혼잡 윈도우 크기편집자 확인

혼잡 윈도우는 TCP 혼잡 제어의 핵심 매커니즘으로, 송신자가 네트워크의 혼잡 상태를 추정하고 그에 따라 데이터 전송 속도를 동적으로 조절하기 위해 사용하는 가상의 버퍼 크기이다. 이는 수신자의 처리 능력을 나타내는 수신 윈도우와는 구별되는 개념으로, 네트워크 경로 상의 병목 현상을 관리하는 데 초점을 맞춘다.

기본 원리는 송신자가 한 번에 전송할 수 있는 미확인 세그먼트의 최대 개수를 혼잡 윈도우 크기로 제한하는 것이다. 초기에는 작은 크기에서 시작하여, 패킷 손실 없이 ACK를 성공적으로 수신하면 윈도우 크기를 점진적으로 증가시킨다. 반면, 패킷 손실(타임아웃 또는 중복 ACK)이 감지되면 이를 네트워크 혼잡의 신호로 해석하고 윈도우 크기를 급격히 줄인다. 이 과정을 통해 송신자는 네트워크의 수용 가능한 대역폭을 탐색하고 과도한 트래픽으로 인한 혼잡 붕괴를 방지한다.

주요 목적은 크게 두 가지이다. 첫째는 네트워크의 혼잡 붕괴를 방지하는 것이다. 제어 없이 모든 송신자가 최대 속도로 데이터를 전송하면 라우터의 큐가 가득 차 패킷 손실이 빈번히 발생하고, 전체 네트워크 처리율이 급격히 떨어질 수 있다. 둘째는 네트워크 자원의 효율적이고 공정한 활용이다. 혼잡 윈도우 메커니즘은 여러 TCP 연결이 동일한 병목 링크를 공유할 때, 각 연결이 공평하게 대역폭을 나누어 사용하도록 유도한다.

혼잡 윈도우는 송신자가 ACK를 기다리지 않고 한 번에 전송할 수 있는 데이터의 최대량을 결정함으로써 송신률을 조절합니다. 이 윈도우 크기는 네트워크의 혼잡 상태에 따라 동적으로 증가하거나 감소합니다. 네트워크가 혼잡하지 않을 때는 윈도우 크기를 빠르게 증가시켜 대역폭을 효율적으로 활용하고, 혼잡 징후가 감지되면 크기를 급격히 줄여 네트워크의 과부하를 해소합니다. 이 과정을 통해 단일 연결은 가능한 최고의 처리량을 달성하면서도 네트워크 자원의 공정한 분배에 기여합니다.

네트워크 효율성 측면에서 혼잡 윈도우는 두 가지 극단적인 상황을 피하는 데 목적이 있습니다. 첫째는 네트워크가 수용할 수 있는 양보다 훨씬 많은 패킷을 보내어 라우터의 버퍼를 넘치게 하고 패킷 손실을 유발하는 과도한 송신입니다. 둘째는 네트워크에 여유 대역폭이 충분함에도 불구하고 너무 적은 데이터만을 보내어 링크 용량을 제대로 활용하지 못하는 저효율 송신입니다. 이상적인 효율성은 네트워크의 대역폭-지연 곱에 근접한 양의 데이터를 지속적으로 전송하는 상태, 즉 파이프라인이 꽉 차 있는 상태를 유지하는 것입니다.

따라서, 혼잡 윈도우 크기의 동적 조절은 단순히 하나의 연결 성능을 최대화하는 것을 넘어, 전체 네트워크의 안정성과 여러 흐름 간의 공정성을 보장하는 핵심 메커니즘입니다. 효율적인 네트워크는 개별 송신자의 적응적 행동과 전체 시스템의 균형이 조화를 이룰 때 달성됩니다.

슬로우 스타트는 TCP 혼잡 제어 알고리즘의 초기 단계로, 송신자가 네트워크의 이용 가능한 대역폭을 탐색하기 위해 혼잡 윈도우 크기를 지수 함수적으로 빠르게 증가시키는 과정이다. 이 알고리즘은 연결이 시작되거나 타임아웃에 의한 패킷 손실이 발생한 후에 시작된다. 초기 혼잡 윈도우 크기는 일반적으로 1개의 MSS 크기 세그먼트로 설정되며, 이후 수신된 각각의 ACK 확인응답 패킷에 대해 윈도우 크기가 1 MSS씩 증가한다. 이는 매 RTT마다 혼잡 윈도우 크기가 두 배로 증가하는 효과를 낳는다.

