[要約] RFC 5681はRFC 2581を置き換え、後にRFC 9438で更新された、TCPの基本的な輻輳制御アルゴリズムを定める標準トラックRFCです。スロースタート、輻輳回避、高速再送、高速回復に加え、長いアイドル期間後の送信再開とACK生成の指針を扱います。
Network Working Group M. Allman
Request for Comments: 5681 V. Paxson
Obsoletes: 2581 ICSI
Category: Standards Track E. Blanton
Purdue University
September 2009
TCP Congestion Control
TCP輻輳制御
Abstract
概要
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. This document obsoletes RFC 2581.
この文書は、TCPの相互に関連する4つの輻輳制御アルゴリズム、スロースタート、輻輳回避、高速再送、高速回復を定義します。また、比較的長いアイドル期間の後にTCPが送信を再開する方法を規定し、確認応答の生成方法についても説明します。この文書はRFC 2581を置き換えます。
Status of This Memo
本文書の状態
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.
この文書は、インターネットコミュニティ向けの標準化トラックプロトコルを規定し、改善に向けた議論や提案を求めます。このプロトコルの標準化段階と状態については、「Internet Official Protocol Standards」（STD 1）の最新版を参照してください。本メモは自由に配布できます。
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Copyright (c) 2009 IETF Trust and the persons identified as the document authors. All rights reserved.
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Table Of Contents
目次
1. Introduction ....................................................2 2. Definitions .....................................................3 3. Congestion Control Algorithms ...................................4 3.1. Slow Start and Congestion Avoidance ........................4 3.2. Fast Retransmit/Fast Recovery ..............................8 4. Additional Considerations ......................................10 4.1. Restarting Idle Connections ...............................10 4.2. Generating Acknowledgments ................................11 4.3. Loss Recovery Mechanisms ..................................12 5. Security Considerations ........................................13 6. Changes between RFC 2001 and RFC 2581 ..........................13 7. Changes Relative to RFC 2581 ...................................14 8. Acknowledgments ................................................15 9. References .....................................................15 9.1. Normative References ......................................15 9.2. Informative References ....................................16
This document specifies four TCP [RFC793] 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 [RFC1122]. Additional early work in additive-increase, multiplicative-decrease congestion control is given in [CJ89].
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]はこれらのアルゴリズムの動作例を示し、[WS95]はBSDでの実装に使われたソースコードを説明しています。
In addition to specifying these 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.
これらの輻輳制御アルゴリズムに加えて、この文書は、比較的長いアイドル期間の後にTCP接続が取るべき動作を規定し、TCP ACK生成に関するいくつかの問題を明確にします。
This document is organized as follows. Section 2 provides various definitions that 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.
この文書は次のように構成されています。2節では、文書全体で使う用語を定義します。3節では、輻輳制御アルゴリズムを規定します。4節では、それらのアルゴリズムに関する補足事項を説明し、5節ではセキュリティ上の考慮事項を説明します。
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 [RFC2119].
このドキュメントのキーワード "MUST"、"MUST NOT"、"REQUIRED"、"SHALL"、"SHALL NOT"、"SHOULD"、"SHOULD NOT"、"RECOMMENDED"、"MAY"、および "OPTIONAL" は、[RFC2119] で説明されているように解釈されるものとします。
This section provides the definition of several terms that will be used throughout the remainder of this document.
この節では、以降の文書全体で使ういくつかの用語を定義します。
SEGMENT: A segment is ANY TCP/IP data or acknowledgment packet (or both).
セグメント：TCP/IPのデータパケットまたは確認応答パケット（あるいはその両方）のいずれかです。
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 [RFC1191, RFC4821] algorithm, RMSS (see next item), or other factors. The size does not include the TCP/IP headers and options.
送信側最大セグメントサイズ（SMSS）：送信者が送信できる最大セグメントのサイズです。この値は、ネットワークの最大転送単位、Path MTU探索アルゴリズム [RFC1191, RFC4821]、RMSS（次項を参照）、またはその他の要因に基づく場合があります。サイズにはTCP/IPヘッダーとオプションを含みません。
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, it is 536 bytes [RFC1122]. The size does not include the TCP/IP headers and options.
受信側最大セグメントサイズ（RMSS）：受信者が受け入れる用意のある最大セグメントのサイズです。接続開始時に受信者が送信するMSSオプションで指定される値です。MSSオプションを使わない場合は536バイトです [RFC1122]。サイズにはTCP/IPヘッダーとオプションを含みません。
FULL-SIZED SEGMENT: A segment that contains the maximum number of data bytes permitted (i.e., a segment containing SMSS bytes of data).
フルサイズセグメント：許可される最大数のデータバイト（つまりSMSSバイトのデータ）を含むセグメントです。
RECEIVER WINDOW (rwnd): The most recently advertised receiver window.
受信ウィンドウ（rwnd）：直近に広告された受信ウィンドウです。
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.
輻輳ウィンドウ（cwnd）：TCPが送信できるデータ量を制限するTCPの状態変数です。TCPは常に、確認応答済みシーケンス番号の最大値にcwndとrwndの小さい方を加えた値を超えるシーケンス番号のデータを送信してはなりません (MUST NOT)。
INITIAL WINDOW (IW): The initial window is the size of the sender's congestion window after the three-way handshake is completed.
初期ウィンドウ（IW）：3ウェイハンドシェイクの完了後における、送信者の輻輳ウィンドウのサイズです。
LOSS WINDOW (LW): The loss window is the size of the congestion window after a TCP sender detects loss using its retransmission timer.
損失ウィンドウ（LW）：TCP送信者が再送タイマーを使って損失を検出した後の輻輳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).
