RFC3782 日本語訳
3782 The NewReno Modification to TCP's Fast Recovery Algorithm. S.Floyd, T. Henderson, A. Gurtov. April 2004. (Format: TXT=49603 bytes) (Obsoletes RFC2582) (Status: PROPOSED STANDARD)
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英語原文
Network Working Group S. Floyd
Request for Comments: 3782 ICSI
Obsoletes: 2582 T. Henderson
Category: Standards Track Boeing
A. Gurtov
TeliaSonera
April 2004
コメントを求めるワーキンググループS.フロイド要求をネットワークでつないでください: 3782ICSIは以下を時代遅れにします。 2582年のT.ヘンダーソンカテゴリ: 標準化過程ボーイングA.Gurtov TeliaSonera2004年4月
The NewReno Modification to TCP's Fast Recovery Algorithm
TCPの速い回復アルゴリズムへのNewReno変更
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 (2004). All Rights Reserved.
Copyright(C)インターネット協会(2004)。 All rights reserved。
Abstract
要約
The purpose of this document is to advance NewReno TCP's Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms in RFC 2582 from Experimental to Standards Track status.
このドキュメントの目的はExperimentalからStandards Track状態までRFC2582のNewReno TCPのFast RetransmitとFast Recoveryアルゴリズムを進めることです。
The main change in this document relative to RFC 2582 is to specify the Careful variant of NewReno's Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms. The base algorithm described in RFC 2582 did not attempt to avoid unnecessary multiple Fast Retransmits that can occur after a timeout. However, RFC 2582 also defined "Careful" and "Less Careful" variants that avoid these unnecessary Fast Retransmits, and recommended the Careful variant. This document specifies the previously-named "Careful" variant as the basic version of NewReno TCP.
本書ではRFC2582に比例した主な変化はNewRenoのFast RetransmitとFast RecoveryアルゴリズムのCareful異形を指定することになっています。RFC2582で説明されたベースアルゴリズムは、タイムアウトの後に起こることができる不要な倍数Fast Retransmitsを避けるのを試みませんでした。 しかしながら、RFC2582はまた、これらの不要なFast Retransmitsを避ける「慎重で」「それほど慎重でない」異形を定義して、Careful異形を推薦しました。 このドキュメントはNewReno TCPの基本的なバージョンとして以前に命名された「慎重な」異形を指定します。
Floyd, et al. Standards Track [Page 1] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[1ページ]。
1. Introduction
1. 序論
For the typical implementation of the TCP Fast Recovery algorithm described in [RFC2581] (first implemented in the 1990 BSD Reno release, and referred to as the Reno algorithm in [FF96]), the TCP data sender only retransmits a packet after a retransmit timeout has occurred, or after three duplicate acknowledgements have arrived triggering the Fast Retransmit algorithm. A single retransmit timeout might result in the retransmission of several data packets, but each invocation of the Fast Retransmit algorithm in RFC 2581 leads to the retransmission of only a single data packet.
[RFC2581](最初に1990年のBSDリノリリースで実行されて、[FF96]にリノアルゴリズムと呼ばれる)で説明されたTCP Fast Recoveryアルゴリズムの典型的な実現のために、aが起こったか、または承認が到着するようにする3写しの後にFast Retransmitアルゴリズムの引き金となるタイムアウトを再送した後にTCPデータ送付者はパケットを再送するだけです。 シングルはいくつかのデータ・パケットの「再-トランスミッション」でタイムアウト力の結果を再送しますが、RFC2581のFast Retransmitアルゴリズムの各実施は単一のデータ・パケットだけの「再-トランスミッション」に通じます。
Problems can arise, therefore, when multiple packets are dropped from a single window of data and the Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms are invoked. In this case, if the SACK option is available, the TCP sender has the information to make intelligent decisions about which packets to retransmit and which packets not to retransmit during Fast Recovery. This document applies only for TCP connections that are unable to use the TCP Selective Acknowledgement (SACK) option, either because the option is not locally supported or because the TCP peer did not indicate a willingness to use SACK.
したがって、複数のパケットがデータとFast Retransmitの単一の窓から落とされて、Fast Recoveryアルゴリズムが呼び出されるとき、問題は起こることができます。 この場合、SACKオプションが利用可能であるなら、TCP送付者にはどのパケットを再送するか、そして、Fast Recoveryの間どのパケットは再送したらよくないかに関する知的な決定をする情報があります。 このドキュメントはTCP Selective Acknowledgement(SACK)オプションを使用できないTCP接続だけに申し込みます、オプションが局所的にサポートされなかったか、またはTCP同輩がSACKを使用する意欲を示さなかったので。
In the absence of SACK, there is little information available to the TCP sender in making retransmission decisions during Fast Recovery. From the three duplicate acknowledgements, the sender infers a packet loss, and retransmits the indicated packet. After this, the data sender could receive additional duplicate acknowledgements, as the data receiver acknowledges additional data packets that were already in flight when the sender entered Fast Retransmit.
SACKが不在のとき、Fast Recoveryの間、「再-トランスミッション」決定をするのにおいてTCP送付者にとって、利用可能な情報がほとんどありません。 3つの写し承認から、送付者は、パケット損失を推論して、示されたパケットを再送します。 この後、データ送付者は追加写し承認を受けることができて、データ受信装置が承認するように送付者であるときに既に飛行であった追加データ・パケットはFast Retransmitに入りました。
In the case of multiple packets dropped from a single window of data, the first new information available to the sender comes when the sender receives an acknowledgement for the retransmitted packet (that is, the packet retransmitted when Fast Retransmit was first entered). If there is a single packet drop and no reordering, then the acknowledgement for this packet will acknowledge all of the packets transmitted before Fast Retransmit was entered. However, if there are multiple packet drops, then the acknowledgement for the retransmitted packet will acknowledge some but not all of the packets transmitted before the Fast Retransmit. We call this acknowledgement a partial acknowledgment.
データの単一の窓から落とされた複数のパケットのケースでは、送付者が再送されたパケットのための承認を受けるとき(Fast Retransmitが最初に入られたとき、すなわち、パケットは再送されました)、送付者にとって、利用可能な最初の新情報は来ます。 1パケット滴にもかかわらず、再命令してはいけないと、このパケットのための承認はFast Retransmitが入られる前に伝えられたパケットのすべてを承認するでしょう。 しかしながら、複数のパケット滴があると、再送されたパケットのための承認はすべてではなく、Fast Retransmitの前に伝えられたパケットのいくつかを承認するでしょう。 私たちは、この承認を部分的な承認と呼びます。
Along with several other suggestions, [Hoe95] suggested that during Fast Recovery the TCP data sender responds to a partial acknowledgment by inferring that the next in-sequence packet has been lost, and retransmitting that packet. This document describes a modification to the Fast Recovery algorithm in RFC 2581 that incorporates a response to partial acknowledgements received during
他のいくつかの提案と共に、[Hoe95]は、Fast Recoveryの間系列の次のパケットが失われていて、そのパケットを再送していると推論することによってTCPデータ送付者が部分的な承認に応じるのを示しました。 このドキュメントは受け取られていた状態で部分的な承認への応答を取り入れるRFC2581のFast Recoveryアルゴリズムに変更を説明します。
Floyd, et al. Standards Track [Page 2] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[2ページ]。
Fast Recovery. We call this modified Fast Recovery algorithm NewReno, because it is a slight but significant variation of the basic Reno algorithm in RFC 2581. This document does not discuss the other suggestions in [Hoe95] and [Hoe96], such as a change to the ssthresh parameter during Slow-Start, or the proposal to send a new packet for every two duplicate acknowledgements during Fast Recovery. The version of NewReno in this document also draws on other discussions of NewReno in the literature [LM97, Hen98].
速い回復。 私たちは、この変更されたFast RecoveryアルゴリズムをNewRenoと呼びます、それがRFC2581の、基本的なリノアルゴリズムのわずかな、しかし、重要な変化であるので。 このドキュメントは[Hoe95]と[Hoe96]での他の提案について議論しません、Slow-始めの間のssthreshパラメタ、または2つの写し承認毎のためにFast Recoveryの間に新しいパケットを送るという提案への変化のように。 また、NewRenoのバージョンは本書では文学[LM97、Hen98]における、NewRenoの他の議論を利用します。
We do not claim that the NewReno version of Fast Recovery described here is an optimal modification of Fast Recovery for responding to partial acknowledgements, for TCP connections that are unable to use SACK. Based on our experiences with the NewReno modification in the NS simulator [NS] and with numerous implementations of NewReno, we believe that this modification improves the performance of the Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms in a wide variety of scenarios.
私たちは、ここで説明されたFast RecoveryのNewRenoバージョンが部分的な承認に応じるためのFast Recoveryの最適の変更であると主張しません、SACKを使用できないTCP接続のために。 NSシミュレータ[NS]でのNewReno変更とNewRenoの頻繁な実現の私たちの経験に基づいて、私たちは、この変更がさまざまなシナリオにおける、Fast RetransmitとFast Recoveryアルゴリズムの性能を向上させると信じています。
2. Terminology and Definitions
2. 用語と定義
In this document, the key words "MUST", "MUST NOT", "REQUIRED", "SHALL", "SHALL NOT", "SHOULD", "SHOULD NOT", "RECOMMENDED", "MAY", and "OPTIONAL" are to be interpreted as described in BCP 14, RFC 2119 [RFC2119]. This RFC indicates requirement levels for compliant TCP implementations implementing the NewReno Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms described in this document.
