Linux 4.9内核的发布，最令人兴奋的特性当属BBR算法了，这个算法的发布让4.9内核简直成了一个里程碑。在4.9内核发布之前，我就详细分析过BBR算法的诸多细节，我的感情色彩从推崇到平淡直到冷漠和咒骂，我个人在刚刚刨去了对BBR的无知而黄袍加身给它的光环后，从头来看，我应该在最初的“推崇”前面加上盲目两个字，是为“盲目推崇”。
在我盲目到一定程度而彻底迷失之前，我仔细研究了与TCP无关但与BBR相关的很多细节，包括骨干网拓扑，时下流行的几款Cisco设备的转发细节(比如Cisco Nexus 95xx系列)，以及SDN网络的配置，发现BBR根本就不是一个独立的模块，它完全做不到像CUBIC算法那样的独立收敛，它依赖的外部环境太多太精细，以至于它完全不通用。如果你测试了BBR，并且结果还不错，就像Google的报告中显示的那般，那么恭喜你，你的网络环境与Google的无异，如果你的测试结果不达预期，那么同样恭喜，因为根本没人预期它的表现能有多好，庸人自扰之。Google的测试报告非常严谨，只是说“在….情况下，BBR针对传统TCP的加速比达到…”。
你可知，这个加速比是路由器在摆脱了N加速比之后释放给BBR的额外恩惠，你知道路由器出口排队的N加速比是什么意思吗？我简单点描述好了，路由器的每个出口队列容量必须是其它所有N个入口处理带宽之和的数量级与线速系数的乘积(理论上队列容量要等于入口带宽之和，但考虑到线速转发，队列容量要远远小于这个值)，这就是N加速比问题。目前骨干路由器交换机大多数是出口队列，这样N加速比问题就会带来一个很严重的后果，即BufferBloat！我们知道，骨干节点的带宽都是很大的，且节点的出入度都很高，N加速比问题带来的结果就是出口队列非常大(这就是深队列)，然而如何保证每个入口只用其中的1/N呢？这就是各式各样的队列规则和调度算法的范畴了，这就是说，在队列规则和调度算法不区分五元组的情况下，深队列缓存很容易被误用！遗憾的是，骨干路由节点很少会关注五元组信息，虽然各种队列管理机制，哈希算法等宗旨都是为了保证“公平”，但是公平的原则是建立在信息量足够的基础之上的。大多数的队列缓存又是共享缓存，所以误用队列缓存的各种流量就非常多了。作为技术洁癖患者，我认为TCP亵渎了IP，你觉得呢？这是我恶心TCP的理由之一。
比如说，由于运营商一般会对UDP流量进行策略化监管或者限速，目前，有一种非常简单的UDP双边加速的方式就是，仅仅将协议号由UDP改成TCP即可！而UDP允许一定程度的丢包，所以说，路由器交换机的AQM对其而言，就是刑不上大夫！
SDN网络或者大型企业骨干网络相比上述的运营商骨干(包括分层的接入，汇聚，核心，跨BGP…)，就简单多了。
在SDN网络或者新建的大型企业骨干节点，N加速比问题几乎被排除了。为什么呢？因为这种网络的流量非常容易被调度到一个足够均衡的平衡点。虽然在拓扑复杂性上，骨干网是极其复杂的，然而在流量复杂性上，却又是十分简单，因此控制平面和管理平面可以设计的非常简洁，用以指导数据平面在上述平衡点附近的高效转发。
BBR算法在此处发力！
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可是在你身边又有哪个声称搞TCP的人会去了解上面那些事情呢？
当然，我说这话有点偏见，因为我本身就喜欢上面说的那些路由器呀交换机呀等东西，并且持续了11年，我比较恶心TCP协议以及Socket之类的，并且恶心了11年，所以说在我的字里行间充斥着不公平的诅咒！
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Linux 4.9发布了，大部分并不知所以然的所谓跟风者开始YY了，YY BBR多么多么神奇，多么有望取代CUBIC成为默认拥塞算法…YY它可以超过CUBIC几十倍…那不过是一组你看到的数据，到我这里测试说不定就是渣渣！我上半年也写过一个算法，在我的测试环境下可以秒CUBIC十几倍，可为什么它即便在我个人这里也销声匿迹了呢？
我不喜欢把“场景”这个词用在网络上，我觉得用“属性”这个词更好。场景是可变的，而属性则是固有的。我来简单描述一下BBR适用于什么样子属性的网络。先说结论吧，BBR适用于稳定性比较好的网络。我以道路来做类比，就是两类，一个是高速公路以及城市快速路，一个是展现城市窗口的道路，总之就是秩序感比较强的那种。然而在我们的生活中，80%的时间我们会花在“最后一公里”的道路上，这是一个80/20原则！正是那最后一公里拖慢了整体的效率！