再開ウィンドウ（RW）：アイドル期間後にTCPが送信を再開したときの輻輳ウィンドウのサイズです（スロースタートアルゴリズムを使う場合。詳しくは4.1節を参照）。
FLIGHT SIZE: The amount of data that has been sent but not yet cumulatively acknowledged.
FlightSize：送信済みで、累積確認応答をまだ受けていないデータ量です。
DUPLICATE ACKNOWLEDGMENT: An acknowledgment is considered a "duplicate" in the following algorithms when (a) the receiver of the ACK has outstanding data, (b) the incoming acknowledgment carries no data, (c) the SYN and FIN bits are both off, (d) the acknowledgment number is equal to the greatest acknowledgment received on the given connection (TCP.UNA from [RFC793]) and (e) the advertised window in the incoming acknowledgment equals the advertised window in the last incoming acknowledgment.
重複ACK：次のアルゴリズムでは、以下のすべてに該当する確認応答を「重複」とみなします。(a) ACKの受信者に未確認データがある。(b) 受信した確認応答にデータが含まれない。(c) SYNビットとFINビットが両方ともオフである。(d) 確認応答番号が、その接続で受信済みの最大の確認応答番号（[RFC793]のTCP.UNA）と等しい。(e) 受信した確認応答で広告されたウィンドウが、直前に受信した確認応答の広告ウィンドウと等しい。
Alternatively, a TCP that utilizes selective acknowledgments (SACKs) [RFC2018, RFC2883] can leverage the SACK information to determine when an incoming ACK is a "duplicate" (e.g., if the ACK contains previously unknown SACK information).
あるいは、選択的確認応答（SACK）[RFC2018, RFC2883]を使うTCPは、受信したACKに既知でなかったSACK情報が含まれる場合などに、そのACKが「重複」かどうかをSACK情報から判断できます。
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).
この節では、[Jac88]と[Jac90]で開発された4つの輻輳制御アルゴリズム、スロースタート、輻輳回避、高速再送、高速回復を定義します。状況によっては、TCP送信者がアルゴリズムで許されるより保守的に動作するほうが望ましい場合があります。ただし、TCPは以下のアルゴリズムで許される以上に積極的に動作してはなりません (MUST NOT)。つまり、アルゴリズムで計算されるcwndの値では送信が許されないデータを送信してはなりません (MUST NOT)。
Also, note that the algorithms specified in this document work in terms of using loss as the signal of congestion. Explicit Congestion Notification (ECN) could also be used as specified in [RFC3168].
また、この文書で定めるアルゴリズムは、損失を輻輳のシグナルとして使う点に注意してください。[RFC3168]で規定されている明示的輻輳通知（ECN）を使うこともできます。
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送信者は、ネットワークに注入する未確認データの量を制御するため、スロースタートと輻輳回避のアルゴリズムを使わなければなりません (MUST)。これらのアルゴリズムを実装するため、TCPの接続ごとの状態に2つの変数を追加します。輻輳ウィンドウ（cwnd）は、確認応答（ACK）を受信する前に送信者がネットワークへ送信できるデータ量の上限です。受信者が広告するウィンドウ（rwnd）は、未確認データ量に対する受信側の上限です。データ送信量はcwndとrwndの小さい方で制限されます。
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.
もう一つの状態変数であるスロースタートしきい値（ssthresh）は、以下で説明するように、データ送信の制御にスロースタートと輻輳回避のどちらを使うかを決めるために使います。
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. Slow start additionally serves to start the "ACK clock" used by the TCP sender to release data into the network in the slow start, congestion avoidance, and loss recovery algorithms.
状態が分からないネットワークへの送信を始める際、TCPは、過大なデータバーストでネットワークを輻輳させないよう、利用可能な容量を調べるためにネットワークを少しずつ探る必要があります。この目的で、転送開始時や、再送タイマーで検出した損失への対処後にスロースタートを使います。またスロースタートは、TCP送信者がスロースタート、輻輳回避、損失回復の各アルゴリズムでデータをネットワークへ送り出すための「ACKクロック」を開始する役割も果たします。
IW, the initial value of cwnd, MUST be set using the following guidelines as an upper bound.
cwndの初期値であるIWは、次のガイドラインで示す上限を使って設定しなければなりません (MUST)。
If SMSS > 2190 bytes:
IW = 2 * SMSS bytes and MUST NOT be more than 2 segments
If (SMSS > 1095 bytes) and (SMSS <= 2190 bytes):
IW = 3 * SMSS bytes and MUST NOT be more than 3 segments
if SMSS <= 1095 bytes:
IW = 4 * SMSS bytes and MUST NOT be more than 4 segments
As specified in [RFC3390], the SYN/ACK and the acknowledgment of the SYN/ACK MUST NOT increase the size of the congestion window. Further, if the SYN or SYN/ACK is lost, the initial window used by a sender after a correctly transmitted SYN MUST be one segment consisting of at most SMSS bytes.
[RFC3390]のとおり、SYN/ACKおよびSYN/ACKへの確認応答によって輻輳ウィンドウを増加させてはなりません (MUST NOT)。さらに、SYNまたはSYN/ACKが失われた場合、SYNを正しく送信した送信者が使う初期ウィンドウは、最大でもSMSSバイトの1セグメントでなければなりません (MUST)。
A detailed rationale and discussion of the IW setting is provided in [RFC3390].
IWの設定根拠と詳細な議論は[RFC3390]に記載されています。
When initial congestion windows of more than one segment are implemented along with Path MTU Discovery [RFC1191], and the MSS being used is found to be too large, the congestion window cwnd SHOULD be reduced to prevent large bursts of smaller segments. Specifically, cwnd SHOULD be reduced by the ratio of the old segment size to the new segment size.
