Τμήμα Επιστήμης Υπολογιστών, Πανεπιστήμιο Κρήτης

Παρουσίαση με θέμα: "Τμήμα Επιστήμης Υπολογιστών, Πανεπιστήμιο Κρήτης"— Μεταγράφημα παρουσίασης:

1 Τμήμα Επιστήμης Υπολογιστών, Πανεπιστήμιο Κρήτης
TCP Μαρία Παπαδοπούλη Τμήμα Επιστήμης Υπολογιστών, Πανεπιστήμιο Κρήτης Χειμερινό εξάμηνο Κεφάλαιa 3.5, 3.6, 3.7 των Kurose/Ross ΗΥ335 TCP

2 Στόχος μας είναι η κατανόηση των:
TCP Στόχος μας είναι η κατανόηση των: principles behind TCP: reliable data transfer flow control congestion control TCP

3 Internet transport-layer protocols
unreliable, unordered delivery: UDP no-frills extension of “best-effort” IP reliable, in-order delivery: TCP congestion control flow control connection setup services not available: delay guarantees bandwidth guarantees application transport network data link physical logical end-end transport TCP

4 TCP  TCP socket χαραχτηρίζεται απο 4 πεδία: source IP address source port number dest IP address dest port number Ο παραλήπτης χρησιμοποιεί και τα 4 πεδία για να προωθήσει το segment στο κατάλληλο socket Ενας server host μπορεί να υποστηρίξει πολλαπλά ταυτόχρονα (“παράλληλα στον χρόνο”) TCP sockets:  κάθε socket χαραχτηρίζεται από τη δική του 4-άδα Web servers έχουν διαφορετικά sockets για κάθε client που συνδέεται non-persistent HTTP έχουν διαφορετικά sockets για κάθε αίτημα TCP

5 Συμφόρηση (congestion)
10 Mbps 100 Mbps 1.5 Mbps bottleneck link Τα sources ανταγωνίζονται για τους πόρους του δικτύου, αλλά δέν έχουν γνώση των πόρων του δικτύου state of resource δεν ξέρουν την ύπαρξη η μία της άλλης Με αποτέλεσμα: Πακέτα να χάνονται (λόγω buffer overflow στους δρομολογητές) Μεγάλες καθυστερήσεις (αναμονή στις ουρές των buffers στους δρομολογητές) throughput μικρότερο από το bottleneck link (1.5Mbps for the above topology)  a.k.a. congestion collapse TCP

6 Congestion Collapse Definition: Increase in network load results in decrease of useful work done Many possible causes Spurious retransmissions of packets still in flight Classical congestion collapse How can this happen with packet conservation Solution: better timers and TCP congestion control Undelivered packets Packets consume resources and are dropped elsewhere in network Solution: congestion control for ALL traffic TCP

7 TCP: Overview RFCs: 793, 1122, 1323, 2018, 2581 full duplex data:
point-to-point: one sender, one receiver (σε αντίθεση με το multicasting) reliable, in-order byte steam: Η εφαρμογή από επάνω θα “παραλάβει” τα πακέτα στη σωστή σειρά pipelined: TCP congestion &flow control set window size Πολλά πακέτα μπορούν να έχουν σταλθεί παράλληλα και να μην έχουν γίνει ACKed send & receive buffers full duplex data: bi-directional data flow in same connection MSS: maximum segment size connection-oriented: handshaking (exchange of control msgs) init’s sender, receiver state before data exchange flow controlled: sender will not overwhelm receiver TCP

8 TCP segment structure source port # dest port # application data
32 bits application data (variable length) sequence number acknowledgement number Receive window Urg data pnter checksum F S R P A U head len not used Options (variable length) URG: urgent data (generally not used) counting by bytes of data (not segments!) ACK: ACK # valid PSH: push data now (generally not used) # bytes rcvr willing to accept RST, SYN, FIN: connection estab (setup, teardown commands) Internet checksum (as in UDP) TCP

9 Sequence Number Space Each byte in byte stream is numbered
Το TCP βλέπει τα δεδομένα σαν μια ροή δεδομένων, σειρά από bytes Ο αποστολέας στέλνει τα πακέτα σύμφωνα με τη σειρά αυτή Ο παραλήπτης θα προσπαθήσει να την “ξαναδημιουργήσει” Each byte in byte stream is numbered 32 bit value Wraps around Initial values selected at start up time TCP breaks up the byte stream in packets. Packet size is limited to the Maximum Segment Size Each packet has a sequence number Indicates where it fits in the byte stream 13450 14950 16050 17550 packet 8 packet 9 packet 10 TCP