本書では、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BCP14RFC2119[RFC2119]で説明されるように解釈されることであるべきです。 このRFCはアルゴリズムが本書では説明したNewReno Fast RetransmitとFast Recoveryを実行する対応するTCP実現のために要件レベルを示します。
This document assumes that the reader is familiar with the terms SENDER MAXIMUM SEGMENT SIZE (SMSS), CONGESTION WINDOW (cwnd), and FLIGHT SIZE (FlightSize) defined in [RFC2581]. FLIGHT SIZE is defined as in [RFC2581] as follows:
このドキュメントは、読者がSENDER MAXIMUM SEGMENT SIZE(SMSS)、CONGESTION WINDOW(cwnd)、およびFLIGHT SIZE(FlightSize)が[RFC2581]で定義した用語に詳しいと仮定します。 FLIGHT SIZEは以下の[RFC2581]で定義されます:
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. The Fast Retransmit and Fast Recovery Algorithms in NewReno
3. 断食が再送される、NewRenoの速い回復アルゴリズム
The standard implementation of the Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms is given in [RFC2581]. This section specifies the basic NewReno algorithm. Sections 4 through 6 describe some optional variants, and the motivations behind them, that an implementor may want to consider when tuning performance for certain network scenarios. Sections 7 and 8 provide some guidance to implementors based on experience with NewReno implementations.
[RFC2581]でFast RetransmitとFast Recoveryアルゴリズムの標準の実現を与えます。 このセクションは基本的なNewRenoアルゴリズムを指定します。 セクション4〜6はそれらの後ろでいくつかの随意変異音、および動機について説明して、作成者は、あるネットワークシナリオのために性能を調整すると考えたがっているかもしれません。 セクション7と8はNewReno実現の経験に基づく作成者に何らかの指導を提供します。
The NewReno modification concerns the Fast Recovery procedure that begins when three duplicate ACKs are received and ends when either a retransmission timeout occurs or an ACK arrives that acknowledges all
すべてを承認する変更が到着するのが3写しACKsが受け取られているとき始まるFast Recovery手順と再送タイムアウトが起こる終わりかACKに関係があるNewReno
Floyd, et al. Standards Track [Page 3] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[3ページ]。
of the data up to and including the data that was outstanding when the Fast Recovery procedure began.
データを含めたデータでは、Fast Recovery手順が始まったとき、それは傑出していました。
The NewReno algorithm specified in this document differs from the implementation in [RFC2581] in the introduction of the variable "recover" in step 1, in the response to a partial or new acknowledgement in step 5, and in modifications to step 1 and the addition of step 6 for avoiding multiple Fast Retransmits caused by the retransmission of packets already received by the receiver.
本書では指定されたNewRenoアルゴリズムは[RFC2581]でステップ5、および受信機によって受けられたパケットの再送によって既に引き起こされた複数のFast Retransmitsを避けるためのステップ6のステップ1と添加への変更において実現とステップ1における可変「回復してください」の導入、部分的であるか新しい承認への応答で異なっています。
The algorithm specified in this document uses a variable "recover", whose initial value is the initial send sequence number.
本書では指定されたアルゴリズムは可変「回復」を使用して、だれの初期の値が初期であるかは一連番号を送ります。
1) Three duplicate ACKs:
When the third duplicate ACK is received and the sender is not
already in the Fast Recovery procedure, check to see if the
Cumulative Acknowledgement field covers more than "recover". If
so, go to Step 1A. Otherwise, go to Step 1B.
1) 3はACKsをコピーします: 第3写しACKが受け取られていて、送付者がFast Recovery手順に既にないとき、チェックして、Cumulative Acknowledgement分野が「回復してください」以上を含むかどうか確認してください。 そうだとすれば、Step 1Aに行ってください。 さもなければ、Step 1Bに行ってください。
1A) Invoking Fast Retransmit:
If so, then set ssthresh to no more than the value given in
equation 1 below. (This is equation 3 from [RFC2581]).
1A) 速く呼び出して、再送してください: そうだとすれば、方程式1で以下に与えられた値だけへのssthreshはその時、セットしました。 (これは[RFC2581]からの方程式3です。)
ssthresh = max (FlightSize / 2, 2*SMSS) (1)
ssthresh=最大(FlightSize / 2、2*SMSS)(1)
In addition, record the highest sequence number transmitted in
the variable "recover", and go to Step 2.
添加、最も高い一連番号が変数で伝えた記録では、「回復してください」、Step2に行ってください。
1B) Not invoking Fast Retransmit:
Do not enter the Fast Retransmit and Fast Recovery procedure. In
particular, do not change ssthresh, do not go to Step 2 to
retransmit the "lost" segment, and do not execute Step 3 upon
subsequent duplicate ACKs.
1B) Fast Retransmitを呼び出しません: Fast RetransmitとFast Recovery手順を入れないでください。 特に、ssthreshを変えないでください、そして、「無くなっている」セグメントを再送しにStep2に行かないでください、そして、その後の写しACKsのStep3を実行しないでください。
2) Entering Fast Retransmit:
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 the receiver
has buffered.
2) 速く入って、再送してください: 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。 ネットワークを出た(3)と受信機がバッファリングしたセグメントの数に応じて、これは人工的に混雑ウィンドウを「ふくらませます」。
3) Fast Recovery:
For each additional duplicate ACK received while in Fast
Recovery, increment cwnd by SMSS. This artificially inflates the
congestion window in order to reflect the additional segment that
has left the network.
3) 速い回復: Fast Recoveryにある間に受け取られたそれぞれの追加写しACKに関しては、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。
Floyd, et al. Standards Track [Page 4] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[4ページ]。
4) Fast Recovery, continued:
Transmit a segment, if allowed by the new value of cwnd and the
receiver's advertised window.
4) 速いRecoveryであって、続けられる: 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 an ACK arrives that acknowledges new data, this ACK could be
the acknowledgment elicited by the retransmission from step 2, or
elicited by a later retransmission.
5) 新しいデータを承認するACKが到着するとき、このACKは「再-トランスミッション」によってステップ2から引き出されるか、または後の「再-トランスミッション」によって引き出された承認であるかもしれません。
Full acknowledgements:
If this ACK acknowledges all of the data up to and including
"recover", then the ACK acknowledges all the intermediate
segments sent between the original transmission of the lost
segment and the receipt of the third duplicate ACK. Set cwnd to
either (1) min (ssthresh, FlightSize + SMSS) or (2) ssthresh,
where ssthresh is the value set in step 1; this is termed
"deflating" the window. (We note that "FlightSize" in step 1
referred to the amount of data outstanding in step 1, when Fast
Recovery was entered, while "FlightSize" in step 5 refers to the
amount of data outstanding in step 5, when Fast Recovery is
exited.) If the second option is selected, the implementation is
encouraged to take measures to avoid a possible burst of data, in
case the amount of data outstanding in the network is much less
than the new congestion window allows. A simple mechanism is to
limit the number of data packets that can be sent in response to
a single acknowledgement; this is known as "maxburst_" in the NS
simulator. Exit the Fast Recovery procedure.
完全な承認: このACKが「回復してください」を含めてデータのすべてを承認するなら、ACKは、無くなっているセグメントのオリジナルの送信と3の番目ものの受領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ます。 (1)分(ssthresh、FlightSize+SMSS)か(2)ssthreshのどちらかにcwndを設定してください。(そこでは、ssthreshがステップ1で選択値群です)。 これは窓が「空気を抜く」であると呼ばれます。 (私たちは、ステップ1における"FlightSize"がステップ1への未払いのデータ量を示したことに注意します、Fast Recoveryが入られたとき、ステップ5における"FlightSize"はステップ5への未払いのデータ量を示しますが、Fast Recoveryが出られるとき。) 2番目のオプションが選択されるなら、実現がデータの可能な炸裂を避ける対策を実施するよう奨励されます、ネットワークへの未払いのデータ量が新しい混雑ウィンドウが許容するよりはるかに少ないといけないので。 簡単なメカニズムはただ一つの承認に対応して送ることができるデータ・パケットの数を制限することです。 これは「maxburst_」としてNSシミュレータで知られています。 Fast Recovery手順を出てください。
Partial acknowledgements:
If this ACK does *not* acknowledge all of the data up to and
including "recover", then this is a partial ACK. In this case,
retransmit the first unacknowledged segment. Deflate the
congestion window by the amount of new data acknowledged by the
cumulative acknowledgement field. If the partial ACK
acknowledges at least one SMSS of new data, then add back SMSS
bytes to the congestion window. As in Step 3, this artificially
inflates the congestion window in order to reflect the additional
segment that has left the network. Send a new segment if
permitted by the new value of cwnd. This "partial window
deflation" attempts to ensure that, when Fast Recovery eventually
ends, approximately ssthresh amount of data will be outstanding
in the network. Do not exit the Fast Recovery procedure (i.e.,
if any duplicate ACKs subsequently arrive, execute Steps 3 and 4
above).