Path MTU探索 [RFC1191] とともに複数セグメントの初期輻輳ウィンドウを実装し、使用中のMSSが大きすぎると判明した場合、小さなセグメントが大量に一度に送信されるのを防ぐため、cwndを減らすべきです (SHOULD)。具体的には、旧セグメントサイズと新セグメントサイズの比率に応じてcwndを減らすべきです (SHOULD)。
The initial value of ssthresh SHOULD be set arbitrarily high (e.g., to the size of the largest possible advertised window), but ssthresh MUST be reduced in response to congestion. Setting ssthresh as high as possible allows the network conditions, rather than some arbitrary host limit, to dictate the sending rate. In cases where the end systems have a solid understanding of the network path, more carefully setting the initial ssthresh value may have merit (e.g., such that the end host does not create congestion along the path).
ssthreshの初期値は任意に高く（例：広告可能な最大ウィンドウのサイズに）設定すべきです (SHOULD)。ただし、輻輳が発生した場合はssthreshを下げなければなりません (MUST)。ssthreshを可能な限り高く設定すれば、恣意的なホスト側の上限ではなく、ネットワークの状態によって送信レートが決まります。エンドシステムがネットワーク経路を十分に把握している場合は、初期ssthreshをより慎重に設定する意義があることもあります（例：エンドホストが経路上で輻輳を発生させないようにする）。
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.
cwnd < ssthresh の場合はスロースタートを使い、cwnd > ssthresh の場合は輻輳回避を使います。cwndとssthreshが等しい場合、送信者はいずれのアルゴリズムを使ってもかまいません。
During slow start, a TCP increments cwnd by at most SMSS bytes for each ACK received that cumulatively acknowledges new data. Slow start ends when cwnd exceeds ssthresh (or, optionally, when it reaches it, as noted above) or when congestion is observed. While traditionally TCP implementations have increased cwnd by precisely SMSS bytes upon receipt of an ACK covering new data, we RECOMMEND that TCP implementations increase cwnd, per:
スロースタート中、TCPは新しいデータを累積確認するACKを受信するたびに、cwndを最大SMSSバイト増加させます。cwndがssthreshを超えたとき（前述のとおり、ssthreshに達した時点で終了させてもかまいません）、または輻輳が観測されたときにスロースタートは終了します。従来のTCP実装は、新データを含むACKを受信するとcwndを正確にSMSSバイト増加させてきましたが、TCP実装では次の式に従ってcwndを増加させることを推奨します。
cwnd += min (N, SMSS) (2)
where N is the number of previously unacknowledged bytes acknowledged in the incoming ACK. This adjustment is part of Appropriate Byte Counting [RFC3465] and provides robustness against misbehaving receivers that may attempt to induce a sender to artificially inflate cwnd using a mechanism known as "ACK Division" [SCWA99]. ACK Division consists of a receiver sending multiple ACKs for a single TCP data segment, each acknowledging only a portion of its data. A TCP that increments cwnd by SMSS for each such ACK will inappropriately inflate the amount of data injected into the network.
ここでNは、受信したACKによって確認された、以前は未確認だったバイト数です。この調整はAppropriate Byte Counting [RFC3465] の一部であり、「ACK分割」[SCWA99] と呼ばれる方法で送信者のcwndを人為的に膨張させようとする不正な受信者に対する耐性を高めます。ACK分割では、受信者が一つのTCPデータセグメントに対して複数のACKを送り、それぞれがデータの一部だけを確認します。このようなACKごとにcwndをSMSS増加させるTCPでは、ネットワークに注入するデータ量が不適切に膨張します。
During congestion avoidance, cwnd is incremented by roughly 1 full-sized segment per round-trip time (RTT). Congestion avoidance continues until congestion is detected. The basic guidelines for incrementing cwnd during congestion avoidance are:
輻輳回避中、cwndは往復時間（RTT）ごとにおよそフルサイズのセグメント1つ分増加します。輻輳が検出されるまで輻輳回避を続けます。輻輳回避中にcwndを増加させる基本的な指針は次のとおりです。
* MAY increment cwnd by SMSS bytes
* cwndをSMSSバイト増加させてもよいです (MAY)
* SHOULD increment cwnd per equation (2) once per RTT
* RTTごとに1回、式(2)に従ってcwndを増加させるべきです (SHOULD)
* MUST NOT increment cwnd by more than SMSS bytes
* cwndをSMSSバイトより大きく増加させてはなりません (MUST NOT)
We note that [RFC3465] allows for cwnd increases of more than SMSS bytes for incoming acknowledgments during slow start on an experimental basis; however, such behavior is not allowed as part of the standard.
[RFC3465]は、実験的な扱いとして、スロースタート中に受信ACKごとにcwndをSMSSより大きく増加させることを許しています。ただし、そのような動作は標準の一部としては許可されていません。
The RECOMMENDED 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 SMSS bytes per RTT. This method both allows TCPs to increase cwnd by one segment per RTT in the face of delayed ACKs and provides robustness against ACK Division attacks.
輻輳回避中にcwndを増加させる推奨方法 (SHOULD) は、新しいデータを確認するACKによって確認されたバイト数を数えることです。（この方法の欠点は、追加の状態変数を保持する必要があることです。）確認されたバイト数がcwndに達したら、cwndを最大SMSSバイト増加できます。輻輳回避中、RTTごとにcwndをSMSSバイトより多く増加させてはなりません (MUST NOT)。この方法は、ACKが遅延する場合でもTCPがRTTごとにセグメントを1つずつ増やせるようにするとともに、ACK分割攻撃への耐性を高めます。
Another common formula that a TCP MAY use to update cwnd during congestion avoidance is given in equation (3):
TCPが輻輳回避中にcwndを更新するために使ってもよい (MAY) 別の一般的な式を、式(3)に示します。
cwnd += SMSS*SMSS/cwnd (3)
This adjustment is executed on every incoming ACK that acknowledges new data. Equation (3) 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 is acknowledging every-other packet, (3) is less aggressive than allowed -- roughly increasing cwnd every second RTT.)