10 TCP Connection: 3-way handshake
Step 1: client host sends TCP SYN segment to server specifies initial seq # no data Step 2: server host receives SYN, replies with SYNACK segment server allocates buffers specifies server initial seq. # Step 3: client receives SYNACK, replies with ACK segment, which may contain data TCP

11 Establishing Connection: 3-Way handshake
Each side notifies other of starting sequence number it will use for sending Why not simply chose 0? Must avoid overlap with earlier incarnation Security issues Each side acknowledges other’s sequence number SYN-ACK: Acknowledge sequence number + 1 Can combine second SYN with first ACK SYN: SeqC ACK: SeqC+1 SYN: SeqS ACK: SeqS+1 Client Server TCP

12 TCP Connection Management
Three way handshake: Step 1: client host sends TCP SYN segment to server specifies initial seq # no data Step 2: server host receives SYN, replies with SYNACK segment server allocates buffers specifies server initial seq. # Step 3: client receives SYNACK, replies with ACK segment, which may contain data Recall: TCP sender, receiver establish “connection” before exchanging data segments initialize TCP variables: seq. #s buffers, flow control info (e.g. RcvWindow) client: connection initiator Socket clientSocket = new Socket("hostname","port number"); server: contacted by client Socket connectionSocket = welcomeSocket.accept(); TCP

13 TCP Connection Management (cont.)
Closing a connection: client closes socket: clientSocket.close(); Step 1: client end system sends TCP FIN control segment to server Step 2: server receives FIN, replies with ACK. Closes connection, sends FIN client FIN server ACK close closed timed wait TCP

14 TCP Connection Management (cont.)
Step 3: client receives FIN, replies with ACK Enters “timed wait” - will respond with ACK to received FINs Step 4: server, receives ACK. Connection closed. Note: with small modification, can handle simultaneous FINs. client server closing FIN ACK closing FIN ACK timed wait closed closed TCP

15 Tearing Down Connection
Either side can initiate tear down Send FIN signal “I’m not going to send any more data” Other side can continue sending data Half open connection Must continue to acknowledge Acknowledging FIN Acknowledge last sequence number + 1 A B FIN, SeqA ACK, SeqA+1 Data ACK FIN, SeqB ACK, SeqB+1 TCP

16 Round-trip time estimation & timeout
Μηχανισμός που καθορίζει πόσο να περιμένει ο αποστολέας μέχρι να ξαναστείλει το πακέτο Ο timer (εάν ήδη δεν “τρέχει” για κάποιο άλλο segment) ξεκινά όταν το segment “παραδίδεται” στο IP επίπεδο Όταν ο timer κάνει expire το segment ξαναστέλνεται και το TCP ξεκινά ξανά τον timer  Το TCP του sender διατηρεί πληροφορία για το παλιότερο unacknowledged byte TCP

17 TCP Flow Control  TCP is a sliding window protocol
For window size n, can send up to n bytes without receiving an acknowledgement When the data is acknowledged then the window slides forward Each packet advertises a window size Indicates number of bytes the receiver has space for Original TCP always sent entire window Congestion control now limits this TCP

18 Window Flow Control: Sender Side
Sent but not acked Not yet sent Sent and acked Next to be sent TCP

19 Window Flow Control: Send Side
Packet Sent Packet Received Source Port Dest. Port Source Port Dest. Port Sequence Number Sequence Number Acknowledgment Acknowledgment HL/Flags Window HL/Flags Window D. Checksum Urgent Pointer D. Checksum Urgent Pointer Options… Options... App write acknowledged sent to be sent outside window TCP

20 Window Flow Control: Receive Side
What should receiver do? New Receive buffer Acked but not delivered to user Not yet acked window TCP

21 Ερωτήσεις για τον έλεγχο ροής
What happens if window is 0? Receiver updates window when application reads data What if this update is lost? TCP Persist state Sender periodically sends 1 byte packets Receiver responds with ACK even if it can’t store the packet Σε κάποια στιγμή το Receive Window του Receiver θα είναι ≠0, θα φανεί στο ACK και ο Sender θα ξέρει ότι μπορεί να στείλει δεδομένα TCP