部分的な承認: このACKが「回復してください」を含めて*でないのが承認する*にデータのすべてをするなら、これは部分的なACKです。 この場合、最初の不承認のセグメントを再送してください。 累積している承認分野によって承認された新しいデータの量に応じて、混雑ウィンドウに空気を抜かせてください。 部分的なACKが新しいデータの少なくとも1SMSSを承認するなら、逆SMSSバイトを混雑ウィンドウに加えてください。 Step3のように、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。 cwndの新しい値によって受入れられるなら、新しいセグメントを送ってください。 この「部分的な窓のデフレ」は、Fast Recoveryが結局終わるとき、ssthreshおよそデータ量がネットワークに傑出するようになるのを保証するのを試みます。 Fast Recovery手順を出ないでください(すなわち、どれか写しACKsが次に到着するなら、上のSteps3と4を実行してください)。
For the first partial ACK that arrives during Fast Recovery, also
reset the retransmit timer. Timer management is discussed in
more detail in Section 4.
また、Fast Recoveryの間に到着する最初の部分的なACKに関しては、再送信タイマをリセットしてください。 さらに詳細にセクション4でタイマ管理について議論します。
Floyd, et al. Standards Track [Page 5] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[5ページ]。
6) Retransmit timeouts:
After a retransmit timeout, record the highest sequence number
transmitted in the variable "recover" and exit the Fast Recovery
procedure if applicable.
6) タイムアウトを再送してください: aの後に、タイムアウトを再送してください、そして、可変「回復」で伝えられる中で最も高い一連番号を記録してください、そして、適切であるなら、Fast Recovery手順を出てください。
Step 1 specifies a check that the Cumulative Acknowledgement field covers more than "recover". Because the acknowledgement field contains the sequence number that the sender next expects to receive, the acknowledgement "ack_number" covers more than "recover" when:
ステップ1は「回復する」よりCumulative Acknowledgement分野がさらにカバーするチェックを指定します。 承認分野が次の送付者が受けると予想する一連番号を含んでいるので、承認「ack_数」はいつを「回復するか」より以上を覆っています:
ack_number - 1 > recover;
ack_数--1 >は回収されます。
i.e., at least one byte more of data is acknowledged beyond the highest byte that was outstanding when Fast Retransmit was last entered.
すなわち、少なくとももうひとつのバイトのデータはFast Retransmitが最後に入られたとき傑出している最も高いバイトを超えて承認されます。
Note that in Step 5, the congestion window is deflated after a partial acknowledgement is received. The congestion window was likely to have been inflated considerably when the partial acknowledgement was received. In addition, depending on the original pattern of packet losses, the partial acknowledgement might acknowledge nearly a window of data. In this case, if the congestion window was not deflated, the data sender might be able to send nearly a window of data back-to-back.
Step5でそれに注意してください、そして、部分的な承認が受け取られていた後に混雑ウィンドウに空気を抜かせます。 部分的な承認を受けたとき、混雑ウィンドウはかなりふくらませそうでした。 さらに、パケット損失のオリジナルのパターンによって、部分的な承認はほとんどデータの窓を承認するかもしれません。 この場合、混雑ウィンドウが空気を抜かれないなら、データ送付者は背中合わせにほとんどデータの窓を送ることができるでしょうに。
This document does not specify the sender's response to duplicate ACKs when the Fast Retransmit/Fast Recovery algorithm is not invoked. This is addressed in other documents, such as those describing the Limited Transmit procedure [RFC3042]. This document also does not address issues of adjusting the duplicate acknowledgement threshold, but assumes the threshold specified in the IETF standards; the current standard is RFC 2581, which specifies a threshold of three duplicate acknowledgements.
このドキュメントは、Fast Retransmit/速いRecoveryアルゴリズムが呼び出されないとき、ACKsをコピーするために送付者の応答を指定しません。 これは株式会社Transmit手順[RFC3042]について説明するものなどの他のドキュメントに記述されます。 このドキュメントは、また、写し承認敷居を調整する問題を記述しませんが、IETF規格で指定された敷居を仮定します。 現在の規格はRFC2581です。(そのRFCは3つの写し承認の敷居を指定します)。
As a final note, we would observe that in the absence of the SACK option, the data sender is working from limited information. When the issue of recovery from multiple dropped packets from a single window of data is of particular importance, the best alternative would be to use the SACK option.
最後通達として、私たちは、SACKオプションがないときデータ送付者が限られた情報から働いているのを観測するでしょう。 データの単一の窓からの複数の低下しているパケットからの回復の問題が特別に重要であるときに、最も良い代替手段はSACKオプションを使用するだろうことです。
4. Resetting the Retransmit Timer in Response to Partial
Acknowledgements
4. 部分的な承認に対応して再送信タイマをリセットします。
One possible variant to the response to partial acknowledgements specified in Section 3 concerns when to reset the retransmit timer after a partial acknowledgement. The algorithm in Section 3, Step 5, resets the retransmit timer only after the first partial ACK. In this case, if a large number of packets were dropped from a window of
部分的な承認への応答への1つの可能な異形が、セクション3関心で部分的な承認の後にいつ再送信タイマをリセットするかを指定しました。 セクション3のアルゴリズム(Step5)は最初の部分的なACKの後にだけ再送信タイマをリセットします。 この場合、パケットは多くなら窓から落とされました。
Floyd, et al. Standards Track [Page 6] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[6ページ]。
data, the TCP data sender's retransmit timer will ultimately expire, and the TCP data sender will invoke Slow-Start. (This is illustrated on page 12 of [F98].) We call this the Impatient variant of NewReno. We note that the Impatient variant in Section 3 doesn't follow the recommended algorithm in RFC 2988 of restarting the retransmit timer after every packet transmission or retransmission [RFC2988, Step 5.1].
データであり、TCPデータ送付者の再送信タイマは結局呼吸が絶えるでしょう、そして、TCPデータ送付者はSlow-始めを呼び出すでしょう。 (これは12[F98]ページで例証されます。) 私たちは、これをNewRenoのImpatient異形と呼びます。 私たちは、セクション3におけるImpatient異形があらゆるパケット伝送か「再-トランスミッション」[RFC2988、Step5.1]の後に再送信タイマを再開するRFC2988年にお勧めのアルゴリズムに従うというわけではないことに注意します。
In contrast, the NewReno simulations in [FF96] illustrate the algorithm described above with the modification that the retransmit timer is reset after each partial acknowledgement. We call this the Slow-but-Steady variant of NewReno. In this case, for a window with a large number of packet drops, the TCP data sender retransmits at most one packet per roundtrip time. (This behavior is illustrated in the New-Reno TCP simulation of Figure 5 in [FF96], and on page 11 of [F98]).
再送信タイマは変更ですが、それぞれの部分的な承認の後にリセットされて、対照的に、[FF96]でのNewRenoシミュレーションは上で説明されたアルゴリズムに入れます。 私たちは、これをNewRenoのSlowの、しかし、安定した異形と呼びます。 この場合、多くのパケット滴がある窓に関して、TCPデータ送付者は往復の時間あたり1つのパケットを高々再送します。 (この振舞いは[FF96]での図5のNew-リノTCPシミュレーションと、11[F98]ページの上で例証されます。)
When N packets have been dropped from a window of data for a large value of N, the Slow-but-Steady variant can remain in Fast Recovery for N round-trip times, retransmitting one more dropped packet each round-trip time; for these scenarios, the Impatient variant gives a faster recovery and better performance. The tests "ns test-suite- newreno.tcl impatient1" and "ns test-suite-newreno.tcl slow1" in the NS simulator illustrate such a scenario, where the Impatient variant performs better than the Slow-but-Steady variant. The Impatient variant can be particularly important for TCP connections with large congestion windows, as illustrated by the tests "ns test-suite- newreno.tcl impatient4" and "ns test-suite-newreno.tcl slow4" in the NS simulator.
NパケットがNの大きい値のためのデータの窓から落とされたとき、Slowの、しかし、安定した異形は往復のN倍Fast Recoveryに残ることができます、往復の毎回もうひとつの低下しているパケットを再送して。 これらのシナリオのために、Impatient異形は、より速い回復と、より良い性能を与えます。 テスト、「ナノ秒試スイートnewreno.tcl impatient1"と「NSシミュレータのナノ秒試しにスイートnewreno.tcl slow1"はそのようなシナリオを例証します」。(そこでは、Impatient異形がSlowにもかかわらず、台の異形よりよく働きます)。 大きい混雑ウィンドウとのTCP接続には、Impatient異形は特に重要である場合があります、テストで例証されるように「ナノ秒試スイートnewreno.tcl impatient4"と「NSのナノ秒試しにスイートnewreno.tcl slow4"シミュレータ。」
One can also construct scenarios where the Slow-but-Steady variant gives better performance than the Impatient variant. As an example, this occurs when only a small number of packets are dropped, the RTO is sufficiently small that the retransmit timer expires, and performance would have been better without a retransmit timeout. The tests "ns test-suite-newreno.tcl impatient2" and "ns test-suite- newreno.tcl slow2" in the NS simulator illustrate such a scenario.
また、1つはSlowの、しかし、安定した異形がImpatient異形より良い性能を与えるシナリオを構成できます。 例として、少ない数のパケットだけが落とされるこれは起こって、RTOは十分小さいです。再送信タイマが期限が切れて、性能がaなしで、より良いだろうというのがタイムアウトを再送します。 テスト、「ナノ秒試しにスイートnewreno.tcl impatient2"と「NSシミュレータのナノ秒試スイートnewreno.tcl slow2"はそのようなシナリオを例証します」。
The Slow-but-Steady variant can also achieve higher goodput than the Impatient variant, by avoiding unnecessary retransmissions. This could be of special interest for cellular links, where every transmission costs battery power and money. The tests "ns test- suite-newreno.tcl impatient3" and "ns test-suite-newreno.tcl slow3" in the NS simulator illustrate such a scenario. The Slow-but-Steady variant can also be more robust to delay variation in the network, where a delay spike might force the Impatient variant into a timeout and go-back-N recovery.
