弱网优化，GCC 动态带宽风险评估算法（内附详细公式）

veruse Detector、Remote Rate Controller、Remb Processing；

信道事与愿违分析出来的短时间将通过 REMB RTCP 自带级联到发送到前所端，发送到前所端相辅相成丢自带不下及级联的短时间数倍数事与愿违的短时间，这个事与愿违短时间将用来更改发送到前所端解码器编码短时间，FEC 和 pacing 短时间及发送数据自带的短时间，下面简略介绍各个应用程序。

信道应用程序

Arrival filter

以 RTP 存储的自带，每帧似乎被分成多个 RTP 自带发送到，每个发送到的 RTP 自带装载了一个 RTP 扩张，称其为 abs-send-time 扩张，这个扩张记录了发送到前所端发送到该自带时的等待时间个人信息；信道在转送每个 RTP 自带时，也但会记录该自带的抵达等待时间。

该方法有将通过如下（数学公式 1）数倍数北边两帧的转送等待短时间和发送到等待短时间密切关连的间隔时间，这个间隔时间即为该帧在互联存储的等待时间上的⼀个转衰，这个转衰自带含如下三个部份内容：

① 该帧资料在互联存储等待时间相比之下于上⼀帧在互联存储等待时间的转衰，这是自带 size 转衰各个方面的度存量

② 自带在互联队列排队的等待时间转衰

③ 互联增益扰乱

这三个各个方面的转衰，在测存量上来看，都体现今此表数学公式 1 及右绘出之中。

数学公式 1：dmi = ti − ti -1 − (Ti − Ti-1 )

（数学公式 1 右绘出）

只能详述的是：

① ti 暗示第 i 帧的最终⼀个 RTP 自带发出的等待时间

② ti-1 暗示第 i-1 帧的最终⼀个 RTP 自带发出的等待时间

③ Ti 暗示第 i 帧的第⼀个 RTP 自带发送到的等待时间

④ Ti-1 暗示第 i-1 帧的第⼀个 RTP 自带发送到的等待时间

⑤ RTP 自带的发送到等待时间都是装载在 RTP 自带的 abs-send-time 扩张之中

短时间通量少于的另一个暗示方法有为：

数学公式 2：dmi = dLi/Ci + mi + ni

Ci 为转送第 i 帧最重要时刻的路由器容存量少于，dLi/Ci 为转送第 i 帧最重要时刻自带在互联之中存储的等待时间转衰，主要倍受自带 size 较小的转衰和路由器容存量转衰倍受到影响，这个也可以作为分析晃动的⼀个最重要举例来说。

ni 为转送第 i 帧最重要时刻互联 jitter 替换成的增益，mi 为转送第 i 帧最重要时刻互联队列短时间厚度转衰少于，dLi 暗示第 i 帧和 i − 1 帧两北边自带的较小差，按如下数学公式 3 数倍数：

数学公式 3：dLi = Li −Li-1

获合到 dmi 和 dLi 两个比对资料后，将它们作为 kalman 终点站性的可用，并用 kalman 终点站性来估测短时间通量的转衰 mi。

缺少详述：

在短时间短时间少于之中, 使⽤ kalman 终点站性对可用比对透过少于，但都用到了互联队列短时间转衰这⼀个举例来说。

本来，还可以少于互联晃动，在 video jitter buffer 之中就适用同由此可知的方法有透过了互联晃动的少于，只是短时间短时间少于这块都用了“自带在互联队列排队短时间的转衰这⼀个举例来说而已”，没用晃动；而 jitter buffer 之中只⽤ kalman 终点站性结果显示晃动。

所以在抗晃动情形上，可以尝试适用这些举例来说透过特别最优化⼯作，融尘也将在这各个方面透过视之为续最优化。

因此，Arrival filter 的新功能就是并用 kalman 终点站性，通过测存量获取的 dmi 和 dLi 结果显示出 mi，它自由基了互联路由器自带转至 buffer 队列转衰情形；同时 mi 也将作为 Adaptive threshold 和 Overuse Detector 弟弟应用程序的可用。

卡尔曼滤波（Kalman filter）是一种⾼效不下的递归终点站性（自回归终点站性），它很难从一系列的不完全及自带含增益的测存量之中，少于建模系统对的稳定状态。

卡尔曼滤波但会根据各测存量存量在相异等待时间下的倍数，考虑到各等待时间下的共同常见于，再次显现出对未知衰数的少于，因此但会比只以单一测存量存量为基础的少于作法要准。

Adaptive threshold

该应用程序根据 Arrival filter 估测的 mi 来除此以外非常新视之为续性 γi，mi 和 γi 将作为 Overuse Detector 应用程序的可用，分析局限性互联是否是位处反向稳定状态。