この調整は、新しいデータを確認するACKを受信するたびに実行します。式(3)は、RTTごとにフルサイズのセグメント1つ分cwndを増加させる基本原則の妥当な近似です。（受信者が2パケットごとにACKを返す接続では、式(3)の増加は許容される量より控えめで、およそ2 RTTごとにcwndが増加します。）
Implementation Note: Since integer arithmetic is usually used in TCP implementations, the formula given in equation (3) can fail to increase cwnd when the congestion window is larger than SMSS*SMSS. If the above formula yields 0, the result SHOULD be rounded up to 1 byte.
実装上の注意：TCP実装では通常、整数演算を使うため、輻輳ウィンドウがSMSS*SMSSより大きい場合、式(3)ではcwndが増加しないことがあります。式の結果が0になる場合は、1バイトに切り上げるべきです (SHOULD)。
Implementation Note: Older implementations have an additional additive constant on the right-hand side of equation (3). This is incorrect and can actually lead to diminished performance [RFC2525].
実装上の注意：古い実装の中には、式(3)の右辺に加算定数を追加しているものがあります。これは誤りであり、実際に性能を低下させる可能性があります [RFC2525]。
Implementation Note: Some implementations maintain cwnd in units of bytes, while others in units of full-sized segments. The latter will find equation (3) difficult to use, and may prefer to use the counting approach discussed in the previous paragraph.
実装によってはcwndをバイト単位で管理し、別の実装ではフルサイズのセグメント単位で管理します。後者では式(3)を使いにくいため、前段落で説明したバイト数を数える方法を選ぶ場合があります。
When a TCP sender detects segment loss using the retransmission timer and the given segment has not yet been resent by way of the retransmission timer, the value of ssthresh MUST be set to no more than the value given in equation (4):
TCP送信者が再送タイマーを使ってセグメント損失を検出し、そのセグメントが再送タイマーによってまだ再送されていない場合、ssthreshを式(4)の値以下に設定しなければなりません (MUST)。
ssthresh = max (FlightSize / 2, 2*SMSS) (4)
where, as discussed above, FlightSize is the amount of outstanding data in the network.
ここで、前述のとおり、FlightSizeはネットワーク内にある未確認データの量です。
On the other hand, when a TCP sender detects segment loss using the retransmission timer and the given segment has already been retransmitted by way of the retransmission timer at least once, the value of ssthresh is held constant.
一方、TCP送信者が再送タイマーを使ってセグメント損失を検出したとき、そのセグメントがすでに再送タイマーによって一度以上再送されていれば、ssthreshの値は変更しません。
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.
実装上の注意：FlightSizeではなく単にcwndを使うのは、よくある誤りです。一部の実装では、cwndがrwndを大幅に上回る場合があるためです。
Furthermore, upon a timeout (as specified in [RFC2988]) 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.
さらに、タイムアウト時は（[RFC2988]で規定されているとおり）、cwndを損失ウィンドウLW（IWの値にかかわらず、フルサイズセグメント1つ分）以下に設定しなければなりません (MUST)。失われたセグメントを再送した後、TCP送信者はスロースタートを使い、cwndをフルサイズセグメント1つ分から新しいssthreshの値まで増加させます。その後、輻輳回避に移行します。
As shown in [FF96] and [RFC3782], slow-start-based loss recovery after a timeout can cause spurious retransmissions that trigger duplicate acknowledgments. The reaction to the arrival of these duplicate ACKs in TCP implementations varies widely. This document does not specify how to treat such acknowledgments, but does note this as an area that may benefit from additional attention, experimentation and specification.
[FF96]と[RFC3782]が示すように、タイムアウト後のスロースタートによる損失回復では、重複ACKを引き起こす不要な再送が発生する場合があります。こうした重複ACKへのTCP実装の反応は大きく異なります。この文書は、そのようなACKの扱いを規定しませんが、追加の検討、実験、仕様化が有益となり得る課題として指摘します。
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 until the loss is repaired. 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 advanced loss recovery algorithm, as outlined in section 4.3.
TCP受信者は、順序が入れ替わったセグメントを受信したとき、直ちに重複ACKを送信すべきです (SHOULD)。このACKは、セグメントが順序どおりでなく受信されたことと、次に期待するシーケンス番号を送信者に知らせます。送信者から見ると、重複ACKは複数のネットワーク問題で発生します。第一に、セグメントの損失です。この場合、失われたセグメント以降のすべてのセグメントが、損失を回復するまで重複ACKを発生させます。第二に、ネットワークによるデータセグメントの並べ替えです（特定の経路では珍しくありません [Pax97]）。最後に、ネットワークがACKまたはデータセグメントを複製した場合にも重複ACKが発生します。さらにTCP受信者は、受信セグメントがシーケンス空間のギャップの全部または一部を埋めた場合も、直ちにACKを送信すべきです (SHOULD)。これにより、4.3節で述べる再送タイムアウト、高速再送、または高度な損失回復アルゴリズムで損失から回復する送信者に、より早く情報を伝えられます。
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 (as defined in section 2, without any intervening ACKs which move SND.UNA) 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送信者は、受信した重複ACKに基づいて損失を検出し修復するため、「高速再送」アルゴリズムを使うべきです (SHOULD)。高速再送では、セグメントが失われた兆候として、3つの重複ACKの到着を使います（2節の定義に従い、SND.UNAを進めるACKが間に入らない場合）。3つの重複ACKを受信すると、TCPは再送タイマーの満了を待たずに、欠落したとみられるセグメントを再送します。
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, since loss is an indication of congestion).