22 Performance Considerations
The window size can be controlled by receiving application Can change the socket buffer size from a default (e.g. 8Kbytes) to a maximum value (e.g. 64 Kbytes) The window size field in the TCP header limits the window that the receiver can advertise TCP

23 TCP seq. #’s and ACKs Seq. #’s:  byte stream “number” of first byte in segment’s data ACKs: seq # of next byte expected from other side cumulative ACK Q: how receiver handles out-of-order segments A: TCP spec doesn’t say - up to implementor Ο παραλήπτης έχει τις παρακάτω δύο γενικές επιλογές αμέσως “πετά” τα segments που έφτασαν με λάθος σειρά, ή “κρατά” τα segments που ήρθα με λάθος σειρά και περιμένει τα λάβει πακέτα με τα bytes που “χάθηκαν/δεν έφτασαν” να καλύψουν τα κενά TCP

24 simple telnet scenario
TCP seq. #’s and ACKs Seq. #’s: byte stream “number” of first byte in segment’s data ACKs: seq # of next byte expected from other side cumulative ACK Q: how receiver handles out-of-order segments A: TCP spec doesn’t say - up to implementor Ο παραλήπτης: αμέσως “πετά” τα segments που έφτασαν με λάθος σειρά, ή “κρατά” τα segments που ήρθα με λάθος σειρά και περιμένει τα λάβει πακέτα με τα bytes που “χάθηκαν/δεν έφτασαν” να καλύψουν τα κενά Host A Host B User types ‘C’ Seq=42, ACK=79, data = ‘C’ host ACKs receipt of ‘C’, echoes back ‘C’ Seq=79, ACK=43, data = ‘C’ host ACKs receipt of echoed ‘C’ Seq=43, ACK=80 time simple telnet scenario TCP

25 TCP Round Trip Time and Timeout
Q: how to set TCP timeout value? longer than RTT  but RTT varies too short  premature timeout  unnecessary retransmissions too long: slow reaction to segment loss Q: how to estimate RTT? SampleRTT: measured time from segment transmission until ACK receipt Αγνοεί segments που έχουν φτάσει με retransmissions SampleRTT will vary, want estimated RTT “smoother” average several recent measurements, not just current SampleRTT TCP

26 TCP Round Trip Time and Timeout
EstimatedRTT = (1- )*EstimatedRTT + *SampleRTT Exponential weighted moving average influence of past sample decreases exponentially fast typical value:  = 0.125 TCP

27 Example RTT estimation:
TCP

28 TCP Round Trip Time and Timeout
Setting the timeout EstimtedRTT plus “safety margin” large variation in EstimatedRTT -> larger safety margin first estimate of how much SampleRTT deviates from EstimatedRTT: DevRTT = (1-)*DevRTT + *|SampleRTT-EstimatedRTT| (typically,  = 0.25) Then set timeout interval: TimeoutInterval = EstimatedRTT + 4*DevRTT TCP

29 TCP reliable data transfer
TCP creates rdt service on top of IP’s unreliable service Pipelined segments Cumulative acks TCP uses single retransmission timer Retransmissions are triggered by: timeout events duplicate acks Initially consider simplified TCP sender: ignore duplicate acks ignore flow control, congestion control TCP

30 TCP sender events: Data received from application: Δημιουργεί segment με seq # seq # is byte-stream αριθμός του πρώτου data byte στο segment Αρχίζει τον timer, εάν δεν “τρέχει” ήδη Ο timer κάθε φορά αντιστοιχεί στο παλιότερο unacked segment  Υπάρχει μονάχα ένας timer για το κάθε TCP flow στο host expiration interval: TimeOutInterval Timeout: Ξαναστέλνει το segment που προκάλεσε το timeout Ξανα αρχινά το timer Ack received: Εάν acknowledges παλιότερα unacked segments Ενημέρωσε τους buffers/παραμέτρους για το τι ειναι γνωστό να έχει γίνει acked Αρχισε το timer εάν υπάρχουν outstanding segments TCP

