“经典ECN反馈补全这里排除的通知路径：CE不制造数据缺口，ECE可因首份ACK丢失而持续回显，发送端对同一发送前缀仅作一次拥塞响应。包9同时带CWR与新CE时，接收端先解除旧回显再保留新通知…”
路由器想说“这里开始拥堵”，不一定要先毁掉携带数据的包。ECN让它在合格包上留下拥塞标记，再由接收者回告发送者。数据仍能被正常确认，但发送者要减少压力；这两项事实并不冲突。
形式陈述
固定经典协议与教学范围
本页取RFC3168的经典TCP反馈，并采用已验证勘误3639和5966。沿用TCP的展开字节序号、累计ACK及两个发送前沿u=SND.UNA、n=SND.NXT。只研究已经成功协商ECN、单向数据按序且不丢失、ACK可丢失/复制，且接收端信用始终充足的连接；不处理序号绕回、乱序缺口、快速恢复、超时重传及完整握手回退。
新数据包发送ECT(0)。IP字段四个码点为Not-ECT=00、ECT(1)=01、ECT(0)=10、CE=11；在本文经典语义中，两种ECT均允许被标CE。后来的ECT(1)实验和AccECN反馈有新规范，不能将这里的二值锁存当成它们的实现。[1，§§5、6.1；3]
能力协商是前置合同，不从收到一个ECT数据包反推。经典握手发起SYN置ECE/CWR，接受方SYN-ACK只置ECE；后续回退和异常握手仍须照规范处理，附件不模拟这些连接建立分支。
路由器、接收者、发送者各记什么
路由器收到AQM的“选中通知”后，如果包为ECT且还有存储容量，可以改为CE并保留。Not-ECT包在同一选中事件下丢弃。已有CE不擦除；物理队列满时，即使ECT也须按容量规则丢弃。非拥塞原因的拒绝不能随意换成CE。[1，§5]
接收者保留一个echo位，初始0。每个合法按序数据段先推进累计接收位置，再按以下顺序处理标志：收到CWR先令echo=0；本包若为CE，再令echo=1。发ACK时复制当前echo到ECE。因而同一包同时带CWR和CE，最后仍回显1；新拥塞不能被同包的“已减窗”消息抹掉。[2，3639]
发送者保留guard（上次响应时已发新数据的右端，初始未设）和pending_cwr。处理合法推进ACK a时，若ECE=1，且（guard未设或a>guard），发出一次拥塞响应，将guard设为当前n，并记pending_cwr=true；落在guard以内的重复反馈不再触发响应。旧ACK不让u回退，也不因再次到达而额外减窗。
guard把一次响应覆盖的已发送字节窗口具体化。这个教学判据建立在前述按序、无数据丢失模型上，不声称为任意TCP恢复轨迹规定了唯一通用guard算法。guard内的更多ECE仍表示接收者在回显，只是不生成第二次相同窗口响应。
窗口响应和首次新包
主例使用Reno式拥塞退让中的减小窗口思想：每次被接受的ECN事件令整数字节窗口cwnd减半并向下取整，例如17变8；不做快速恢复的三段临时膨胀，也不重传已收到的数据。附件的受限响应输入要求减窗前cwnd≥4M，输出仍至少2M；本模块不计算ssthresh或普通ACK增长，交回完整拥塞控制器处理。低于该范围必须转交完整规则，不能沿用本页算例冒充全部TCP。[1，§6.1.2]
累计ACK推进后，实际在途字节为n−u。新数据长度ℓ只有在n−u+ℓ≤cwnd及接收信用足够时才可发送；减窗可能使已有在途量暂时超过新窗口，此时停发新增字节，不删除旧在途数据。
pending_cwr只放到随后第一个新数据包，发出后清除；不是每个ACK都发CWR，也不是把它随意放进纯ACK或重传包。若这份数据包丢失，真实TCP需要完整丢失恢复；本任务明确不覆盖这一分支。[2，5966]
直觉
两段反馈各有一次丢失风险
CE从路由器到接收者；ECE从接收者到发送者；CWR再从发送者回到接收者。首个ECE-ACK丢了，接收者继续回显，使后面的ACK还能带回消息。重复回显则要求发送者避免连续把窗口再三减半。
CWR的意思是发送者已经做过一次减窗，并不阻止这个新包又遇到拥塞。先清旧回显、再设置新CE，正好表达“旧事件已响应，新事件仍要报告”。
例子与边界