また、Slowの、しかし、安定した異形は、不要な「再-トランスミッション」を避けることによって、Impatient異形より高いgoodputを達成できます。 これはセルリンクに関して特別におもしろいかもしれません。そこでは、あらゆるトランスミッションが電池残量とお金がかかります。 テスト、「ナノ秒試しにスイートnewreno.tcl impatient3"と「NSシミュレータのナノ秒試しにスイートnewreno.tcl slow3"はそのようなシナリオを例証します」。 また、Slowの、しかし、安定した異形は、より遅れスパイクがImpatient異形をタイムアウトに力づくで押すかもしれないネットワークの変化を遅らせるために強健でNを支持しに行っている回復であるかもしれません。
Floyd, et al. Standards Track [Page 7] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[7ページ]。
Neither of the two variants discussed above are optimal. Our recommendation is for the Impatient variant, as specified in Section 3 of this document, because of the poor performance of the Slow-but- Steady variant for TCP connections with large congestion windows.
上で議論した2つの異形のどちらも最適ではありません。 私たちの推薦はImpatient異形のためのものです、このドキュメントのセクション3で指定されるように、大きい混雑ウィンドウとのTCP接続において、Slowだけ安定した異形の不十分な性能のために。
One possibility for a more optimal algorithm would be one that recovered from multiple packet drops as quickly as does slow-start, while resetting the retransmit timers after each partial acknowledgement, as described in the section below. We note, however, that there is a limitation to the potential performance in this case in the absence of the SACK option.
より最適のアルゴリズムは複数のパケットから回復したものでしょう、したがって、1つの可能性が同じくらいはやくそれぞれ後に再送信タイマをリセットしている間の遅れた出発での部分的な承認を落とします、下のセクションで説明されるように。 しかしながら、私たちは、潜在的性能への制限がこの場合SACKオプションがないときあることに注意します。
5. Retransmissions after a Partial Acknowledgement
5. 部分的な承認の後のRetransmissions
One possible variant to the response to partial acknowledgements specified in Section 3 would be to retransmit more than one packet after each partial acknowledgement, and to reset the retransmit timer after each retransmission. The algorithm specified in Section 3 retransmits a single packet after each partial acknowledgement. This is the most conservative alternative, in that it is the least likely to result in an unnecessarily-retransmitted packet. A variant that would recover faster from a window with many packet drops would be to effectively Slow-Start, retransmitting two packets after each partial acknowledgement. Such an approach would take less than N roundtrip times to recover from N losses [Hoe96]. However, in the absence of SACK, recovering as quickly as slow-start introduces the likelihood of unnecessarily retransmitting packets, and this could significantly complicate the recovery mechanisms.
セクション3で指定された部分的な承認への応答への1つの可能な異形が、それぞれの部分的な承認の後に1つ以上のパケットを再送して、各「再-トランスミッション」の後に再送信タイマをリセットすることになっているでしょう。 セクション3で指定されたアルゴリズムはそれぞれの部分的な承認の後に単一のパケットを再送します。 それが不必要に再送されたパケットを最ももたらしそうにないので、これは最も保守的な代替手段です。 事実上Slow-始めには多くのパケット滴で窓から、より速く回復する異形があるでしょう、それぞれの部分的な承認の後に2つのパケットを再送して。 そのようなアプローチは、N損失[Hoe96]から回復するために往復のN倍取るでしょう。 しかしながら、SACKが不在のとき遅れた出発が不必要にパケット、およびこれを再送するという見込みを導入するのと同じくらいはやく回復するのは回収機構をかなり複雑にするかもしれません。
We note that the response to partial acknowledgements specified in Section 3 of this document and in RFC 2582 differs from the response in [FF96], even though both approaches only retransmit one packet in response to a partial acknowledgement. Step 5 of Section 3 specifies that the TCP sender responds to a partial ACK by deflating the congestion window by the amount of new data acknowledged, adding back SMSS bytes if the partial ACK acknowledges at least SMSS bytes of new data, and sending a new segment if permitted by the new value of cwnd. Thus, only one previously-sent packet is retransmitted in response to each partial acknowledgement, but additional new packets might be transmitted as well, depending on the amount of new data acknowledged by the partial acknowledgement. In contrast, the variant of NewReno illustrated in [FF96] simply set the congestion window to ssthresh when a partial acknowledgement was received. The approach in [FF96] is more conservative, and does not attempt to accurately track the actual number of outstanding packets after a partial acknowledgement is received. While either of these approaches gives acceptable performance, the variant specified in Section 3 recovers more smoothly when multiple packets are dropped
私たちは、このドキュメントのセクション3とRFC2582で指定された部分的な承認への応答が[FF96]で応答と異なっていることに注意します、両方のアプローチは部分的な承認に対応して1つのパケットしか再送しませんが。 セクション3のステップ5は、TCP送付者が部分的なACKが少なくともSMSSバイトの新しいデータを承認するなら逆SMSSバイトを加えて、cwndの新しい値によって受入れられるなら新しいセグメントを送って、承認された新しいデータの量に応じて混雑ウィンドウに空気を抜かせることによって部分的なACKに応じると指定します。 1つの以前に送られたパケットだけがそれぞれの部分的な承認に対応して再送されますが、また、追加新しいパケットは伝えられるかもしれません、部分的な承認で承認された新しいデータの量によって。 部分的な承認を受けたとき、対照的に、[FF96]で単に例証されたNewRenoの異形は混雑ウィンドウをssthreshに設定しました。 [FF96]でのアプローチは、より保守的であり、部分的な承認が受け取られていた後に正確に傑出しているパケットの実数を追跡するのを試みません。 これらのアプローチのどちらかが許容性能を与えますが、複数のパケットが落とされるとき、セクション3で指定された異形は、よりスムーズに回復します。
Floyd, et al. Standards Track [Page 8] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[8ページ]。
from a window of data. (The [FF96] behavior can be seen in the NS simulator by setting the variable "partial_window_deflation_" for "Agent/TCP/Newreno" to 0; the behavior specified in Section 3 is achieved by setting "partial_window_deflation_" to 1.)
データの窓から。 (可変「部分的な_窓_デフレ_」を「エージェント/TCP/Newreno」に設定することによって、NSシミュレータの[FF96]の振舞いを0まで見られることができます; セクション3で指定された振舞いは「部分的な_窓_デフレ_」を1に設定することによって、達成されます。)
6. Avoiding Multiple Fast Retransmits
6. 速く倍数を避けるのは再送されます。
This section describes the motivation for the sender's state variable "recover", and discusses possible heuristics for distinguishing between a retransmitted packet that was dropped, and three duplicate acknowledgements from the unnecessary retransmission of three packets.
このセクションは州の変数が落とされた再送されたパケットを見分けながら可能な発見的教授法を「回復し」て、議論する送付者のものに関する動機について説明します、そして、3は3つのパケットの不要な「再-トランスミッション」から承認をコピーします。
In the absence of the SACK option or timestamps, a duplicate acknowledgement carries no information to identify the data packet or packets at the TCP data receiver that triggered that duplicate acknowledgement. In this case, the TCP data sender is unable to distinguish between a duplicate acknowledgement that results from a lost or delayed data packet, and a duplicate acknowledgement that results from the sender's unnecessary retransmission of a data packet that had already been received at the TCP data receiver. Because of this, with the Retransmit and Fast Recovery algorithms in Reno TCP, multiple segment losses from a single window of data can sometimes result in unnecessary multiple Fast Retransmits (and multiple reductions of the congestion window) [F94].
SACKオプションかタイムスタンプがないとき、写し承認がデータ・パケットを特定するために情報を全く運ばないか、またはそれの引き金となったTCPデータ受信装置のパケットは承認をコピーします。 この場合、TCPデータ送付者は無くなっているか遅れたデータ・パケットから生じる写し承認、および送付者のTCPデータ受信装置に既に受け取られたデータ・パケットの不要な「再-トランスミッション」から生じる写し承認を見分けることができません; RetransmitがあるこれとリノTCPのFast Recoveryアルゴリズムのために、データの単一の窓からの複数のセグメントの損失が時々不要な複数のFast Retransmits(そして、混雑ウィンドウの複数の減少)F94をもたらすことができます。
With the Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms in Reno TCP, the performance problems caused by multiple Fast Retransmits are relatively minor compared to the potential problems with Tahoe TCP, which does not implement Fast Recovery. Nevertheless, unnecessary Fast Retransmits can occur with Reno TCP unless some explicit mechanism is added to avoid this, such as the use of the "recover" variable. (This modification is called "bugfix" in [F98], and is illustrated on pages 7 and 9 of that document. Unnecessary Fast Retransmits for Reno without "bugfix" is illustrated on page 6 of [F98].)