高速再送アルゴリズムが欠落したとみられるセグメントを送信すると、その後、重複でないACKが届くまで高速回復アルゴリズムが新しいデータの送信を制御します。スロースタートを行わないのは、重複ACKの受信がセグメント損失を示すだけでなく、セグメントがネットワークから出ていった可能性が高いことも示すためです（ただし、ネットワークが大量にセグメントを複製している場合は、この推論は成り立ちません）。受信者が重複ACKを生成できるのはセグメントを受信した場合だけなので、そのセグメントはネットワークを離れて受信者のバッファーに入っており、ネットワークリソースを消費していません。また、ACKクロック [Jac88] が維持されるため、TCP送信者は新しいセグメントを送り続けられます。ただし、損失は輻輳を示すため、縮小したcwndを使って送信を続ける必要があります。
The fast retransmit and fast recovery algorithms are implemented together as follows.
高速再送と高速回復は、次のように一体として実装します。
1. On the first and second duplicate ACKs received at a sender, a TCP SHOULD send a segment of previously unsent data per [RFC3042] provided that the receiver's advertised window allows, the total FlightSize would remain less than or equal to cwnd plus 2*SMSS, and that new data is available for transmission. Further, the TCP sender MUST NOT change cwnd to reflect these two segments [RFC3042]. Note that a sender using SACK [RFC2018] MUST NOT send new data unless the incoming duplicate acknowledgment contains new SACK information.
2. When the third duplicate ACK is received, a TCP MUST set ssthresh to no more than the value given in equation (4). When [RFC3042] is in use, additional data sent in limited transmit MUST NOT be included in this calculation.
2. 3つ目の重複ACKを受信したら、TCPはssthreshを式(4)で与えられる値以下に設定しなければなりません (MUST)。[RFC3042]のLimited Transmitを使う場合、そこで送信した追加データをこの計算に含めてはなりません (MUST NOT)。
3. The lost segment starting at SND.UNA MUST be retransmitted and cwnd set 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.
3. SND.UNAから始まる失われたセグメントを再送し、cwndをssthresh + 3*SMSSに設定しなければなりません (MUST)。これにより、ネットワークから出て受信者にバッファーされた3セグメント分だけ、輻輳ウィンドウを人為的に「膨張」させます。
4. For each additional duplicate ACK received (after the third), cwnd MUST be incremented by SMSS. This artificially inflates the congestion window in order to reflect the additional segment that has left the network.
4. 3つ目以降の重複ACKを受信するたびに、cwndをSMSSだけ増加させなければなりません (MUST)。これにより、ネットワークから出ていった追加セグメントを反映して、輻輳ウィンドウを人為的に膨張させます。
Note: [SCWA99] discusses a receiver-based attack whereby many bogus duplicate ACKs are sent to the data sender in order to artificially inflate cwnd and cause a higher than appropriate sending rate to be used. A TCP MAY therefore limit the number of times cwnd is artificially inflated during loss recovery to the number of outstanding segments (or, an approximation thereof).
注：[SCWA99]では、受信者が大量の偽の重複ACKをデータ送信者に送り、cwndを人為的に膨張させて不適切に高い送信レートを使わせる攻撃を説明しています。そのためTCPは、損失回復中にcwndを人為的に膨張させる回数を、未確認セグメント数（またはその近似値）までに制限してもかまいません (MAY)。
Note: When an advanced loss recovery mechanism (such as outlined in section 4.3) is not in use, this increase in FlightSize can cause equation (4) to slightly inflate cwnd and ssthresh, as some of the segments between SND.UNA and SND.NXT are assumed to have left the network but are still reflected in FlightSize.
注：4.3節に示すような高度な損失回復機構を使わない場合、FlightSizeの増加によって式(4)がcwndとssthreshをわずかに過大にすることがあります。これは、SND.UNAからSND.NXTまでのセグメントの一部がネットワークを離れたと仮定されても、FlightSizeにはまだ反映されているためです。
5. When previously unsent data is available and the new value of cwnd and the receiver's advertised window allow, a TCP SHOULD send 1*SMSS bytes of previously unsent data.
5. まだ送信していないデータがあり、新しいcwndの値と受信者の広告ウィンドウが許す場合、TCPは未送信データを1*SMSSバイト送るべきです (SHOULD)。
6. When the next ACK arrives that acknowledges previously unacknowledged data, a TCP MUST set cwnd to ssthresh (the value set in step 2). This is termed "deflating" the window.
6. 以前は未確認だったデータを確認する次のACKが届いたら、TCPはcwndをssthresh（ステップ2で設定した値）にしなければなりません (MUST)。これをウィンドウの「収縮」と呼びます。
This ACK should be the acknowledgment elicited by the retransmission from step 3, 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は通常、ステップ3で再送したセグメントに対する確認応答であり、再送から1 RTT後に届くはずです（ただし、受信者でデータセグメントの順序が大きく入れ替わる場合は、より早く届くことがあります）。また、いずれも失われていなければ、このACKは失われたセグメントから3つ目の重複ACKを受信するまでの間に送信された中間セグメントをすべて確認するはずです。
Note: This algorithm is known to generally not recover efficiently from multiple losses in a single flight of packets [FF96]. Section 4.3 below addresses such cases.
