一个关于时延统计分布的小测试，用 netem delay jitter distribution pareto 模拟，得到下面的结果：

netem 的 jitter 并不是真 jitter，只是通过延时阻滞部分报文模拟 jitter，对保序流而言，就表现为乱序，如下图所示，通过 ack 号和时间戳均能看出：

netem 的局限有目共睹，这里不纠结。问题是，如果现实中真的发生 ack 乱序会怎样。

Linux kernel TCP 单独处理了 old_ack：

if (before(ack, prior_snd_una)) {goto old_ack;
}
...
old_ack:/* If data was SACKed, tag it and see if we should send more data.* If data was DSACKed, see if we can undo a cwnd reduction.*/if (TCP_SKB_CB(skb)->sacked) {flag |= tcp_sacktag_write_queue(sk, skb, prior_snd_una,&sack_state);tcp_fastretrans_alert(sk, prior_snd_una, num_dupack, &flag,&rexmit);tcp_newly_delivered(sk, delivered, flag);tcp_xmit_recovery(sk, rexmit);}return 0;

注意 tcp_sacktag_write_queue 调用，它会将 sack_block in old_ack 累加到当前 tp->delivered 字段，累加过去的 sack_block 会过估当前 delivery rate。

这是一个明确的 ack 乱序导致的 tp->delivered 延后累加，先再次解释 delivery rate 的计算方法：

• 找到当前 ack 中被 ack/sack 的最晚发送的报文 p；
• 确认 p 被发送的时间 t_p 及当时成功 delivered 的数据量 n_p；
• 计算速率 r = (n_curr - n_p) / (t_curr - t_p)

整件事可用下面的 tcptrace 时空图解释：

当 old_ack 到达时发送的报文被 ack 后，迟到累加的 tp->delivered 对带宽的过估影响才能消除。否则在 sack_block in old_ack 的实际核算区域，计算 delivery rate 时均要减去本 sack_block 覆盖的数据量，由于 old_ack 迟到造成的此前带宽低估就随它去吧。

这个修改背后的思想是合理的，任何时间序列(而不是空间)中，历史的误判不应让未来买单，要及时止损，否则可能面临双倍惩罚。如果前面一个 rtt 低估了带宽，低估就低估吧，不要以下一个 rtt 高估带宽来弥补。

像 bbr 类 rate-based 算法，低估带宽不可怕，它自己的状态机(比如 probe up)能搞定，但高估带宽甚至直接打乱状态机的正常运行，比如 buffer 以非预期方式被占用，竟然因为高估带宽而不是 probe up，则 0.75x drain 就没用了，就像飞机失速很难改出一样。

简单的例子，bbr 流故意高估带宽，带来更大的 delivery rate 被记住，几乎没有任何机制排空 buffer，这是个相当不稳定的状态。如果抖动真由 buffer 带入，很容易由于瞬时 minrtt 造成带宽高估(这也是 netem 靠乱序模拟抖动时吞吐更高的原因，但凡有几个极小的 rtt 就赢了)，将状态机引入难以控制的未知。

本文内容实在想不通就考虑 old_ack 丢了，但丝毫不影响传输的场景，丢就丢了呗，为什么要为过去的事揪心呢，迟到了就是晚了，就当它丢了得了。为过去的事，搅乱当前的安排(schedule)，不值当，那就干脆点，全部干掉好了，广义地说，maybe undo 和 maybe retrans 也不要才好，那就把 old_ack 这个 label 去掉吧。

皮鞋没有蹬上，露着白袜子。

浙江温州皮鞋湿，下雨进水不会胖。