슬로우 스타트의 주요 목적은 새로운 연결이 네트워크에 급작스러운 부하를 주지 않으면서 가능한 빠르게 최적의 송신 속도에 도달하는 것이다. 이 과정은 혼잡 윈도우 크기가 사전에 설정된 임계값인 ssthresh에 도달하거나, 패킷 손실이 감지될 때까지 계속된다. ssthresh에 도달하면 알고리즘은 혼잡 회피 단계로 전환되어 윈도우 크기의 증가 속도를 선형적으로 늦춘다.

슬로우 스타트라는 이름은 초기 TCP 구현인 TCP Tahoe의 선형 증가 방식에 비해 '느리게' 시작한다는 의미에서 유래했지만, 실제로는 윈도우 크기가 기하급수적으로 증가하기 때문에 매우 공격적인 탐색 단계이다. 현대의 고속 네트워크에서는 초기 윈도우 크기를 더 크게 설정하거나, 혼잡 윈도우 크기 결정 알고리즘의 다른 변형을 사용하여 이 단계의 성능을 개선하기도 한다.

슬로우 스타트 단계에서 혼잡 윈도우 크기가 혼잡 임계값에 도달하면, TCP는 혼잡 회피 단계로 전환한다. 이 단계의 목적은 혼잡을 유발하지 않으면서 가능한 최대의 처리량을 유지하는 것이다. 혼잡 회피에서는 패킷 손실이 발생하지 않는 한, 윈도우 크기를 선형적으로 증가시킨다.

구체적인 동작 방식은 다음과 같다. 송신자는 매 RTT마다 혼잡 윈도우 크기를 1 MSS만큼 증가시킨다. 이는 모든 ACK를 수신할 때마다 cwnd를 cwnd + 1/cwnd만큼 증가시키는 방식으로 구현된다[1]. 이는 기하급수적으로 증가하는 슬로우 스타트와 대비되어, 선형 증가(Additive Increase)라고 불린다.

혼잡 회피 단계에서 패킷 손실이 감지되면, 혼잡 임계값은 현재 혼잡 윈도우 크기의 절반으로 설정된다. 이후, 손실 감지 방식에 따라 동작이 달라진다. 만약 타임아웃에 의한 손실이면, 혼잡 윈도우 크기는 1 MSS로 리셋되고 슬로우 스타트 단계부터 재개한다. 만약 중복 ACK에 의한 손실(빠른 재전송)이 감지되면, 일부 알고리즘(예: TCP Reno)은 빠른 회복 단계로 들어가 절반으로 줄인 윈도우 크기에서 바로 혼잡 회피를 재개한다.

이 선형 증가 방식을 통해, 네트워크는 혼잡 상태의 가장자리에서 운영되며, 대역폭을 공정하게 나누어 사용하는 데 기여한다. 여러 TCP 연결이 동일한 병목 구간을 공유할 경우, 각 연결의 윈도우 크기는 주기적으로 증가하다가 손실 발생 시 감소하는 과정을 반복하며, 결과적으로 대역폭을 균등하게 공유하는 경향을 보인다.

빠른 재전송은 세 번의 중복 ACK가 수신되면 패킷 손실이 발생했다고 판단하고, 타임아웃을 기다리지 않고 즉시 손실된 세그먼트를 재전송하는 메커니즘이다. 이는 혼잡 윈도우 크기를 1로 줄이고 슬로우 스타트를 다시 시작하는 초기 TCP Tahoe와 달리, TCP Reno에서 도입된 빠른 회복 알고리즘과 함께 작동하여 성능을 향상시킨다.

빠른 회복 단계에서는 중복 ACK를 수신할 때마다 혼잡 윈도우를 1 MSS씩 증가시켜, 손실이 발생한 구간에서도 데이터 흐름을 유지하려고 시도한다. 손실된 세그먼트에 대한 누적 ACK가 도착하면, 윈도우 크기를 혼잡 회피 단계의 시작 값으로 설정하고 정상적인 혼잡 회피 모드로 복귀한다. 이 과정은 네트워크의 이용 효율을 높인다.

이 메커니즘은 단일 패킷 손실에 대한 반응성을 크게 높여, 특히 지연이 큰 네트워크에서 처리율 저하를 완화한다. 그러나 연속적인 패킷 손실이 발생하는 경우에는 효율이 떨어질 수 있어, 이후 TCP NewReno나 SACK 같은 개선된 알고리즘들이 개발되었다.

