迷信 bbr 的人是被它的大吞吐所迷惑，我也不想再解释，但我得反过来说一下 cubic 并非那么糟。
想搞大吞吐的，看看我这个 pixie 算法：https://github.com/marywangran/pixie，就着它的思路改就是了。
cubic 属于 aimd-based 算法，以 aimd 描述全程。以下是一个参数为 1，0.5 的 aimd 过程 tcptrace 图，md 采用 prr 过程：
prr 降窗细节请参考：数据包守恒
简单的一个 cubic 优化请参考：cubic 与随机丢包
cubic 公平性不必说，但它吞吐低的原因也明确，图中 XXX 区域太大了。追查 XXX 太大的原因有二，rtt 越大，XXX 越宽，丢包越多， XXX 越深，越深的区域肯定越宽(长肥管道)，但越宽却不一定越深(小带宽场景)。若要优化 cubic，目标也明确，减小 XXX。
rtt 无法改变，XXX 区域多由丢包决定，而丢包分为随机丢包和拥塞丢包。拥塞丢包情况下，执行 md 是 aimd 算法核心，所以不要试图通过 “不 md 降窗(换成 ad 降窗?)” 来优化吞吐，另一方面，丢包恢复后，cwnd 起点低，不要试图加速 ai 过程来优化吞吐，因为这同样破坏了 aimd 内核。 若在 aimd 框架下优化，可参考 tcp scalable 的思路。
常说的 aimd-based 算法吞吐低的原因就是 “cwnd 下降后，恢复太慢，在长肥管道尤为严重”，而似乎又什么都做不了，这是 ack 自时钟(self-clock)驱动的传输协议内在性质决定的。
但有个事可做，即隔离随机丢包。这可是个顽固难题，只有 ack 序列，信息量有限，所以不要试图折腾复杂的启发预测算法，写论文可以，实践肯定失败，要做的是引入一个非常简单的自适应机制。
相比 rfc3517 和 rate halving，tcp undo 和 prr 结合已覆盖误判，prr 让 cwnd 慢慢下降而不是一下子下降，过程中如果误判，cwnd 直接 restore。但如果随机丢包，哪怕重传一个报文，也无法 undo，任凭 cwnd 降到 ssthresh 再重新 additive increase，此时展出来的 XXX 宽度至少 2 个 rtt，rtt 越大，情况越糟。
如果只是随机丢包，噩梦将在 prr 过程中开始，在 cwnd 达到 ssthresh 时结束，在漫长的 additive increase 中惊魂未定。
对 prr 做一番修改是高尚的，尽量截止住微弱丢包对 cwnd 的影响，但在丢包加剧时迷途知返而不是一意孤行。文章开头提到链接里 “让 cwnd 先慢后快收敛到 ssthresh” 是个主意，但还有更简单的，即 “只有在有‘足够’报文被 mark lost 时才执行 prr”。
如果只 mark lost 了一个报文，prr 只将 cwnd 拉低一点点，如果继续 mark lost，则继续 prr 降 cwnd，这样就将丢包数量和丢包频度和 prr 过程关联起来，至于 ‘足够’ 是多少，调参。
另一个高尚的修改有关 undo。采集丢包时的 srtt，若 srtt 方差 ‘足够小’，绝对值与 open 状态相比 ‘足够小’，即可直接 undo，而不是缓慢 additive increase，至于 “足够小” 是多小，调参。
看图，虚划线是原始的，粗实线是改后的：
总结：
- 用丢包过程(数量和频度)驱动 prr 过程；
- 结合丢包时 srtt 决定恢复后是否 undo。
PS：你要把 bbr 的缺陷全克服了，它的吞吐就会变的和 cubic 差不多，最多只是 bugfix 级提升，且 bbr 已经这么做了，参考 bbr3。怎么会这样？因为 tcp ack 只带回那么些信息，信息量作用力有上限。带宽 x 的链路，必须用掉至少 a% 带宽作为代价做拥塞控制，有效吞吐最多 x - xa%，不要指望 a 能足够小，它其实是个确定数值，要做的是逼近 x - xa%，而不是 x。bbr 想多了。
但也不针对 bbr，所有 tcp 拥塞控制算法优化到极致后都存在不太高的上限，但它们的下限又足够低，所以提供了足够的岗位供我们瞎折腾，我们对此表示感谢🙏 。
如果你想提高上限，就要减小 a，但 a 是针对 tcp 的，所以，若要提高上限，必须往协议头里加东西，至于下限，无底线，有空比试比试看谁的吞吐低，但稳定。这并不是一件简单事，考 99 分很难，但不多也不少考 9 分也不容易。
浙江温州皮鞋湿，下雨进水不会胖。