视之为续性 γi 是⼀个建模更改的全过程，数倍数如下：

数学公式 4：γi = γi + ∆T ⋅ kγi(∣mi∣−γi)

数学公式 5：∆T = ti − ti -1

数学公式 6：kd 建言倍数为 0.039，ku 建言倍数为 0.0087

Overuse Detector

该孙子应用程序根据前所两个应用程序输出的视之为续性和队列短时间转衰少于来分析局限性互联是否是位处反向稳定状态。

mi 大于 0，暗示互联之中的队列厚度准备缩减，详述路由器之中的自带发送到存量在缩减，短时间衰大，当不花钱任何处理作法时，将再次次出现互联队列衰满而导致大存量丢自带；

mi 之和 0，暗示局限性互联发送到短时间没转衰，互联发送到存量没队列；

mi 小于 0， 暗示局限性互联队列准备缩减，互联冗余在改善。

方法有通过相对 mi 和 的 γi 倍数来判别局限性互联扭矩状况，如下数学公式 7 和绘出表：

（数学公式 7 右绘出）

Remote Rate Controller

该孙子应用程序将根据 Overuse Detector 应用程序输出的互联反向稳定状态来更改短时间。

GCC 管控了 increase、decrease 、hold 三个稳定状态，三个稳定状态的类比关连如下绘出表：

（GCC 管控的三个稳定状态关连）

这三种稳定状态下的短时间更改战略如下数学公式 8 表：

Ri 暗示转送第 i 帧最重要时刻，统计资料出来的信道理论上收自带短时间

Ari 暗示转送第 i 帧时, 基于短时间少于结果显示出来的互联短时间

在 increase 稳定状态时，在上⼀次结果显示短时间基础上请增加 8%，但理论上倍数不多达转送码不下的 1.5 倍，即不多达 1.5 ∗ Ri；

在反向情形下，只能请增加码不下，并且以理论上信道转送的码不下为参考，按其 0.85 倍为局限性结果显示短时间，即 0.85 ∗ Ri。

这由此可知可慢速请增加发送到前所端短时间，以后互联冗余稳定状态。

Remb Processing[5]

Remote Rate Controller 孙子应用程序数倍数出事与愿违的信道的分析短时间后，将通过 REMB RTCP 报原文级联到发送到前所端，用来转告发送到前所端信道分析的路由器短时间。REMB 的报原文文档如下表：

该第一时间之中自带含如下几个个人信息：

级联第一时间类型（FMT）为 15 必要载荷类型（PT）为 206 该报原文发送到前所端的 SSRC 报导乃是 SSRC, 一般为 0 标识为“REMB” 转送自带的 SSRC 条数 结果显示短时间倍数 结果显示该短时间路由器上转送的报导流水 SSRC，1 个或多个

GCC 方法有在级联 REMB RTCP 报原文时，一般是每隔 200ms 发送到一次，当光谱仪到短时间反向时，光谱仪的短时间小于上次短时间的 95%， 则立即级联。借此是慢速请增加，长时间增加。

发送到前所端应用程序

发送到前所端主要是根据丢自带不下修正短时间，借此是：当延误少于应用程序短时间没幸而更改发送到前所端短时间，冗余还存在时，很难基于丢自带来更改短时间。

发送到前所端事与愿违的短时间将相辅相成丢自带更改的短时间和 REMB 级联出去的短时间，合两者之中较小的倍数。基于丢自带不下更改短时间的逻辑学如下数学公式 9 及数学公式 10：

数学公式 10：Ai = min(Asi, Ari)

Ai 为第 i 帧最重要时刻事与愿违 GCC 根据发送到前所端和信道结果显示出来的短时间，并为发送到前所端基于丢自带数倍数的短时间和信道基于短时间少于的短时间的较小倍数。

解码器短时间、发送到前所端 pacing 短时间、发送数据短时间都将参考该短时间透过更改，一般解码器短时间为：max(0.5 ∗ Ai，Ai − FecRi − RtxRi) , pacing 短时间为 2.0 ∗ Ai，发送数据短时间为 1.5 ∗ Ai。

出处 : Asi 为第 i 帧最重要时刻发送到前所端根据丢自带不下结果显示的短时间倍数，fli 为第 i 帧最重要时刻转送到信道级联的丢自带不下。

REMB-GCC 方法有回顾

REMB-GCC 方法有迄今仍未被 Google 放弃管控，由于其常见于刊发前所端和信道， 只能发送到前所端和信道相互配合，而且适用了 kalman 滤波结果显示短时间通量转衰，理论上适用之中存在一些情形，如 kalman 滤波结果显示毕竟准确且恰当，信道和发送到前所端同时策划短时间结果显示不如都放置一前所端透过结果显示有效率、准确和慢速。