Fast RetransmitとFast RecoveryアルゴリズムがリノTCPにある状態で、Fast Recoveryを実行しないタホTCPの潜在的な問題と比べて、複数のFast Retransmitsによって引き起こされた性能問題は比較的小さい方です。 それにもかかわらず、何らかの明白なメカニズムがこれを避けるために加えられない場合、不要なFast RetransmitsはリノTCPと共に起こることができます、「回復してください」という変数の使用などのように。 (この変更は、[F98]に"bugfix"と呼ばれて、7とその9通のドキュメントページの上に例証されます。 "bugfix"のないリノへの不要なFast Retransmitsは6[F98]ページで例証されます。)
Section 3 of [RFC2582] defined a default variant of NewReno TCP that did not use the variable "recover", and did not check if duplicate ACKs cover the variable "recover" before invoking Fast Retransmit. With this default variant from RFC 2582, the problem of multiple Fast Retransmits from a single window of data can occur after a Retransmit Timeout (as in page 8 of [F98]) or in scenarios with reordering (as in the validation test "./test-all-newreno newreno5_noBF" in directory "tcl/test" of the NS simulator. This gives performance similar to that on page 8 of [F03].) RFC 2582 also defined Careful and Less Careful variants of the NewReno algorithm, and recommended the Careful variant.
写しACKsがFast Retransmitを呼び出す前の可変「回復してください」を覆っているなら、[RFC2582]のセクション3は変数が「回復し」て、チェックしない使用ではなく、それがしたNewReno TCPのデフォルト異形を定義しました。 RFC2582からのこのデフォルト異形、データの単一の窓からのFast RetransmitsがRetransmit Timeout(8[F98]ページのように)かシナリオに再命令で起こることができる倍数の問題で(NSシミュレータのディレクトリ「tcl/テスト」で「合法化テスト」 . /試しにオールnewreno newreno5_noBFのように」。 これは8[F03]ページでそれと同様に性能を与えます。) RFC2582はまた、NewRenoアルゴリズムのCarefulとLess Careful異形を定義して、Careful異形を推薦しました。
Floyd, et al. Standards Track [Page 9] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[9ページ]。
The algorithm specified in Section 3 of this document corresponds to the Careful variant of NewReno TCP from RFC 2582, and eliminates the problem of multiple Fast Retransmits. This algorithm uses the variable "recover", whose initial value is the initial send sequence number. After each retransmit timeout, the highest sequence number transmitted so far is recorded in the variable "recover".
このドキュメントのセクション3で指定されたアルゴリズムは、RFC2582からNewReno TCPのCareful異形に対応している、複数のFast Retransmitsの問題を解決します。 このアルゴリズムは可変「回復」を使用して、だれの初期の値が初期であるかは一連番号を送ります。 それぞれ後に、タイムアウトを再送してください、そして、今までのところ伝えられている中で最も高い一連番号は「回復してください」という変数に記録されて、ことです。
If, after a retransmit timeout, the TCP data sender retransmits three consecutive packets that have already been received by the data receiver, then the TCP data sender will receive three duplicate acknowledgements that do not cover more than "recover". In this case, the duplicate acknowledgements are not an indication of a new instance of congestion. They are simply an indication that the sender has unnecessarily retransmitted at least three packets.
aがタイムアウトを再送した後にTCPデータ送付者がデータ受信装置によって既に受け取られた3つの連続したパケットを再送すると、TCPデータ送付者は「回復してください」以上を覆わない3つの写し承認を受けるでしょう。 この場合、写し承認は混雑の新しい例のしるしではありません。 それらは単に送付者が不必要に少なくとも3つのパケットを再送したという指示です。
However, when a retransmitted packet is itself dropped, the sender can also receive three duplicate acknowledgements that do not cover more than "recover". In this case, the sender would have been better off if it had initiated Fast Retransmit. For a TCP that implements the algorithm specified in Section 3 of this document, the sender does not infer a packet drop from duplicate acknowledgements in this scenario. As always, the retransmit timer is the backup mechanism for inferring packet loss in this case.
しかしながら、再送されたパケットが落とされるとき、また、送付者は「回復してください」以上を覆わない3つの写し承認を受けることができます。 この場合、Fast Retransmitを開始したなら、送付者は、より暮らし向きが良かったでしょうに。 このドキュメントのセクション3で指定されたアルゴリズムを実行するTCPに関しては、送付者はこのシナリオにおける写し承認からのパケット滴を推論しません。 いつものように、再送信タイマは、この場合パケット損失を推論するためのバックアップメカニズムです。
There are several heuristics, based on timestamps or on the amount of advancement of the cumulative acknowledgement field, that allow the sender to distinguish, in some cases, between three duplicate acknowledgements following a retransmitted packet that was dropped, and three duplicate acknowledgements from the unnecessary retransmission of three packets [Gur03, GF04]. The TCP sender MAY use such a heuristic to decide to invoke a Fast Retransmit in some cases, even when the three duplicate acknowledgements do not cover more than "recover".
送付者が落とされた再送されたパケットに続く3つの写し承認の間のいくつかの場合で区別できるタイムスタンプ、または、累積している承認分野の前進の量に基づくいくつかの発見的教授法があります、そして、3は3つのパケット[Gur03、GF04]の不要な「再-トランスミッション」から承認をコピーします。 TCP送付者はいくつかの場合、Fast Retransmitを呼び出すと決めるのにそのようなヒューリスティックを使用するかもしれません、3つの写し承認が「回復してください」以上を覆わないときさえ。
For example, when three duplicate acknowledgements are caused by the unnecessary retransmission of three packets, this is likely to be accompanied by the cumulative acknowledgement field advancing by at least four segments. Similarly, a heuristic based on timestamps uses the fact that when there is a hole in the sequence space, the timestamp echoed in the duplicate acknowledgement is the timestamp of the most recent data packet that advanced the cumulative acknowledgement field [RFC1323]. If timestamps are used, and the sender stores the timestamp of the last acknowledged segment, then the timestamp echoed by duplicate acknowledgements can be used to distinguish between a retransmitted packet that was dropped and three duplicate acknowledgements from the unnecessary retransmission of three packets. The heuristics are illustrated in the NS simulator in the validation test "./test-all-newreno".
3つの写し承認が3つのパケットの不要な「再-トランスミッション」によって引き起こされるとき、例えば、これは少なくとも4つのセグメントで進む累積している承認野原によって伴われそうです。 同様に、タイムスタンプに基づくヒューリスティックは穴が系列スペースにあるとき、写し承認で反映されたタイムスタンプが累積している承認野原[RFC1323]を進めた最新のデータ・パケットに関するタイムスタンプであるという事実を使用します。 タイムスタンプが使用されていて、送付者が最後に承認されたセグメントに関するタイムスタンプを格納するなら、落とされた再送されたパケットを見分けるのに写し承認で反映されたタイムスタンプは使用できます、そして、3は3つのパケットの不要な「再-トランスミッション」から承認をコピーします。 「発見的教授法はNSシミュレータで合法化テスト」 . /試しにオールnewrenoで例証されます。」
Floyd, et al. Standards Track [Page 10] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[10ページ]。
6.1. ACK Heuristic
6.1. ACKヒューリスティック
If the ACK-based heuristic is used, then following the advancement of the cumulative acknowledgement field, the sender stores the value of the previous cumulative acknowledgement as prev_highest_ack, and stores the latest cumulative ACK as highest_ack. In addition, the following step is performed if Step 1 in Section 3 fails, before proceeding to Step 1B.
ACKベースのヒューリスティックが使用されて、次に、累積している承認分野の前進に続いているなら、送付者は、_の最も高い_prev ackとして前の累積している承認の値を格納して、最も高い_ackとして最新の累積しているACKを格納します。 さらに、セクション3におけるStep1がStep 1Bに続く前に失敗するなら、以下のステップは実行されます。
1*) If the Cumulative Acknowledgement field didn't cover more than
"recover", check to see if the congestion window is greater than
SMSS bytes and the difference between highest_ack and
prev_highest_ack is at most 4*SMSS bytes. If true, duplicate
ACKs indicate a lost segment (proceed to Step 1A in Section 3).
Otherwise, duplicate ACKs likely result from unnecessary
retransmissions (proceed to Step 1B in Section 3).
1*) Cumulative Acknowledgement分野が「回復してください」以上を含まなかったなら、チェックして、混雑ウィンドウが最も高い_ackと_の最も高いprev_のSMSSバイトと違いより大きいならackが高々4*SMSSバイトであることを確認してください。 本当であるなら、写しACKsは無くなっているセグメントを示します(セクション3でStep 1Aに続いてください)。 さもなければ、不要な「再-トランスミッション」からACKs起こりそうな結果をコピーしてください(セクション3でStep 1Bに続いてください)。
The congestion window check serves to protect against fast retransmit immediately after a retransmit timeout, similar to the "exitFastRetrans_" variable in NS. Examples of applying the ACK heuristic are in validation tests "./test-all-newreno newreno_rto_loss_ack" and "./test-all-newreno newreno_rto_dup_ack" in directory "tcl/test" of the NS simulator.
aがタイムアウトを再送する直後速く守る混雑窓のチェックサーブは再送されます、NSの「exitFastRetrans_」変数と同様です。 NSシミュレータのディレクトリ「tcl/テスト」における「ACKヒューリスティックを適用する例は合法化テストで、」 . /試しにオールnewreno newreno_rto_損失_が_dupに_ackに」 」 . /試しにオールnewreno newreno_rtoをackするということです」。
If several ACKs are lost, the sender can see a jump in the cumulative ACK of more than three segments, and the heuristic can fail. A validation test for this scenario is "./test-all-newreno newreno_rto_loss_ackf". RFC 2581 recommends that a receiver should send duplicate ACKs for every out-of-order data packet, such as a data packet received during Fast Recovery. The ACK heuristic is more likely to fail if the receiver does not follow this advice, because then a smaller number of ACK losses are needed to produce a sufficient jump in the cumulative ACK.