TCP Tahoe와 TCP Reno는 초기 TCP 혼잡 제어 알고리즘의 대표적인 두 변종이다. 두 알고리즘 모두 슬로우 스타트와 혼잡 회피 단계를 기본 골격으로 공유하지만, 패킷 손실을 감지하고 대응하는 방식에서 근본적인 차이를 보인다.

TCP Tahoe는 원조에 가까운 알고리즘으로, 패킷 손실을 타임아웃 발생 또는 세 개의 중복 ACK 수신으로 감지한다. 손실이 감지되면 혼잡 윈도우 크기를 1로 초기화하고 슬로우 스타트 단계부터 다시 시작한다. 이는 네트워크에 큰 충격을 주었던 혼잡이 완화되었을 것이라고 가정한 조치이다. 반면, TCP Reno는 Tahoe의 동작을 개선하여 빠른 회복 메커니즘을 도입했다. Reno는 세 개의 중복 ACK를 '경미한 혼잡'의 신호로 해석한다. 이 경우, 혼잡 윈도우를 반으로 줄인 후(빠른 회복 단계), 타임아웃 없이 중복 ACK가 계속 도착하면 윈도우를 점진적으로 증가시켜 흐름을 유지한다. 그러나 타임아웃이 발생하면 Tahoe와 마찬가지로 윈도우 크기를 1로 리셋한다.

두 알고리즘의 성능 차이는 손실 유형에 따라 뚜렷하게 나타난다. 단일 패킷 손실이 발생한 상황에서는 Reno의 빠른 회복 메커니즘이 효율적이다. Tahoe는 윈도우를 1로 줄이고 슬로우 스타트를 다시 시작해야 하므로 처리율이 급격히 떨어지는 반면, Reno는 윈도우를 반으로만 줄이고 바로 혼잡 회피 단계로 진입할 수 있어 성능 저하가 상대적으로 적다. 그러나 여러 패킷이 연속으로 손실되는 경우, Reno의 빠른 회복 알고리즘은 한 번의 손실 복구 주기 내에 여러 손실을 처리하지 못해 타임아웃을 초래할 수 있으며, 이는 결국 Tahoe와 유사한 성능 저하로 이어진다.

이러한 Tahoe와 Reno의 한계는 이후 TCP NewReno와 TCP SACK 같은 더 발전된 알고리즘의 등장을 촉진하는 계기가 되었다.

TCP Tahoe와 TCP Reno의 한계를 극복하기 위해 개발된 여러 개선된 혼잡 제어 알고리즘이 존재한다. 각 알고리즘은 패킷 손실 복구 효율성, 고대역폭 활용도, RTT 공정성 등을 개선하는 데 초점을 맞췄다.

TCP NewReno는 Reno의 빠른 회복 단계를 수정한 알고리즘이다. Reno는 한 RTT 동안 여러 패킷이 손실되면 타임아웃에 이를 위험이 있었으나, NewReno는 부분적인 ACK를 처리하여 한 번의 빠른 회복 단계에서 여러 손실된 패킷을 복구할 수 있다. 이로 인해 처리율 저하를 줄이고 네트워크 혼잡 후의 회복 속도를 높였다. TCP SACK(Selective Acknowledgment)는 수신자가 연속되지 않은 데이터 블록의 수신을 명시적으로 알릴 수 있도록 하는 옵션이다. 송신자는 정확히 어떤 세그먼트가 손실되었는지 알 수 있어, 여러 패킷이 손실된 상황에서도 불필요한 재전송을 최소화하고 효율적으로 복구할 수 있다.

고대역폭·고지연 네트워크 환경에서의 성능을 개선하기 위해 설계된 알고리즘도 등장했다. TCP BIC(Binary Increase Congestion control)는 대역폭 탐색을 이진 검색 방식으로 수행하여 혼잡 윈도우 크기를 빠르게 최적 값으로 수렴시키고, 이후 선형적으로 증가시켜 안정성을 유지한다. TCP CUBIC은 BIC의 복잡성을 줄이고 더욱 공정한 RTT 독립성을 확보한 알고리즘으로, 현재 리눅스의 기본 혼잡 제어 알고리즘으로 널리 채택되었다. CUBIC은 혼잡 윈도우 크기를 시간의 3차 함수로 증가시켜, 혼잡 발생 후의 윈도우 증가 속도를 혼잡 발생 시점으로부터의 경과 시간에 기반하여 결정한다. 이 방식은 장거리 고속 네트워크에서 공격적으로 대역폭을 점유하지 않으면서도 높은 처리율을 유지하는 데 기여한다.

