kohala.com/~rstevens

Allman, et. al.             Standards Track                    [Page 13]

RFC 2581                 TCP Congestion Control               April 1999

etオールマン、アル。 規格はTCP輻輳制御1999年4月にRFC2581を追跡します[13ページ]。

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etオールマン、アル。 標準化過程[14ページ]