注：このアルゴリズムは、パケットの1回の送信中に複数の損失が起きると、一般に効率よく回復できないことが知られています [FF96]。4.3節でこのような場合を扱います。
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. In addition, changing network conditions may have rendered TCP's notion of the available end-to-end network capacity between two endpoints, as estimated by cwnd, inaccurate during the course of a long idle period.
前述のTCP輻輳制御アルゴリズムには、TCPが比較的長い間アイドル状態だった後、不適切な量のトラフィックを一度に送信する可能性があるという既知の問題があります。アイドル期間後は、すべてのACKがネットワークからなくなっているため、TCPはACKクロックを使って新しいセグメントをネットワークへ送り出せません。そのため前述のとおり、TCPはアイドル期間後にcwnd分のデータを回線速度で一気に送信することがあります。また、長いアイドル期間中にネットワークの状態が変わると、cwndで推定した2つのエンドポイント間で利用できるエンドツーエンドの容量が不正確になっている可能性があります。
[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 transmission begins.
[Jac88]は、比較的長いアイドル期間の後、TCPがスロースタートで送信を再開することを推奨しています。スロースタートは転送開始時と同様にACKクロックを再開します。この方式は次のように広く導入されています。TCPが再送タイムアウト時間より長くセグメントを受信していない場合、送信開始前にcwndを再開ウィンドウ（RW）の値まで下げます。
For the purposes of this standard, we define RW = min(IW,cwnd).
この標準では、RW = min(IW, cwnd) と定義します。
Using the last time a segment was received to determine whether or not to decrease cwnd can fail to deflate cwnd in the common case of persistent HTTP connections [HTH98]. In this case, a Web server receives a request before transmitting data to the Web client. 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.
最後にセグメントを受信した時刻を使ってcwndを減らすかどうか判断すると、持続的なHTTP接続 [HTH98] でよくある状況ではcwndを十分に下げられない場合があります。この場合、WebサーバーはWebクライアントにデータを送信する前に要求を受け取ります。要求を受信すると接続がアイドルだったという判定が成立せず、TCPが不適切に大きなcwndで送信を開始する可能性があります。
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、再送タイムアウトを超える間隔でデータを送信していないTCPは、送信開始前にcwndをRW以下に設定すべきです (SHOULD)。
The delayed ACK algorithm specified in [RFC1122] SHOULD be used by a TCP receiver. When using delayed ACKs, 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.
[RFC1122]で規定されている遅延ACKアルゴリズムをTCP受信者は使うべきです (SHOULD)。遅延ACKを使う場合、TCP受信者は確認応答を過度に遅らせてはなりません (MUST NOT)。具体的には、フルサイズのセグメントを少なくとも2つ受信するごとにACKを生成すべきです (SHOULD)。また、最初の未確認パケットが到着してから500ミリ秒以内にACKを生成しなければなりません (MUST)。
The requirement that an ACK "SHOULD" be generated for at least every second full-sized segment is listed in [RFC1122] 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 [RFC2525] and the references therein for a discussion of the possible performance problems with generating ACKs less frequently than every second full-sized segment.
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 [RFC1122], 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 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.
場合によっては、フルサイズセグメントの定義について送信者と受信者の見解が一致しません。受信者が送信者から新しいデータを2*RMSSバイト受信するたびに少なくとも1つのACKを送れば、この要件に適合するとみなされます。ここでRMSSは受信者が送信者に指定した最大セグメントサイズです。接続確立時に受信者がMSSオプションを指定しない場合は、[RFC1122]に従って既定値の536バイトです。最大転送単位（MTU）、Path MTU探索アルゴリズム、その他の要因により、送信者がRMSSより小さなセグメントサイズを使わざるを得ない場合があります。たとえば、受信者がRMSSとしてXバイトを通知しても、Path MTU探索（または送信者側MTU）の結果、送信者がYバイト（Y < X）のセグメントを使う場合です。受信者がACKを送る前に2*Xバイトの到着を待つと、Stretch ACKが生成されます。この場合、Yバイトのセグメントが2つより多く到着するまでACKが送信されません。具体的なアルゴリズムは定めませんが、サイズにかかわらず少なくとも2セグメントごとにACKを送るなどして、受信者がこの状況を避けることが望ましいです。最後に、2つ目のフルサイズセグメントを待つ場合でも、ACKを500ミリ秒を超えて遅らせてはなりません (MUST NOT)。
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.
損失回復を早めるため、順序が入れ替わったデータセグメントには直ちにACKを返すべきです (SHOULD)。高速再送アルゴリズムを起動するため、受信者はシーケンス空間のギャップより後のデータセグメントを受信したら、直ちに重複ACKを送るべきです (SHOULD)。損失から回復中の送信者に情報を返すため、受信者はシーケンス空間のギャップの全部または一部を埋めるデータセグメントを受信したときも、直ちにACKを送るべきです (SHOULD)。
A number of loss recovery algorithms that augment fast retransmit and fast recovery have been suggested by TCP researchers and specified in the RFC series. While some of these algorithms are based on the TCP selective acknowledgment (SACK) option [RFC2018], such as [FF96], [MM96a], [MM96b], and [RFC3517], others do not require SACKs, such as [Hoe96], [FF96], and [RFC3782]. The non-SACK algorithms use "partial acknowledgments" (ACKs that cover previously unacknowledged 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.
高速再送と高速回復を補強する損失回復アルゴリズムが、TCP研究者からいくつも提案され、RFCシリーズで規定されています。[FF96]、[MM96a]、[MM96b]、[RFC3517]など、TCPの選択的確認応答（SACK）オプション [RFC2018] に基づくアルゴリズムもあります。一方、[Hoe96]、[FF96]、[RFC3782]など、SACKを必要としないものもあります。SACKを使わないアルゴリズムは「部分ACK」（以前は未確認だったデータを確認するものの、損失検出時点で未確認だったデータすべては確認しないACK）を使って再送を起動します。この文書は高速再送／高速回復を改善する特定のアルゴリズムを標準化しませんが、前述の基本4アルゴリズムの一般原則に従う限り、こうした拡張アルゴリズムも暗黙に許容されます。
That is, when the first loss in a window of data is detected, ssthresh MUST be set to no more than the value given by equation (4). 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.