数個のACKsが無くなるなら、送付者は3つ以上のセグメントの累積しているACKのジャンプを見ることができます、そして、ヒューリスティックは失敗できます。 「このシナリオのための合法化テストはそうです。」/試しにオールnewreno newreno_は_損失_ackfをrtoします」 RFC2581は、受信機があらゆる故障しているデータ・パケットのために写しACKsを送るはずであることを勧めます、Fast Recoveryの間に受け取られたデータ・パケットのように。 受信機がこのアドバイスに従わないなら、ACKヒューリスティックは、より失敗しそうです、次に、より少ない数のACKの損失が累積しているACKで十分なジャンプを起こすのに必要であるので。
6.2. Timestamp Heuristic
6.2. タイムスタンプヒューリスティック
If this heuristic is used, the sender stores the timestamp of the last acknowledged segment. In addition, the second paragraph of step 1 in Section 3 is replaced as follows:
このヒューリスティックが使用されているなら、送付者は最後に承認されたセグメントに関するタイムスタンプを格納します。 さらに、以下の通りセクション3のステップ1の第2パラグラフを取り替えます:
1**) If the Cumulative Acknowledgement field didn't cover more than
"recover", check to see if the echoed timestamp in the last
non-duplicate acknowledgment equals the stored timestamp. If
true, duplicate ACKs indicate a lost segment (proceed to Step 1A
in Section 3). Otherwise, duplicate ACKs likely result from
unnecessary retransmissions (proceed to Step 1B in Section 3).
1**) Cumulative Acknowledgement分野が「回復してください」以上を含まなかったなら、チェックして、最後の非写し承認における反響しているタイムスタンプが格納されたタイムスタンプと等しいかどうか確認してください。 本当であるなら、写しACKsは無くなっているセグメントを示します(セクション3でStep 1Aに続いてください)。 さもなければ、不要な「再-トランスミッション」からACKs起こりそうな結果をコピーしてください(セクション3でStep 1Bに続いてください)。
Floyd, et al. Standards Track [Page 11] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[11ページ]。
Examples of applying the timestamp heuristic are in validation tests "./test-all-newreno newreno_rto_loss_tsh" and "./test-all-newreno newreno_rto_dup_tsh". The timestamp heuristic works correctly, both when the receiver echoes timestamps as specified by [RFC1323], and by its revision attempts. However, if the receiver arbitrarily echoes timestamps, the heuristic can fail. The heuristic can also fail if a timeout was spurious and returning ACKs are not from retransmitted segments. This can be prevented by detection algorithms such as [RFC3522].
「タイムスタンプヒューリスティックを適用する例は合法化テストで、」 . /試しにオールnewreno newreno_rto_損失_が_dupに_tshに」 」 . /試しにオールnewreno newreno_rtoをtshするということです。」 ともに受信機が指定されるとしての[RFC1323]、およびその改正試みによるタイムスタンプを反映すると、タイムスタンプヒューリスティックは正しく働いています。 しかしながら、受信機が任意にタイムスタンプを反映するなら、ヒューリスティックは失敗できます。 また、タイムアウトが偽りであり、戻っているACKsが再送されたセグメントから来ていないなら、ヒューリスティックは失敗できます。 [RFC3522]などの検出アルゴリズムでこれを防ぐことができます。
7. Implementation Issues for the Data Receiver
7. データ受信装置のための導入問題
[RFC2581] specifies that "Out-of-order data segments SHOULD be acknowledged immediately, in order to accelerate loss recovery." Neal Cardwell has noted that some data receivers do not send an immediate acknowledgement when they send a partial acknowledgment, but instead wait first for their delayed acknowledgement timer to expire [C98]. As [C98] notes, this severely limits the potential benefit of NewReno by delaying the receipt of the partial acknowledgement at the data sender. Echoing RFC 2581, our recommendation is that the data receiver send an immediate acknowledgement for an out-of-order segment, even when that out-of- order segment fills a hole in the buffer.
[RFC2581]は、「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。」と指定します。 部分的な承認を送るとき、ニール・カードウェルは、いくつかのデータ受信装置が即座の承認を送らないことに注意しましたが、代わりにそれらの遅れている承認タイマが最初に、[C98]を吐き出すのを待ってください。 [C98]が注意するように、これはデータ送付者で部分的な承認の領収書を遅らせることによって、厳しくNewRenoの潜在的利益を制限します。 RFC2581を反響して、私たちの推薦はデータ受信機が不適切なセグメントのための即座の承認を送るということです、-オーダーでは、セグメントがバッファでそんなに外で穴を塞ぐときさえ。
8. Implementation Issues for the Data Sender
8. データ送付者のための導入問題
In Section 3, Step 5 above, it is noted that implementations should take measures to avoid a possible burst of data when leaving Fast Recovery, in case the amount of new data that the sender is eligible to send due to the new value of the congestion window is large. This can arise during NewReno when ACKs are lost or treated as pure window updates, thereby causing the sender to underestimate the number of new segments that can be sent during the recovery procedure. Specifically, bursts can occur when the FlightSize is much less than the new congestion window when exiting from Fast Recovery. One simple mechanism to avoid a burst of data when leaving Fast Recovery is to limit the number of data packets that can be sent in response to a single acknowledgment. (This is known as "maxburst_" in the ns simulator.) Other possible mechanisms for avoiding bursts include rate-based pacing, or setting the slow-start threshold to the resultant congestion window and then resetting the congestion window to FlightSize. A recommendation on the general mechanism to avoid excessively bursty sending patterns is outside the scope of this document.
セクション3、上のStep5では、実現がFast Recoveryを残すときデータの可能な炸裂を避ける対策を実施するべきであると述べられます、送付者が混雑ウィンドウの新しい値のため送る資格がある新しいデータの量が大きいといけないので。 ACKsが負けられるか、または純粋な窓のアップデートとして扱われるとき、これはNewRenoの間、起こることができます、その結果、送付者がリカバリ手順の間に送ることができる新しいセグメントの数を過小評価することを引き起こします。 Fast Recoveryから出るとき、FlightSizeが新しい混雑ウィンドウよりはるかに少ないときに、明確に、炸裂は起こることができます。 Fast Recoveryを残すときデータの炸裂を避けるのが簡単である1つのメカニズムはただ一つの承認に対応して送ることができるデータ・パケットの数を制限することです。 これはナノ秒に「maxburst_」として知られています。(シミュレータ、) 炸裂を避けるための他の可能なメカニズムは、レートベースの歩調を合わせる、結果の混雑ウィンドウに遅れた出発敷居を設定して、または次に、混雑ウィンドウをFlightSizeにリセットするのを含んでいます。 このドキュメントの範囲の外にbursty送付パターンを過度に避けるという一般的機構における推薦があります。
An implementation may want to use a separate flag to record whether or not it is presently in the Fast Recovery procedure. The use of the value of the duplicate acknowledgment counter for this purpose is
実現は、それが現在Fast Recovery手順にあるかどうか記録するのに別々の旗を使用したがっているかもしれません。 写し承認カウンタの値の使用はこのためにそうです。
Floyd, et al. Standards Track [Page 12] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[12ページ]。
not reliable because it can be reset upon window updates and out-of- order acknowledgments.
窓のアップデートのときにそれをリセットできるので信頼できて出かけない、-、オーダー承認について。
When not in Fast Recovery, the value of the state variable "recover" should be pulled along with the value of the state variable for acknowledgments (typically, "snd_una") so that, when large amounts of data have been sent and acked, the sequence space does not wrap and falsely indicate that Fast Recovery should not be entered (Section 3, step 1, last paragraph).
多量のデータが送られて、ackedされたとき、系列スペースが、Fast Recoveryが入られるべきでないのを(セクション3、ステップ1、最後のパラグラフ)Fast Recovery、可変「回復」がそうするべきである状態のいずれの値でも、承認(通常「snd_una」)のために州の変数の値と共に引かれないで、包装し、間違って示さないとき。
It is important for the sender to respond correctly to duplicate ACKs received when the sender is no longer in Fast Recovery (e.g., because of a Retransmit Timeout). The Limited Transmit procedure [RFC3042] describes possible responses to the first and second duplicate acknowledgements. When three or more duplicate acknowledgements are received, the Cumulative Acknowledgement field doesn't cover more than "recover", and a new Fast Recovery is not invoked, it is important that the sender not execute the Fast Recovery steps (3) and (4) in Section 3. Otherwise, the sender could end up in a chain of spurious timeouts. We mention this only because several NewReno implementations had this bug, including the implementation in the NS simulator. (This bug in the NS simulator was fixed in July 2003, with the variable "exitFastRetrans_".)