BBR比较适合跑在从一个收费站到另一个收费站之间，或者沿着长安街从东单跑到西单，要么就是沿着世纪大道从陆家嘴跑到世纪公园，一旦拐到小胡同里，就分分钟成渣了。这并没有说BBR不好，就像从来都没有人说兰博基尼不好一样，但是买辆兰博基尼在胡同里开的，要么是为了装逼，要么就是傻逼。
我来根据BBR的状态机画一幅其速度/时间的草图：
一旦发生带宽抖动，BBR将不得不承受“带宽无法充分利用”(带宽向上抖动)或者“保守导致激进”(带宽向下抖动)…不管怎么说，基于内部伺服器的策略都是一厢情愿的轮询做法，它的高效性完全建立在其对整个场景的充分理解基础之上，否则，BBR必须为自己的自行其是付出代价！
温州皮鞋厂老板非常鄙视这种不知其所以然的盲目测试，这一点的认同使得我和温州老板成了朋友。还记得当年评估Intel 82599网卡特性的时候，我告诉过他们，到底是轮询还是中断，完全取决于你对流量属性的感知程度，你要充分测量流量的每一个细节！在这一点上，BBR看样子是做对了！然而，我腻了！
温州老板这么周末要研究下BBR算法，另嘱咐我写一篇关于BBR的科普文章，我本来想答应，但是周末要加班，就只能拖延。我自认为我写一篇可以让任何人看懂的科普性的BBR文章并不太难，我相信自己有这个能力，但是最终，我还是只能拖延，我对温州老板表示抱歉。
从上图可以看到一个值得优化的地方，那就是下面的函数：
- static bool bbr_is_next_cycle_phase(struct sock *sk,
- const struct rate_sample *rs)
- {
- struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
- struct bbr *bbr = inet_csk_ca(sk);
- bool is_full_length =
- skb_mstamp_us_delta(&tp->delivered_mstamp, &bbr->cycle_mstamp) >
- bbr->min_rtt_us;
- u32 inflight, bw;
- /* The pacing_gain of 1.0 paces at the estimated bw to try to fully
- * use the pipe without increasing the queue.
- */
- if (bbr->pacing_gain == BBR_UNIT)
- return is_full_length; /* just use wall clock time */
- inflight = rs->prior_in_flight; /* what was in-flight before ACK? */
- bw = bbr_max_bw(sk);
- /* A pacing_gain > 1.0 probes for bw by trying to raise inflight to at
- * least pacing_gain*BDP; this may take more than min_rtt if min_rtt is
- * small (e.g. on a LAN). We do not persist if packets are lost, since
- * a path with small buffers may not hold that much.
- */
- if (bbr->pacing_gain > BBR_UNIT)
- return is_full_length &&
- (rs->losses || /* perhaps pacing_gain*BDP won’t fit */
- inflight >= bbr_target_cwnd(sk, bw, bbr->pacing_gain));
- /* A pacing_gain < 1.0 tries to drain extra queue we added if bw
- * probing didn’t find more bw. If inflight falls to match BDP then we
- * estimate queue is drained; persisting would underutilize the pipe.