패킷 손실은 TCP 혼잡 제어에서 가장 중요한 혼잡 신호로 작용하며, 혼잡 윈도우 크기를 조정하는 주요 트리거가 된다. 패킷 손실은 주로 두 가지 방식으로 감지된다. 첫 번째는 재전송 타임아웃(RTO)이 발생하는 경우이며, 두 번째는 중복 ACK를 연속적으로 수신하는 경우이다. 이 두 가지 사건은 네트워크 혼잡의 정도를 다르게 해석하며, 이에 따라 혼잡 윈도우 크기를 줄이는 방식에도 차이가 있다.

타임아웃은 상대적으로 심각한 혼잡 상황을 의미한다. 송신자가 패킷을 보낸 후 미리 계산된 RTO 시간 내에 해당 패킷에 대한 확인응답(ACK)을 받지 못하면 패킷 손실이 발생한 것으로 간주한다. 이는 패킷이 네트워크에서 완전히 유실되었거나 심각한 지연을 겪고 있을 가능성이 높다. 타임아웃이 발생하면, TCP는 혼잡 윈도우 크기를 1로 초기화하고 슬로우 스타트 단계부터 다시 시작한다. 이는 네트워크에 남아 있는 데이터 양을 급격히 줄여 혼잡을 완화시키기 위한 조치이다.

반면, 중복 ACK는 비교적 경미한 혼잡 상황을 나타낸다. 수신자는 순서 번호가 도착해야 할 패킷이 누락되고 그 다음 패킷이 도착하면, 누락된 패킷의 순서 번호를 가진 ACK를 반복적으로 보낸다. 송신자가 동일한 순서 번호에 대한 ACK를 3개 연속으로 받으면(일반적으로 "트리플 듀플리케이트 ACK"), 해당 패킷이 손실되었다고 판단하고 빠른 재전송 알고리즘을 동작시킨다. 이 경우, 혼잡 윈도우 크기를 타임아웃 때처럼 1로 줄이지 않고, 현재 크기의 절반으로 줄인 후 혼잡 회피 단계로 진입한다. 이 방식을 통해 네트워크 효율성을 더 잘 유지할 수 있다.

이러한 차별화된 대응은 TCP가 네트워크 상태에 보다 정교하게 적응할 수 있게 해준다. 타임아웃은 네트워크 경로가 완전히 끊어졌거나 극심한 정체를 겪을 때 발생할 수 있어 보수적으로 접근하는 반면, 중복 ACK는 단일 패킷의 손실로 인한 일시적인 정체일 가능성이 높아 공격성을 낮춘 상태에서 데이터 흐름을 유지하려는 전략이다.

명시적 혼잡 알림은 패킷 손실을 기다리지 않고, 네트워크 라우터가 직접 혼잡을 감지하여 송신자에게 알리는 메커니즘이다. 기존의 혼잡 제어는 패킷 손실을 혼잡의 간접적 신호로 삼지만, ECN은 실제 패킷 손실이 발생하기 전에, 즉 큐잉 지연이 증가하는 단계에서 사전에 혼잡을 통보한다. 이를 통해 불필요한 재전송과 그로 인한 처리량 감소를 줄이고, 네트워크 이용 효율을 높일 수 있다.

ECN이 동작하려면 TCP 연결 설정 단계에서 협상(ECN-Echo와 CWR 플래그 사용)을 거쳐 양단이 ECN을 지원함을 확인해야 한다. 또한, 네트워크의 라우터도 ECN 기능을 지원해야 한다. 지원 라우터는 혼잡이 예상될 때, 통과하는 IP 패킷 헤더의 ECN 필드를 설정하여 혼잡 표시(CE: Congestion Experienced)를 한다. 수신자는 이 표시를 확인하고, 다음 ACK 패킷에 ECN-Echo 플래그를 설정하여 송신자에게 혼잡 상황을 알린다.

송신자는 ECN-Echo 신호를 수신하면, 이를 패킷 손실과 동등한 혼잡 신호로 간주한다. 대부분의 ECN 호환 알고리즘(예: TCP Reno, TCP NewReno)은 이 신호에 반응하여 혼잡 윈도우 크기를 절반으로 줄이고, 혼잡 회피 단계로 진입한다. 동시에, 다음 전송 패킷에 CWR(Congestion Window Reduced) 플래그를 설정하여 혼잡 조치가 취해졌음을 수신자에게 알린다.