つまり、データウィンドウ内で最初の損失を検出したとき、ssthreshを式(4)の値以下に設定しなければなりません (MUST)。次に、該当するデータウィンドウ内の失われたセグメントをすべて修復するまで、各RTTで送信するセグメント数は、損失検出時点の未確認セグメント数の半分以下でなければなりません (MUST)。最後に、そのウィンドウ内の損失をすべて再送できた後、cwndをssthresh以下に設定しなければならず (MUST)、以後cwndを増やすには輻輳回避を使わなければなりません (MUST)。連続する2つのデータウィンドウで損失が起きた場合、または再送したセグメントが失われた場合は、輻輳が2回発生したものとして扱うべきです。そのため、この場合はcwndとssthreshを2回下げなければなりません (MUST)。
We RECOMMEND that TCP implementors employ some form of advanced loss recovery that can cope with multiple losses in a window of data. The algorithms detailed in [RFC3782] and [RFC3517] conform to the general principles outlined above. We note that while these are not the only two algorithms that conform to the above general principles these two algorithms have been vetted by the community and are currently on the Standards Track.
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.
この文書では、再送タイムアウトや重複ACKの到着時にTCPの送信レートを下げることを求めています。そのため攻撃者は、データパケットやその確認応答を失わせたり、過剰な数の重複ACKを偽造したりして、TCP接続の性能を低下させることができます。
In response to the ACK division attack outlined in [SCWA99], this document RECOMMENDS increasing the congestion window based on the number of bytes newly acknowledged in each arriving ACK rather than by a particular constant on each arriving ACK (as outlined in section 3.1).
[SCWA99]で説明されているACK分割攻撃への対策として、この文書は、到着するACKごとに一定量を加えるのではなく、それぞれのACKで新たに確認されたバイト数に基づいて輻輳ウィンドウを増加させることを推奨します（3.1節を参照）。
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ち、輻輳崩壊を避けるため、かなりの程度これらのアルゴリズムが正しく実装されることに依存しています。攻撃者は、過剰な重複ACKや新しいデータに対する過剰な確認応答を偽造し、輻輳時にTCPエンドポイントがより積極的に応答するよう仕向けることができます。そのような攻撃によって、ネットワークの一部が輻輳崩壊に陥る可能性もあります。
[RFC2001] was extensively rewritten editorially and it is not feasible to itemize the list of changes between [RFC2001] and [RFC2581]. The intention of [RFC2581] was to not change any of the recommendations given in [RFC2001], but to further clarify cases that were not discussed in detail in [RFC2001]. Specifically, [RFC2581] suggested what TCP connections should do after a relatively long idle period, as well as specified and clarified some of the issues pertaining to TCP ACK generation. Finally, the allowable upper bound for the initial congestion window was raised from one to two segments.
A specific definition for "duplicate acknowledgment" has been added, based on the definition used by BSD TCP.
BSD TCPで使われている定義に基づき、「重複ACK」の具体的な定義を追加しました。
The document now notes that what to do with duplicate ACKs after the retransmission timer has fired is future work and explicitly unspecified in this document.
再送タイマーが満了した後に重複ACKをどう扱うかは今後の課題であり、この文書では明示的に規定していないことを記しました。
The recommended initial value for ssthresh has been changed to say that it SHOULD be arbitrarily high, where it was previously MAY. This is to provide additional guidance to implementors on the matter.
ssthreshの推奨初期値について、任意に高く設定すべきです (SHOULD) とし、従来の任意設定 (MAY) から変更しました。この変更は、この点に関する実装者への指針を補うものです。
During slow start, the usage of Appropriate Byte Counting [RFC3465] with L=1*SMSS is explicitly recommended. The method of increasing cwnd given in [RFC2581] is still explicitly allowed. Byte counting during congestion avoidance is also recommended, while the method from [RFC2581] and other safe methods are still allowed.
The treatment of ssthresh on retransmission timeout was clarified. In particular, ssthresh must be set to half the FlightSize on the first retransmission of a given segment and then is held constant on subsequent retransmissions of the same segment.
再送タイムアウト時のssthreshの扱いを明確にしました。特に、あるセグメントを初めて再送するときはssthreshをFlightSizeの半分に設定し、同じセグメントをその後再送するときは値を一定に保ちます。
The description of fast retransmit and fast recovery has been clarified, and the use of Limited Transmit [RFC3042] is now recommended.
高速再送と高速回復の説明を明確にし、Limited Transmit [RFC3042] の使用を推奨するようにしました。
TCPs now MAY limit the number of duplicate ACKs that artificially inflate cwnd during loss recovery to the number of segments outstanding to avoid the duplicate ACK spoofing attack described in [SCWA99].
[SCWA99]で説明されている重複ACK偽造攻撃を避けるため、TCPは損失回復中にcwndを人為的に膨張させる重複ACKの数を、未確認セグメント数までに制限してもよいことになりました (MAY)。
The restart window has been changed to min(IW,cwnd) from IW. This behavior was described as "experimental" in [RFC2581].
再開ウィンドウをIWからmin(IW, cwnd)に変更しました。この動作は[RFC2581]では「実験的」と説明されていました。
It is now recommended that TCP implementors implement an advanced loss recovery algorithm conforming to the principles outlined in this document.