送付者が送付者がもうどんなFast Recovery(例えば、Retransmit Timeoutによる)にもいないとき受け取られたACKsをコピーするために正しく応じるのは、重要です。 株式会社Transmit手順[RFC3042]は1番目と2番目の写し承認に可能な応答を説明します。 3つ以上の写し承認が受け取られていて、Cumulative Acknowledgement分野が「回復してください」以上を含んでいなくて、また新しいFast Recoveryが呼び出されないとき、送付者がセクション3でFast Recoveryステップ(3)と(4)を実行しないのは、重要です。 さもなければ、送付者は偽りのタイムアウトのチェーンで終わることができました。 単にいくつかのNewReno実現にはNSシミュレータに実現を含むこのバグがあったので、私たちはこれについて言及します。 (NSシミュレータのこの欠陥は2003年7月に可変「exitFastRetrans_」で修正されました。)
9. Simulations
9. シミュレーション
Simulations with NewReno are illustrated with the validation test "tcl/test/test-all-newreno" in the NS simulator. The command "../../ns test-suite-newreno.tcl reno" shows a simulation with Reno TCP, illustrating the data sender's lack of response to a partial acknowledgement. In contrast, the command "../../ns test-suite- newreno.tcl newreno_B" shows a simulation with the same scenario using the NewReno algorithms described in this paper.
NewRenoとのシミュレーションはNSシミュレータで合法化テスト「試しにオールtcl/テスト/newreno」で例証されます。 「コマンド。」/..データ送付者の無反応を部分的な承認に例証して、「/ナノ秒試しにスイートnewreno.tcl reno」はリノTCPとのシミュレーションを示しています。 対照的に、「コマンド、」/..「同じシナリオがNewRenoアルゴリズムを使用している状態で試スイートnewreno.tcl newreno_B」がシミュレーションを示している/ナノ秒は中でこの紙について説明しました。
10. Comparisons between Reno and NewReno TCP
10. リノとNewReno TCPでの比較
As we stated in the introduction, we believe that the NewReno modification described in this document improves the performance of the Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms of Reno TCP in a wide variety of scenarios. This has been discussed in some depth in [FF96], which illustrates Reno TCP's poor performance when multiple packets are dropped from a window of data and also illustrates NewReno TCP's good performance in that scenario.
序論に述べたように、私たちは、本書では説明されたNewReno変更がさまざまなシナリオでFast Retransmitの性能とリノTCPのFast Recoveryアルゴリズムを向上させると信じています。 [FF96]の何らかの深さでこれについて議論しました。(]は、複数のパケットがデータの窓から落とされるとき、リノTCPの不十分な性能を例証して、また、そのシナリオにおけるNewReno TCPの望ましい市場成果を例証します)。
We do, however, know of one scenario where Reno TCP gives better performance than NewReno TCP, that we describe here for the sake of completeness. Consider a scenario with no packet loss, but with sufficient reordering so that the TCP sender receives three duplicate
しかしながら、私たちはリノTCPがNewReno TCPより良いパフォーマンスを行うところで1つのシナリオを知って、それは私たちです。ここで、完全を期すために説明します。 TCP送付者が3写しを受け取るように、パケット損失、十分な再命令があるシナリオを考えてください。
Floyd, et al. Standards Track [Page 13] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[13ページ]。
acknowledgements. This will trigger the Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms. With Reno TCP or with Sack TCP, this will result in the unnecessary retransmission of a single packet, combined with a halving of the congestion window (shown on pages 4 and 6 of [F03]). With NewReno TCP, however, this reordering will also result in the unnecessary retransmission of an entire window of data (shown on page 5 of [F03]).
承認。 これはFast RetransmitとFast Recoveryアルゴリズムの引き金となるでしょう。リノTCPかSack TCPと共に、混雑ウィンドウ(4と6[F03]ページでは、目立つ)の半分にに結合された単一のパケットの不要な「再-トランスミッション」をもたらすでしょう。 しかしながら、また、NewReno TCPと共に、この再命令はデータ(5[F03]ページでは、目立つ)の全体の窓の不要な「再-トランスミッション」をもたらすでしょう。
While Reno TCP performs better than NewReno TCP in the presence of reordering, NewReno's superior performance in the presence of multiple packet drops generally outweighs its less optimal performance in the presence of reordering. (Sack TCP is the preferred solution, with good performance in both scenarios.) This document recommends the Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms of NewReno TCP instead of those of Reno TCP for those TCP connections that do not support SACK. We would also note that NewReno's Fast Retransmit and Fast Recovery mechanisms are widely deployed in TCP implementations in the Internet today, as documented in [PF01]. For example, tests of TCP implementations in several thousand web servers in 2001 showed that for those TCP connections where the web browser was not SACK-capable, more web servers used the Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms of NewReno than those of Reno or Tahoe TCP [PF01].
リノTCPは再命令の面前でNewReno TCPよりよく働きますが、一般に、複数のパケット滴があるときNewRenoの優れた性能は再命令の面前でそれほど最適でない性能を十二分に補います。 (袋のTCPは両方のシナリオにおける望ましい市場成果がある都合のよい解決策です。) このドキュメントはSACKを支持しないそれらのTCP接続のためにリノTCPのものの代わりにNewReno TCPのアルゴリズムをFast RetransmitとFast Recoveryに推薦します。 また、私たちは、NewRenoのFast RetransmitとFast Recoveryメカニズムが今日インターネットでTCP実現で広く配備されることに注意するでしょう、[PF01]に記録されるように。 例えば、2001年の数1,000のウェブサーバーにおける、TCP実現のテストは、ウェブブラウザがリノかタホTCP[PF01]のものほどSACKできます、より多くのウェブサーバーがNewRenoのFast RetransmitとFast Recoveryアルゴリズムを使用したというどこのことでないかをそれらのTCP接続のためのそれに示しました。
11. Changes Relative to RFC 2582
11. RFC2582に比例した変化
The purpose of this document is to advance the NewReno's Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms in RFC 2582 to Standards Track.
このドキュメントの目的はRFC2582のNewRenoのFast RetransmitとFast RecoveryアルゴリズムをStandards Trackに進めることです。
The main change in this document relative to RFC 2582 is to specify the Careful variant of NewReno's Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms. The base algorithm described in RFC 2582 did not attempt to avoid unnecessary multiple Fast Retransmits that can occur after a timeout (described in more detail in the section above). However, RFC 2582 also defined "Careful" and "Less Careful" variants that avoid these unnecessary Fast Retransmits, and recommended the Careful variant. This document specifies the previously-named "Careful" variant as the basic version of NewReno. As described below, this algorithm uses a variable "recover", whose initial value is the send sequence number.
本書ではRFC2582に比例した主な変化はNewRenoのFast RetransmitとFast RecoveryアルゴリズムのCareful異形を指定することになっています。RFC2582で説明されたベースアルゴリズムは、タイムアウト(上のセクションでさらに詳細に説明される)の後に起こることができる不要な倍数Fast Retransmitsを避けるのを試みませんでした。 しかしながら、RFC2582はまた、これらの不要なFast Retransmitsを避ける「慎重で」「それほど慎重でない」異形を定義して、Careful異形を推薦しました。 このドキュメントはNewRenoの基本的なバージョンとして以前に命名された「慎重な」異形を指定します。 説明された下、a可変な用途が「回復する」このアルゴリズムとして、だれの初期の値があるか、一連番号を送ってください。
The algorithm specified in Section 3 checks whether the acknowledgement field of a partial acknowledgement covers *more* than "recover", as defined in Section 3. Another possible variant would be to simply require that the acknowledgement field covers *more than or equal to* "recover" before initiating another Fast Retransmit. We called this the Less Careful variant in RFC 2582.
セクション3で指定されたアルゴリズムは、部分的な承認の承認分野が「回復する」より多くの**を含むかどうかチェックします、セクション3で定義されるように。 別の可能な異形は、別のFast Retransmitを開始する前に*より以上か等しい承認分野カバー*が「回復すること」を単に必要とすることになっているでしょう。 私たちは、RFC2582にこれをLess Careful異形と呼びました。
Floyd, et al. Standards Track [Page 14] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[14ページ]。
There are two separate scenarios in which the TCP sender could receive three duplicate acknowledgements acknowledging "recover" but no more than "recover". One scenario would be that the data sender transmitted four packets with sequence numbers higher than "recover", that the first packet was dropped in the network, and the following three packets triggered three duplicate acknowledgements acknowledging "recover". The second scenario would be that the sender unnecessarily retransmitted three packets below "recover", and that these three packets triggered three duplicate acknowledgements acknowledging "recover". In the absence of SACK, the TCP sender is unable to distinguish between these two scenarios.
TCP送付者が「回復してください」と認めながら3つの写し承認を受けますが、「回復できただけである」2つの別々のシナリオがあります。 1つのシナリオは一連番号が「回復してください」より高い状態でデータ送付者が4つのパケットを伝えて、最初のパケットがネットワークで落とされて、「回復してください」と認めながら以下の3つのパケットが3つの写し承認の引き金となったということでしょう。 2番目のシナリオは送付者が不必要に「回復してください」の下に3つのパケットを再送して、「回復してください」と認めながらこれらの3つのパケットが3つの写し承認の引き金となったということでしょう。 SACKが不在のとき、TCP送付者はこれらの2つのシナリオを見分けることができません。
For the Careful variant of Fast Retransmit, the data sender would have to wait for a retransmit timeout in the first scenario, but would not have an unnecessary Fast Retransmit in the second scenario. For the Less Careful variant to Fast Retransmit, the data sender would Fast Retransmit as desired in the first scenario, and would unnecessarily Fast Retransmit in the second scenario. This document only specifies the Careful variant in Section 3. Unnecessary Fast Retransmits with the Less Careful variant in scenarios with reordering are illustrated in page 8 of [F03].