31 TCP sender (simplified)
NextSeqNum = InitialSeqNum SendBase = InitialSeqNum loop (forever) { switch(event) event: data received from application above create TCP segment with sequence number NextSeqNum if (timer currently not running) start timer pass segment to IP NextSeqNum = NextSeqNum + length(data) event: timer timeout retransmit not-yet-acknowledged segment with smallest sequence number event: ACK received, with ACK field value of y if (y > SendBase) { SendBase = y if (there are currently not-yet-acknowledged segments) } } /* end of loop forever */ TCP sender (simplified) Comment: SendBase-1: last cumulatively ack’ed byte Example: SendBase-1 = 71; y= 73, so the rcvr wants 73+ ; y > SendBase, so that new data is acked TCP

32 TCP: retransmission scenarios
Host A Seq=92, 8 bytes data ACK=100 loss timeout lost ACK scenario Host B X time Host A Host B Seq=92 timeout Seq=92, 8 bytes data Seq=100, 20 bytes data ACK=100 ACK=120 Sendbase = 100 Seq=92, 8 bytes data SendBase = 120 Seq=92 timeout ACK=120 SendBase = 100 SendBase = 120 premature timeout time TCP

33 TCP retransmission scenarios (more)
Host A Seq=92, 8 bytes data ACK=100 loss timeout Cumulative ACK scenario Host B X Seq=100, 20 bytes data ACK=120 time SendBase = 120 TCP

34 TCP ACK generation [RFC 1122, RFC 2581]
Event at Receiver Arrival of in-order segment with expected seq #. All data up to expected seq # already ACKed expected seq #. One other segment has ACK pending Arrival of out-of-order segment higher-than-expect seq. # . Gap detected Arrival of segment that partially or completely fills gap TCP Receiver action Delayed ACK. Wait up to 500ms for next segment. If no next segment, send ACK Immediately send single cumulative ACK, ACKing both in-order segments Immediately send duplicate ACK, indicating seq. # of next expected byte Immediate send ACK, provided that segment startsat lower end of gap TCP

35 Να θυμάστε TCP acks είναι cummulative
 Ενα segment που έχει ληφθεί σωστά αλλά σε λάθος σειρά δεν γίνεται ACKed από τον παραλήπτη TCP sender διατηρεί μονάχα την πληροφορία των: segment με τον μικρότερο αριθμό που έχει στείλει αλλά δεν έχει γίνει ACKed ακόμη (sendBase), καθώς και sequence αριθμό του επόμενου byte που θα πρέπει να σταλεί (NextSeqNum) TCP

36 Παράδειγμα Εστω οτι ο sender στέλνει 1,2,..., Ν segments και όλα λαμβάνονται στη σωστή σειρά δίχως λάθος από τον receiver Εστω οτι το ACK για το πακέτο n<Ν χάνεται, αλλά τα υπόλοιπα Ν-1 φτάνουν σωστά στον sender πριν το δικό τους timeout Πόσα segments θα κάνει retransmit ο sender ?  Στην χειρότερη περίπτωση μόνο το segment n.  Μάλιστα άν το ΑCK για το segment n+1 έρθει πριν το timeout του segment n, δεν θα χρειαστεί να ξανασταλθεί το segment n TCP

37 Παρατήρηση σχετικά με τα Timeout Διάστηματα
Τα timer expiration συμβαίνουν συνήθως εξαιτίας της συμφόρησης του δικτύου Πολλά πακέτα που φτάνουν σε ζεύξεις στο μονοπάτι μεταξύ του sender & receiver χάνονται ή έχουν μεγάλες καθυστερήσεις στις ουρές των δρομολογητών λόγω συμφόρησης  Εάν οι senders συνεχίσουν να ξαναστέλνουν τα πακέτα “σταθερά”, η συμφόρηση μπορεί να χειροτερεύσει Με την εκθετική αύξηση με κάθε retransmission του sender, ο TCP sender προσπαθεί “ευγενικά” να περιμένει όλο και μεγαλύτερο διάστημα TCP  Οι περισσότερες TCP υλοποιήσεις το υποστηρίζουν

38 Διπλασιάζοντας το Timeout Διάστημα
Κάθε φορά που το TCP retransmits διπλασιάζει το επόμενο timeout διάστημα αντί να θέτει την τιμή απο τον υπολογισμό των lastEstimatedRTT & DevRTT έχομε δηλαδή εκθετική αύξηση του timer μετά από κάθε retransmission  Οταν ένα από τα παρακάτω γεγονόταν συμβούν: Νεα δεδομένα προωθούνται απο την εφαρμογή για τον σχηματισμό segment Παραλαβή ενός ACK Ο timer παίρνει τιμή βάσει των lastEstimatedRTT και DevRTT  Οι περισσότερες TCP υλοποιήσεις το υποστηρίζουν TCP