因此，Google 在 WebRTC 到时前正式版之中适用了 TFB-GCC 替代 REMB-GCC。

TFB-GCC 方法有 （TFB-GCC 方法有的系统绘出）

从上绘出可以想到，对短时间的结果显示大部份工作都放置发送到前所端，信道仅花钱两件事，一个是每半年级联 transport-wide-seqnumber rtcp 自带和丢自带不下 fl，fl 这里刻画的丢自带不下是 RR 级联的，当有并行流水时理论上数倍数是有 SR 和 RR ⼀起数倍数出来的。基于延误少于和基于丢自带少于都放置发送到前所端处理作法了，基于丢自带少于和 REMB-GCC 一由此可知，没转衰；基于延误少于主要是用 TrendLine filter 替换了 kalman filter。

Transport-wide sequence number[7]

发送到前所端发送到的 RTP 自带但会装载⼀个扩张头 Transport-wide sequence number，扩张头内容如下：

这里是单个寄存器暗示扩张头（0xBEDE）为标识符，length = 1，暗示该扩张九成有 4 个寄存器，L=1，暗示 Transport-wide sequence number 九成 2 个寄存器。

当发送到前所端每发出一个自带，非常但会将该自带的该扩张队列的 Transport-wide sequence number 累加 1，只能出处意的是，当发送到前所端发送到并行流水时（每路流水的 SSRC 不⼀由此可知），所有流水的 RTP 自带的该扩张队列都是年中计数器的，不但会分开脱离计数器。该扩张头的依赖性是为了标识发送到的自带和级联的自带对应关连。

信道级联 Transport-wide RTCP 自带[6]

信道在 TFB-GCC 构建下，主要是每半年发送到 Transport-wide 级联自带，用来转告发送到前所端，信道收自带特别个人信息，自带括自带的抵达情形及自带的抵达等待时间等个人信息，其第一时间文档及框架队列解析如下：

base sequence number：此级联之中第⼀个资料自带的存储区域内批次，该大写字母不⼀定但会随着每个级联缩减，在继续依序的情形下，它似乎但会缩减。

packet status count：此级联自带含多少个 RTP 资料自带的数存量，从由基本批次标识的资料自带开始；比如记录的第一个 RTP 自带的 transport sequence number 为 base sequence number，那么记录的第二个 RTP 自带 transport sequence number 为 base sequence number + 1。

reference time：暗示参考等待时间，以 64ms 为各单位，RTCP 自带记录的 RTP 自带抵达等待时间个人信息以这个 reference time 为原则上透过数倍数。此资料自带之中的第⼀个 recv 增存量是相比之下于参考等待时间的。即使某些级联资料自带丢失，参考等待时间也可以数倍数级联密切关连的增存量，因为它始终适用相同的时基。

feedback packets count：应用于记录信道发送到的 Transport-wide 级联自带的个数，每发送到⼀个级联资料自带，触发器就加一。这个队列可应用于侦测级联自带是否是丢失。

packet chunk：资料自带稳定状态块条目，用来指示资料自带抵达的稳定状态，指示的 RTP 资料自带区域内是从基本批次标识的资料自带开始的多个资料自带。

recv delta：对于 packet chunk 之中的“packet received”稳定状态的自带，也就是发出的 RTP 自带，在 recv delta 条目之中加到对应的的抵达等待时间间隔时间个人信息，应用于记录 RTP 自带抵达等待时间个人信息。通过前所面的基整等待时间以及 recv delta，发送到前所端可以数倍数出该 RTP 自带在信道的抵达等待时间。

Delay-based controller

该应用程序为基于短时间少于短时间应用程序，也就是说 REMB-GCC 的信道部份。

确切自带含了 ATF（也就是说 REMB-GCC 之中的 Arrival filter/Adaptive threshold）/Overuse Dectector/Remote Rate Controller。

ATF

其主要新功能是结果显示短时间通量转衰 mi，它根据可用 dmi，并用 Trendline 终点站性之中的最小二乘法对 mi 花钱均倍数少于 , Trendline 最小二乘法全过程如下：

数学公式 11：dmi = ti − ti -1 − (Ti − Ti-1 )

出处：ti 和 ti -1是通过客户前所端级联的 Transport-wide RTCP 自带的抵达等待时间获合，发送到前所端在发送到 RTP 资料自带时，但会为每个 Transport-wide sequence number RTP 自带记录⼀个发送到等待时间 T。