TCP実装者には、この文書の原則に準拠する高度な損失回復アルゴリズムを実装することが推奨されるようになりました。
The security considerations have been updated to discuss ACK division and recommend byte counting as a counter to this attack.
セキュリティ上の考慮事項を更新し、ACK分割について説明するとともに、この攻撃への対策としてバイト数の計数を推奨しました。
The core algorithms we describe were developed by Van Jacobson [Jac88, Jac90]. In addition, Limited Transmit [RFC3042] was developed in conjunction with Hari Balakrishnan and Sally Floyd. The initial congestion window size specified in this document is a result of work with Sally Floyd and Craig Partridge [RFC2414, RFC3390].
ここで説明する中核アルゴリズムはVan Jacobson [Jac88, Jac90] が開発しました。また、Limited Transmit [RFC3042] はHari BalakrishnanとSally Floydが共同で開発しました。この文書で規定する初期輻輳ウィンドウのサイズは、Sally FloydとCraig Partridgeによる研究の成果です [RFC2414, RFC3390]。
W. Richard ("Rich") Stevens wrote the first version of this document [RFC2001] and co-authored the second version [RFC2581]. This present version much benefits from his clarity and thoughtfulness of description, and we are grateful for Rich's contributions in elucidating TCP congestion control, as well as in more broadly helping us understand numerous issues relating to networking.
We wish to emphasize that the shortcomings and mistakes of this document are solely the responsibility of the current authors.
この文書にある欠点や誤りについては、現著者だけが責任を負うことを強調します。
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.
この文書の一部は、W. Richard Stevens著「TCP/IP Illustrated, Volume 1: The Protocols」（Addison-Wesley, 1994）と、Gary R. WrightおよびW. Richard Stevens著「TCP/IP Illustrated, Volume 2: The Implementation」（Addison-Wesley, 1995）から採られています。これらの資料はAddison-Wesleyの許可を得て使用しています。
Anil Agarwal, Steve Arden, Neal Cardwell, Noritoshi Demizu, Gorry Fairhurst, Kevin Fall, John Heffner, Alfred Hoenes, Sally Floyd, Reiner Ludwig, Matt Mathis, Craig Partridge, and Joe Touch contributed a number of helpful suggestions.
Anil Agarwal、Steve Arden、Neal Cardwell、Noritoshi Demizu、Gorry Fairhurst、Kevin Fall、John Heffner、Alfred Hoenes、Sally Floyd、Reiner Ludwig、Matt Mathis、Craig Partridge、Joe Touchから有益な提案をいただきました。
[RFC793] Postel, J., "Transmission Control Protocol", STD 7, RFC 793, September 1981.
[RFC793] Postel, J., "Transmission Control Protocol", STD 7, RFC 793, September 1981.
[RFC1122] Braden, R., Ed., "Requirements for Internet Hosts - Communication Layers", STD 3, RFC 1122, October 1989.
[RFC1122] Braden, R., Ed., "Requirements for Internet Hosts - Communication Layers", STD 3, RFC 1122, October 1989.
[RFC1191] Mogul, J. and S. Deering, "Path MTU discovery", RFC 1191, November 1990.
[RFC1191] Mogul, J. and S. Deering, "Path MTU discovery", RFC 1191, November 1990.
[RFC2119] Bradner, S., "Key words for use in RFCs to Indicate Requirement Levels", BCP 14, RFC 2119, March 1997.
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[RFC3168] Ramakrishnan, K., Floyd, S., and D. Black, "The Addition of Explicit Congestion Notification (ECN) to IP", RFC 3168, September 2001.
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[RFC3390] Allman, M., Floyd, S., and C. Partridge, "Increasing TCP's Initial Window", RFC 3390, October 2002.
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[RFC3465] Allman, M., "TCP Congestion Control with Appropriate Byte Counting (ABC)", RFC 3465, February 2003.
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[RFC3517] Blanton, E., Allman, M., Fall, K., and L. Wang, "A Conservative Selective Acknowledgment (SACK)-based Loss Recovery Algorithm for TCP", RFC 3517, April 2003.
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[RFC3782] Floyd, S., Henderson, T., and A. Gurtov, "The NewReno Modification to TCP's Fast Recovery Algorithm", RFC 3782, April 2004.
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[RFC4821] Mathis, M. and J. Heffner, "Packetization Layer Path MTU Discovery", RFC 4821, March 2007.
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[SCWA99] Savage, S., Cardwell, N., Wetherall, D., and T. Anderson, "TCP Congestion Control With a Misbehaving Receiver", ACM Computer Communication Review, 29(5), October 1999.
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[Ste94] Stevens, W., "TCP/IP Illustrated, Volume 1: The Protocols", Addison-Wesley, 1994.
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[WS95] Wright, G. and W. Stevens, "TCP/IP Illustrated, Volume 2: The Implementation", Addison-Wesley, 1995.
[WS95] Wright, G. and W. Stevens, "TCP/IP Illustrated, Volume 2: The Implementation", Addison-Wesley, 1995.
Mark Allman International Computer Science Institute (ICSI) 1947 Center Street Suite 600 Berkeley, CA 94704-1198 Phone: +1 440 235 1792 EMail: mallman@icir.org http://www.icir.org/mallman/
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Vern Paxson International Computer Science Institute (ICSI) 1947 Center Street Suite 600 Berkeley, CA 94704-1198 Phone: +1 510/642-4274 x302 EMail: vern@icir.org http://www.icir.org/vern/
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Ethan Blanton Purdue University Computer Sciences 305 North University Street West Lafayette, IN 47907 EMail: eblanton@cs.purdue.edu http://www.cs.purdue.edu/homes/eblanton/
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