39 Fast Retransmit  Time-out period often relatively long: long delay before resending lost packet Detect lost segments via duplicate ACKs  Sender often sends many segments back-to-back If segment is lost, there will likely be many duplicate ACKs If sender receives 3 ACKs for the same data, it supposes that segment after ACKed data was lost: fast retransmit: resend segment before timer expires TCP

40 Fast retransmit algorithm:
event: ACK received, with ACK field value of y if (y > SendBase) { SendBase = y if (there are currently not-yet-acknowledged segments) start timer } else { increment count of dup ACKs received for y if (count of dup ACKs received for y = 3) { resend segment with sequence number y a duplicate ACK for already ACKed segment fast retransmit TCP

41 Chapter 3 outline 3.1 Transport-layer services
3.2 Multiplexing and demultiplexing 3.3 Connectionless transport: UDP 3.4 Principles of reliable data transfer 3.5 Connection-oriented transport: TCP segment structure reliable data transfer flow control connection management 3.6 Principles of congestion control 3.7 TCP congestion control TCP

42 transmitting too much, too fast
TCP Flow Control sender won’t overflow receiver’s buffer by transmitting too much, too fast flow control Receiver TCP has a receive buffer: speed-matching service: matching the send rate to the receiving application’s drain rate application process may be slow at reading from buffer TCP

43 TCP Flow control: how it works
Receiver advertises spare room by including value of Receive Window in segments Sender limits unACKed data to Receive Window guarantees receive buffer doesn’t overflow (Suppose TCP receiver discards out-of-order segments) spare room in buffer = RcvWindow = RcvBuffer-[LastByteRcvd - LastByteRead] TCP

44 Βασικά για τον Ελεγχο Συμφόρησης
Συμφόρηση: informally: “too many sources sending too much data too fast for network to handle”  Διαφορετικό απο τον έλεγχο ροής (flow control) ! manifestations: lost packets (buffer overflow at routers) long delays (queueing in router buffers)  a top-10 problem! TCP

45 Causes/costs of congestion: scenario 1
unlimited shared output link buffers Host A lin : original data Host B lout 2 senders, 2 receivers 1 router, infinite buffers no retransmission Per-connection throughput: Number of receiver  Αλλά αυτό είναι πρόβλημα! large queuing delays when congested maximum achievable throughput Πολύ ωραία! μέγιστο throughput TCP Connection sending rate

46 Causes/costs of congestion: scenario 2
1 router, finite buffers sender retransmission of lost packet Host A lout lin : original data l'in : original data, plus retransmitted data Host B finite shared output link buffers TCP

47 Causes/costs of congestion: scenario 2
l in out = always: (goodput) “perfect” retransmission only when loss: retransmission of delayed (not lost) packet makes larger (than perfect case) for same l in out > l in l out Μαντεύει αν ο buffer ειναι γεμάτος ή οχι Πρώιμα timeouts R/2 lin lout b. a. c. R/4 R/3 Retrx οταν ξέρει ότι το πακέτο θα χαθεί Κάθε πακέτο στέλνεται (κατά μέσο όρο) 2 φορές Original data + retransmissions  “costs” of congestion:  more work (retransmissions) for given “goodput”  unneeded retransmissions: link carries multiple copies of packet TCP

48 Causes/costs of congestion: scenario 3
4 senders multihop paths timeout/retransmit l in Q: what happens as and increase ? l in Host A lout lin : original data l'in : original data, plus retransmitted data finite shared output link buffers Host B TCP

49 Causes/costs of congestion: scenario 3
Host A lout Host B Another “cost” of congestion:  when packet dropped, any “upstream transmission capacity used for that packet was wasted! TCP

50 Γενικοί τρόποι αντιμετώπισης συμφόρησης
Two broad approaches towards congestion control:  Network-assisted congestion control: routers provide feedback to end systems single bit indicating congestion (SNA, DECbit, TCP/IP ECN, ATM) explicit rate sender should send at end-to-end: τα 2 hosts που συμμετέχουν παρακολουθούν και ρυθμίζουν το ρυθμό κίνησης τους  End-to-end congestion control: no explicit feedback from network congestion inferred from end-system observed loss, delay approach taken by TCP IP does not provide explicit feedback to the end systems TCP