Fast RetransmitのCareful異形に関しては、送付者がaを待つために持っているデータは、最初のシナリオでタイムアウトを再送しますが、2番目のシナリオに不要なFast Retransmitを持っていないでしょう。 最初のシナリオで望まれていて、不必要に望まれているでしょう。Fast RetransmitへのLess Careful異形に関して、データ送付者がそうするだろう、Fast Retransmit、2番目のシナリオのFast Retransmit。 このドキュメントはセクション3でCareful異形を指定するだけです。 Less Careful異形が再命令があるシナリオにある不要なFast Retransmitsは8[F03]ページで例証されます。
The document also specifies two heuristics that the TCP sender MAY use to decide to invoke Fast Retransmit even when the three duplicate acknowledgements do not cover more than "recover". These heuristics, an ACK-based heuristic and a timestamp heuristic, are described in Sections 6.1 and 6.2 respectively.
また、ドキュメントはTCP送付者が3つの写し承認が「回復してください」以上を覆わないときさえ、Fast Retransmitを呼び出すと決めるのに使用するかもしれない2つの発見的教授法を指定します。 これらの発見的教授法(ACKベースのヒューリスティックとタイムスタンプヒューリスティック)は、セクション6.1と6.2でそれぞれ説明されます。
12. Conclusions
12. 結論
This document specifies the NewReno Fast Retransmit and Fast Recovery algorithms for TCP. This NewReno modification to TCP can even be important for TCP implementations that support the SACK option, because the SACK option can only be used for TCP connections when both TCP end-nodes support the SACK option. NewReno performs better than Reno (RFC 2581) in a number of scenarios discussed herein.
このドキュメントはNewReno Fast RetransmitとFast RecoveryアルゴリズムをTCPに指定します。 SACKオプションをサポートするTCP実現に、TCPへのこのNewReno変更は重要でさえある場合があります、両方のTCPエンドノードがSACKオプションをサポートするときだけ、TCP接続にSACKオプションを使用できるので。 NewRenoはここに議論した多くのシナリオでリノ(RFC2581)よりよく働きます。
A number of options to the basic algorithm presented in Section 3 are also described. These include the handling of the retransmission timer (Section 4), the response to partial acknowledgments (Section 5), and the value of the congestion window when leaving Fast Recovery (section 3, step 5). Our belief is that the differences between these variants of NewReno are small compared to the differences between Reno and NewReno. That is, the important thing is to implement NewReno instead of Reno, for a TCP connection without SACK; it is less important exactly which of the variants of NewReno is implemented.
また、多くのオプションがセクション3に提示された基本的なアルゴリズムに説明されます。 (セクション3、ステップ5)にFast Recoveryを残すとき、これらは再送信タイマーの取り扱い(セクション4)、部分的な承認への応答(セクション5)、および混雑ウィンドウの値を含んでいます。 私たちの信念はリノとNewRenoの違いと比べて、NewRenoのこれらの異形の違いが小さいということです。 すなわち、重要なことはTCP接続のためにSACKなしでリノの代わりにNewRenoを実行することです。 ちょうどNewRenoの異形のどれが実行されるかは、それほど重要ではありません。
Floyd, et al. Standards Track [Page 15] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[15ページ]。
13. Security Considerations
13. セキュリティ問題
RFC 2581 discusses general security considerations concerning TCP congestion control. This document describes a specific algorithm that conforms with the congestion control requirements of RFC 2581, and so those considerations apply to this algorithm, too. There are no known additional security concerns for this specific algorithm.
RFC2581はTCP輻輳制御に関して総合証券問題について議論します。 このドキュメントがRFC2581の輻輳制御要件に従う特定のアルゴリズムを説明するので、それらの問題はこのアルゴリズムにも適用されます。 この特定のアルゴリズムに関する追加担保心配は知られていません。
14. Acknowledgements
14. 承認
Many thanks to Anil Agarwal, Mark Allman, Armando Caro, Jeffrey Hsu, Vern Paxson, Kacheong Poon, Keyur Shah, and Bernie Volz for detailed feedback on this document or on its precursor, RFC 2582.
このドキュメントかその先駆(RFC2582)の詳細なフィードバックのためにAnil Agarwal、マーク・オールマン、アルマンドケアロ、ジェフリー・シュー、バーン・パクソン、Kacheong Poon、Keyurシャー、およびバーニー・フォルツをありがとうございます。
15. References
15. 参照
15.1. Normative References
15.1. 引用規格
[RFC2018] Mathis, M., Mahdavi, J., Floyd, S. and A. Romanow, "TCP
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[RFC2018] マシスとM.とMahdaviとJ.とフロイドとS.とA.Romanow、「TCPの選択している承認オプション」、RFC2018、1996年10月。
[RFC2119] Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate
Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, March 1997.
[RFC2119] ブラドナー、S.、「Indicate Requirement LevelsへのRFCsにおける使用のためのキーワード」、BCP14、RFC2119、1997年3月。
[RFC2581] Allman, M., Paxson, V. and W. Stevens, "TCP Congestion
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[RFC2581] オールマンとM.とパクソンとV.とW.スティーブンス、「TCP輻輳制御」、RFC2581、1999年4月。
[RFC2582] Floyd, S. and T. Henderson, "The NewReno Modification to
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[RFC2582] フロイドとS.とT.ヘンダーソン、「TCPの速い回復アルゴリズムへのNewReno変更」、RFC2582、1999年4月。
[RFC2988] Paxson, V. and M. Allman, "Computing TCP's Retransmission
Timer", RFC 2988, November 2000.
[RFC2988] パクソンとV.とM.オールマン、「コンピューティングTCPの再送信タイマー」、RFC2988、2000年11月。
[RFC3042] Allman, M., Balakrishnan, H. and S. Floyd, "Enhancing TCP's
Loss Recovery Using Limited Transmit", RFC 3042, January
2001.
[RFC3042] オールマンとM.とBalakrishnanとH.とS.フロイド、「株式会社を使用することでTCPの損失回復を機能アップして、伝わってください」、RFC3042、2001年1月。
15.2. Informative References
15.2. 有益な参照
[C98] Cardwell, N., "delayed ACKs for retransmitted packets:
ouch!". November 1998, Email to the tcpimpl mailing list,
Message-ID "Pine.LNX.4.02A.9811021421340.26785-
100000@sake.cs.washington.edu", archived at "http://tcp-
impl.lerc.nasa.gov/tcp-impl".
[C98]カードウェル、N.、「再送されたパケットのための遅れたACKs:」 「痛い!」 1998年11月、tcpimplメーリングリストへの「 http://tcp- impl.lerc.nasa.gov/tcp-impl」に格納されたMessage-ID「Pine.LNX.4.02A.9811021421340.26785 100000@sake.cs.washington.edu 」というメール。
Floyd, et al. Standards Track [Page 16] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[16ページ]。
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[F03] フロイド、S.、「動く実験的であるのから提案された標準までのNewReno」? 2003年3月の「TSVWG作業部会へのプレゼンテーション。」 URL「 http://www.icir.org/floyd/talks/newreno- Mar03.ps」と「 http://www.icir.org/floyd/talks/newreno- Mar03.pdf。」
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[Gur03]Gurtov、A.、「速く不要の問題を解決する[Tsvwg]がNを支持しに行くところで再送します」、tsvwgメーリングリストへのメール、メッセージ ID <3F25B467.9020609@cs.helsinki.fi 、gt;、2003年7月28日。 URL「 http://www1.ietf.org/mail-archive/working- グループ/tsvwg/電流/msg04334.html。」
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[Hen98] ヘンダーソン、T.、Re: NewRenoと2001年の改正。 1998年9月。 tcpimplメーリングリスト、「 http://tcp- impl.lerc.nasa.gov/tcp-impl」に格納されたMessage ID「Pine.BSI.3.95.980923224136.26134A 100000@raptor.CS.Berkeley.EDU 」にメールしてください。
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J. [Hoe96]くわ、ACM SIGCOMM、「TCPの輻輳制御計画の始動の振舞いを改良すること」での1996年8月。 URL" http://www.acm.org/sigcomm/sigcomm96/program.html "。
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Floyd, et al. Standards Track [Page 17] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[17ページ]。
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[RFC3522] Ludwig, R. and M. Meyer, "The Eifel Detection Algorithm for
TCP", RFC 3522, April 2003.
[RFC3522] ラドウィグとR.とM.マイヤー、「TCPのためのアイフェル高原検出アルゴリズム」、RFC3522、2003年4月。
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作者のアドレス
Sally Floyd International Computer Science Institute
サリー・フロイドInternationalの電子計算機科学協会
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Tom Henderson The Boeing Company
トム・ヘンダーソンボーイング社
EMail: thomas.r.henderson@boeing.com
メール: thomas.r.henderson@boeing.com
Andrei Gurtov TeliaSonera
アンドレイGurtov TeliaSonera
EMail: andrei.gurtov@teliasonera.com
メール: andrei.gurtov@teliasonera.com
Floyd, et al. Standards Track [Page 18] RFC 3782 NewReno Modification to Fast Recovery Algorithm April 2004
フロイド、他 規格はアルゴリズム2004年4月に速い回復へのRFC3782NewReno変更を追跡します[18ページ]。
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Acknowledgement
承認
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Floyd, et al. Standards Track [Page 19]
フロイド、他 標準化過程[19ページ]
一覧
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