丢掉首份回显，后面仍能通知
设M=1000B，初始u=0、n=8000、cwnd=8000，八包占据字节区间[0,8000)，接收信用足够。第1包被CE，接收者置echo1并发ACK1000/ECE1，故意丢失这份ACK。第2包没被CE，但echo尚未解除，ACK2000仍带ECE1。
发送端收到ACK2000，第一次响应使cwnd由8000降为4000，guard=8000，pending_cwr=true；u推进到2000，在途6000，故不能新增发送。ACK3000后在途5000，仍不能；ACK4000后在途4000，仍没空间；ACK5000后在途3000，才允许再发一个1000B的新包9。
包9占[8000,9000)，携CWR且发送后n=9000。此时ACK8000即使还带ECE，也没有越过guard=8000，不再减窗。若错误地对ACK2000、3000、4000各减半，窗口会8000→4000→2000→1000，同一次旧拥塞被重复支付三次。
同一个CWR包又遇到CE
让包9在路上被标CE。它到达时，接收者已经按序收完前八包；先按CWR清echo，再按CE置1，返回ACK9000/ECE1。9000超过旧guard8000，这次属于新发送数据窗口，发送者由4000减到2000，guard=9000，再记pending_cwr。
接着发送未CE的包10，区间[9000,10000)，携CWR。接收者清echo并回ACK10000/ECE0。旧ACK8000之后再到，只是旧信息；不能回退累计确认或触发第三次减窗。附件只检验反馈模块，不以最终ECE0宣称链路永远不再拥塞。
丢弃与标记的队列轨迹不同
容量还有一格时，一个被选中的ECT包可以CE后入队，占用加一；相同Not-ECT包被丢，占用不变。下一到达看到的q不同，所以RED平均与后续概率也必须重算。ECN避免了这次数据缺口，没有替路由器变出一个空格。
如果不设guard，只要ECE持续1，每个ACK都可能触发减窗；如果接收者只回显一次，丢掉ACK1000就可能完全丢失通知；如果把同包处理顺序倒成“先CE再CWR”，包9的新拥塞又会被清掉。这三种错误分别发生在发送者状态、反馈可靠性和接收者更新次序。
推论与应用
能证明的是反馈与发送许可
echo满足“最近一次CWR清除后是否又见CE”的锁存含义，同包CE最后生效。guard在每次新响应时设为当时n，且n只增长；因此此后ACK不越过该边界就不会再次响应。合法发送检查又保证每个新发送事件满足当时窗口额度。这些不变量可以逐事件检验。
ACK丢失不会自动破坏数据累计确认，但永远没有后续ACK时也不能保证反馈完成。ECN同样无法强迫恶意或失配的发送端合作；持续超额流量仍须丢弃或限流。有限容量、拥塞反馈、端到端进展是分别需要条件的结论。
留给完整TCP的分支
RFC3168还专门处理cwnd只有一MSS时如何进一步限速，并涉及重传计时器；本例把该输入移交而不继续模拟。真实丢失和ECE交织时要避免对同一窗口双重反应，同时又识别重传包再丢的新增拥塞。旧Reno/RTO页提供其基本对象，本页的按序模型不能替代这些恢复条件。
一次包或ACK事件只更新常数个标志与序号，在有界字算术下为O(1)。保存全部包、确认和拒绝的审核日志另随事件数增长；真实TCP的重组、计时器及载荷复制费用未计入这份反馈模块。完整执行、位翻转迁移与队列比较见排队与反馈终点。
参考资料
- RFC3168: The Addition of Explicit Congestion Notification to IP，§5给码点/容量，§6.1.1给协商，§§6.1.2–6.1.3给发送响应、回显与CWR；本页窗口guard及数值为明示的受限教学接口
- RFC3168已验证勘误，Errata3639明确CE标记的CWR包仍应启动回显，5966明确CWR放在第一个新数据包。读取日期2026-10-09；不将被拒绝的其他报告当规范
- RFC8311，§4给后续实验的放宽；RFC9768，摘要与§1给AccECN的更精细反馈范围。仅用于版本边界，本页不实现这些扩展