此表数学公式 12 刻画一共的队列等待时间短时间：

此表数学公式 13 为卷曲一共队列等待时间短时间：

数学公式 13：

smoothedDelayi =smoothingCoef∗smoothedDelayi_1 +(1−smoothingCoef)∗accuDelayi

此表数学公式 14 按照第 i 帧的收自带相比之下等待时间和卷曲等待时间延误来构造了⼆元组：

(xi, yi) ⇒ (ti − t1 , smoothedDelayi)

二元组将按照此表数学公式 15 来结果显示 mi

这里的 TrendlineSlope 即为 mi。

趋势终点站斜不下是路由器队列稳定状态的反映。当路由器队列长度缩减时，资料自带抵达间隔时间也趋于缩减，当小于 0 时，证明路由器队列准备缩小；资料自带抵达间隔时间也在缩减；之和 0 暗示资料自带抵达间隔时间恒定。

Adaptive threshold 和 REMB-GCC ⼀由此可知，即同数学公式 4。

Overuse Detector

根据上节数倍数出来的 mi 和视之为续性 γi 判别局限性互联的稳定状态，是否是反向、更高扭矩还是正常，根据互联稳定状态确切每一次对短时间少于的更改，是缩减、请增加还是保存不衰，这个和 REMB-GCC ⼀由此可知。

Remote Rate Controller

这⾥根据 Overuse Detector 输出的结果，来更改结果显示短时间。与 REMB-GCC 相异的是，这里主要适用 AIMD 作法更改短时间，即当缩减结果显示短时间时，可以圆润⼀些，也可以激进主义⼀些。

由于 TFB-GCC 但会监控每次路由器反向时的短时间，当局限性理论上转送短时间离之前所路由器结果显示短时间近时，只能缩减短时间时，就适用圆润作法缩减一些短时间，缩减稍微小；

当局限性理论上转送短时间离路由器短时间衰差很大时，替换成激进主义作法缩减短时间，即缩减稍微大；

当辨别互联反向时，只能请增加短时间，以局限性理论上短时间的 0.85 倍作为结果显示短时间。

事与愿违基于短时间少于数倍数出来的短时间为 Ari

基于丢自带的互联冗余短时间少于

这里和 REMB-GCC 的丢自带互联冗余少于一由此可知, 为了防范基于短时间少于过载，通过信道级联的 RR 来数倍数丢自带不下 fli，并用 fli 来少于冗余稳定状态，这里同由此可知适用数学公式 9 来确切事与愿违短时间 Asi，事与愿违结果显示的短时间 Ai 数倍数如下：

数学公式 16：Ai = min(Asi, Ari)

TFB-GCC 方法有回顾

替换成此的系统的 GCC 方法有，由于结果显示短时间都放置发送到前所端，不只能信道的不间断最优化，有效率到时前正式版的侦察和最优化。准确性和幸而性相比之下极更高非常好，同时适用 Trendline 终点站性，较 kalman 终点站性恰当且准确性极更高，灵敏性也极更高。

由于考虑到了对每次反向时路由器短时间的少于，在缩减短时间时，展现得非常加灵活性和安全。

学术论原文[4] 给出了 TFB-GCC 和 REMB-GCC 的一个短时间倍受限的相对，可以可知 TFB-GCC 精准度较 REMB-GCC 以后非常短时间，跟随路由器短时间非常准确，整体精准度非常好。

（TFB-GCC 与 REMB-GCC 相对）

GCC 方法有最优化点

REMB-GCC 最优化点

信道适用 TrendLine 之中的终点站性替换 kalman 终点站性 反向逻辑学判别最优化，除去噪点替换成误判 理论上转送短时间最优化 基于丢自带冗余少于分片中最优化 基于延误少于短时间缩减或请增加数倍数方法有最优化 针对反向似乎不但会请降短时间透过最优化 针对当短时间少于短时间一直位处增加，而理论上转送短时间却不规则波动，似乎致使加大一共误差情形透过最优化 ……

TFB-GCC 最优化点

根据 Transport-wide RTCP 报原文，结果显示转送短时间最优化 Trendline 终点站性最优化 根据 Transport-wide RTCP 自带统计资料丢自带不下最优化 短时间少于之中适用 RTT 最优化 反向逻辑学最优化及视之为续性最优化 反向似乎被忽略逻辑学最优化 AIMD 短时间数倍数等特别逻辑学最优化 路由器短时间少于最优化 基于丢自带冗余短时间少于最优化 TFB-GCC 发送到前所端⽀视之为转送 REMB 最优化 ……

参考资料：

[1]

[2]

[3]

[4] Congestion Control for RTP Media: a Comparison on Simulated Environment

[5]

[6]:

[7]: Congestion Control for Real-time Communications: a comparison between NADA and GCC

。

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