- */
- // 如果这里的“||”换成“&&”，将会如何呢？
- return is_full_length ||
- inflight <= bbr_target_cwnd(sk, bw, BBR_UNIT);
- }
就着这个细节，我想来谈一下BBR的抢占性。
BBR的问题在于对带宽变化的不敏感，所以可以看出在上图中两个红色椭圆处会损失带宽，一旦有新的空余带宽，BBR必须等到ProbeMore的增益周期才能发现，而在此之前，可能新的空余带宽已经被别的流抢占了。我们来看一下为什么BBR要在ProbeMore增益周期一次性达到最大的可用带宽，因为BBR在1/4的增益后，新的实际带宽马上就可以在下一个RTT反馈回来，简单点说，BBR的发送速率多了1/4，在一个RTT后，它会发现根据ACK反馈回来的数据计算出的实际带宽真的也增加了1/4，只要能持续收到“美梦成真”的反馈，BBR就会一直继续增速，期待继续可以“美梦成真”！
这一点可以看出，如果在ProbeMore周期，BBR的抢占性是很强的，只要增加的发送速率一直能带来增加的反馈速率，这个过程就一直继续，然而可能其它的数据流并不会等到BBR到达ProbeMore周期就把带宽抢完了！在ProbeBW状态下，ProbeMore只有一次机会，接下来会短暂的ProbeDrain，然后就是6个平稳的发送周期，大约会持续6个RTT的时间，在这段时间内发生的任何事情，BBR都无法感知！会发生什么事情呢？很简单，要么可用带宽增加了，要么可用带宽减少了，如果是减少了，在时间窗口内，以最大的带宽发送数据将会造成丢包，BBR并不识别丢包而降速，所以此时BBR的行为就会比较激进，直到新的ProbeMore之后退出后的ProbeDrain周期！问题在于，收敛到已经减少的可用带宽，需要多个RTT！这又是为什么？
为什么不能像ProbeMore一样，一次性收敛到新的可用带宽呢？
原因很简单，因为不管什么情况，只要你主动降速，ACK马上就能把降速的效果反馈回来，这是100%确定的，没有任何信号告诉你“降速已经够了”！所以说，每轮降速一次就是一个合理的选择，因此可以说，对于BBR而言，实际上是乘性增，加性减的！这种策略用于补偿其对带宽变化的不敏感性！
因此，可以说，BBR的模型是一个探测并使用可用带宽的模型，所依赖是其精细测量出来的rate_sample数据，这不是一个自动收敛的模型，和Reno/CUBIC完全不同。在Reno/CUBIC那里，算法对诸如rate_sample的细节是完全无知的，仅仅依靠ACK Clock就可以驱动算法的运作，最终收敛到一个公平的平衡点。
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我们再看本文中的唯一图示，发现点什么吗？如果你开着一辆车在高速公路上，你会体会到这幅图的深意。
如果你的前车不违规，那么按照跟车距离200米来算，你的大部分时间都处在匀速状态，在不考虑限速120的前提下，你可能会隔一段时间尝试一下更快的速度，但是发现前车并没有提速的情况下，你会慢下来回归原来的速度，宗旨就是保持跟车200米。
然而，如果你在胡同里开车，BBR的原则将完全失效！请参考上图来想象一下你在以下的道路上开车：上海嘉定区叶城路，仓场路，博乐路，深圳宝安区宝安大道，安阳市文峰中路…BBR并不是无级变速，它比较类似与换挡变速机制。加速快，刹车慢。
………
如今，Linux 4.9内核的发布，BBR骚动了全场，然而令人悲哀！太多的连什么是TCP都不懂的人要求测试BBR，这让我感到复杂并且悲伤！
座椅爆炸！经理爆炸！
我的措辞表达了温州老板的内心，我的措辞表达了王姐姐的内心，我在写这些措辞的时候无时无刻不在想着跟小雨对骂的加班的2012年12月29日。
如今，BBR令人躁动不安，把Google的那几个人推向神坛。我由于是国内首批接触BBR的那帮人，在4.9内核发布前就写了几篇文章，很多人给我发邮件，有大量要求加速网络的，有大量要求入职的(甚至包括我现在的公司同事…)，有拉私活的，但唯独很少有技术交流的(略有一二，已经加为好友并交谈甚久)，敢问你们懂BBR吗？4.9内核一发布，一窝蜂的全出来了，典型的XX拿来主义，XX拿数据说话！
我敢说，BBR无法为你们大多数人带来可观的数据，因为Yuchung Cheng和Neal Cardwell也是揍一拳会趴下的凡人，也不是吃一口屎一口翔香的猛士！但是不可否认，Yuchung Cheng和Neal Cardwell比大多数人更了解自己的网络的属性，更知道SDN的细节，而这些正是TCP程序员所忽略的！如果不了解这些，那就是劣根性带来的悲哀！绝大多数搞TCP的程序员，喜欢掰扯，且根本不懂网络，然而显得装逼，我不屑为伍，以前我是据理力争，然而现在不了。
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Linux 4.9发布了，让很多人躁动了，这让人不安！
对于TCP拥塞控制策略，任何人说任何话都可以自圆其说，就像任何人在任何地点可以评论股市一样！不妄言，甚至闭口不言，宁愿充当哑巴是最明智的，但这并不意味着其它所有人都是智者！
你可以拿BBR数据来炫耀，同时也可以来打脸，但这仅仅是你的数据，如果你不明白上图中的细节，那么，BBR对于你来讲，和CUBIC有区别吗？哈哈！我依然会保持沉默。
———就像何勇在红磡演唱会时抹鼻屎到镜头后说的话一样，我说：我不在乎得罪所有人！
———再次声明，我不在乎高效，我只在乎公平，这是演化论决定的，推荐一本我正在看的书《盲眼钟表匠》。