51 Chapter 3 outline 3.1 Transport-layer services
3.2 Multiplexing and demultiplexing 3.3 Connectionless transport: UDP 3.4 Principles of reliable data transfer 3.5 Connection-oriented transport: TCP segment structure reliable data transfer flow control connection management 3.6 Principles of congestion control 3.7 TCP congestion control TCP

52 TCP congestion control: κεντρική ιδέα
Ο αποστολέας: Μειώνει το sending rate με το να ελαττώνει το congestion window όταν ένα loss event εμφανίζεται Και αυξάνει το sending rate, όταν η συμφόρηση μειώνεται But how much should a sender reduce its congestion window ? timeout ή 3 όμοια ACKs LastByteSent- LastByteAcked ≤ min {Congestion Window, Receive Window} flow control συμφόρηση TCP

53 TCP congestion control: κεντρικά σημεία
Increase transmission rate (window size), probing for usable bandwidth, until loss occurs additive increase: increase Congestion Window by 1 MSS every RTT until loss detected multiplicative decrease: cut Congestion Window in half after loss Slow start Reaction to timeout events time TCP

54 TCP congestion control: additive increase, multiplicative decrease
Approach: increase transmission rate (window size), probing for usable bandwidth until loss occurs  additive increase: increase Congestion Window by 1 MSS every RTT until loss detected multiplicative decrease: cut Congestion Window in half after loss Λέγεται και congestion avoidance Με την γραμμική αύξηση “διστακτικά” ελέγχει κατα πόσο η συμφόρηση έχει ελαττωθεί congestion window size time Saw tooth behavior: probing for bandwidth TCP

55 TCP Congestion Control: details
sender limits transmission: LastByteSent-LastByteAcked  CongWin (ignoring flow control here) Roughly, Congestion Window is dynamic, function of perceived network congestion How does sender perceive congestion? loss event = timeout or 3 duplicate acks TCP sender reduces rate (Congestion Window) after loss event three mechanisms: AIMD slow start conservative after timeout events rate = CongWin RTT Bytes/sec TCP

56 TCP Slow Start When connection begins, Congestion Window = 1 MSS
Example: MSS = 500 bytes & RTT = 200 msec initial rate = 20 kbps  Διαθέσιμο bandwidth μπορεί να είναι >> MSS/RTT Οπότε γρήγορα θέλομε να το αυξήσομε ώστε να φτάσομε το bandwidth που μπορούμε να πετύχομε When connection begins, increase rate exponentially fast until first loss event  Η αύξηση γίνεται κάθε φορά που λαμβάνεται ένα ACK σε πακέτα που έχει στείλει TCP

57 TCP Slow Start (more) When connection begins, increase rate exponentially until first loss event: double CongWin every RTT done by incrementing CongWin for every ACK received Summary: initial rate is slow but ramps up exponentially fast Host A Host B one segment RTT two segments four segments time TCP

58 Refinement: inferring loss
 Διαφοροποιείται η αντίδραση εάν είναι timeout ή 3 όμοια ACKs Philosophy: 3 dup ACKs indicates network capable of delivering some segments timeout indicates a “more alarming” congestion scenario TCP

59 Αντίδραση στα timeout γεγονότα
 Διαφοροποιείται η αντίδραση εάν είναι timeout ή 3 όμοια ACKs Εάν είναι 3-όμοια-ACKs: Congestion window διαιρείται δια 2 και μετά αυξάνεται γραμμικά Εάν όμως συμβεί timeout  Ο sender μπαίνει σε slow-start φάση Congestion window = 1MSS μετά αυξάνεται εκθετικά μέχρι να φτάσει το μισό της τιμής που είχει πριν το timeout, και μετά από αυτό το σημείο αυξάνεται γραμμικά, όπως θα γινόταν μετά από ένα 3-όμοια-ACKs γεγονός TCP

60 Summary: TCP Congestion Control
When CongWin is below Threshold, sender in slow-start phase, window grows exponentially. When CongWin is above Threshold, sender is in congestion-avoidance phase, window grows linearly. When a triple duplicate ACK occurs, Threshold set to CongWin/2 and CongWin set to Threshold. When timeout occurs, Threshold set to CongWin/2 and CongWin is set to 1 MSS. TCP