ECN의 도입은 지연이 민감한 응용 프로그램이나 무선 환경처럼 패킷 손실 원인이 혼잡만이 아닌 네트워크에서 특히 유용하다. 그러나 모든 네트워크 장비와 종단 시스템이 ECN을 지원해야 효과를 발휘하므로, 보편화에는 시간이 걸렸다. 현대 네트워크에서는 혼잡을 보다 적극적으로 관리하고 성능을 최적화하기 위한 핵심 기술로 자리 잡고 있다.

혼잡 윈도우 크기는 네트워크의 처리율과 지연 시간에 직접적인 영향을 미치는 핵심 매개변수이다. 처리율은 단위 시간당 성공적으로 전달된 데이터의 양을 의미하며, 혼잡 윈도우 크기가 최적 수준에 가까울수록 링크 대역폭을 효율적으로 활용하여 높은 처리율을 달성한다. 반면, 윈도우 크기가 너무 작으면 송신자가 네트워크 용량을 충분히 사용하지 못해 처리율이 낮아지는 대역폭 낭비가 발생한다. 너무 크면 혼잡을 유발하여 패킷 손실이 빈번해지고, 재전송으로 인해 유효한 처리율이 오히려 감소한다.

지연 시간 측면에서, 적절한 혼잡 윈도우 크기는 버퍼링 지연을 최소화하는 데 기여한다. 윈도우 크기가 과도하게 커지면 네트워크 라우터나 스위치의 큐에 많은 패킷이 대기하게 되어 큐잉 지연이 증가한다. 이는 종단 간 왕복 시간을 늘리는 주요 원인이 된다. 특히 버퍼 블로트 현상이 발생하는 네트워크에서는 작은 혼잡 윈도우가 오히려 전체 지연 시간을 줄이는 데 유리할 수 있다.

처리율과 지연 시간은 종종 트레이드오프 관계에 있다. 높은 처리율을 추구하여 혼잡 윈도우를 크게 유지하면 큐잉 지연이 증가하고, 지연을 최소화하기 위해 윈도우를 작게 유지하면 처리율이 저하될 수 있다. 따라서 혼잡 제어 알고리즘의 목표는 이 두 지표 사이의 균형을 찾는 것이다. 예를 들어, TCP CUBIC은 대역폭을 빠르게 점유하여 처리율을 높이는 데 중점을 두는 반면, BBR은 모델 기반으로 대역폭과 지연을 측정하여 큐를 채우지 않는 선에서 최적의 운영점을 찾아 지연 증가를 억제하려고 한다.

혼잡 제어 알고리즘의 공정성은 여러 TCP 연결이 동일한 병목 링크를 공유할 때 각 연결이 공평한 대역폭을 얻도록 보장하는 능력을 의미한다. 이상적인 혼잡 제어는 모든 연결이 동일한 양의 대역폭을 나누어 가지도록 한다. 예를 들어, TCP Reno나 TCP CUBIC과 같은 표준 알고리즘은 기본적으로 애드-인크리멘털 멀티플리케이티브 디크리먼털 원칙을 따르며, 이는 공정성을 달성하는 데 기여한다. 그러나 알고리즘의 구체적인 동작 방식에 따라 공정성의 정도는 달라질 수 있다.

혼잡 윈도우 크기 조정 방식은 다른 TCP 연결 또는 다른 종류의 트래픽과의 친화성에도 영향을 미친다. 친화성은 새로운 또는 기존의 다른 TCP 흐름과 공정하게 대역폭을 공유하는 특성을 말한다. 예를 들어, 기존의 TCP Reno 흐름과 새로 시작된 TCP CUBIC 흐름이 경쟁할 때, 한 알고리즘이 과도하게 공격적으로 대역폭을 차지한다면 친화성이 낮다고 평가된다. 높은 친화성은 네트워크의 안정적인 운영에 중요하다.

다양한 TCP 변종 간의 공정성과 친화성은 실제 네트워크 성능에 직접적인 영향을 미친다. 일부 최적화된 알고리즘은 단일 연결의 성능을 극대화하려다 보면 공정성을 해칠 수 있다. 따라서 현대의 혼잡 제어 알고리즘을 설계할 때는 높은 처리율과 낮은 지연 시간을 달성하는 것뿐만 아니라, 여러 흐름 간의 공평한 자원 분배와 기존 프로토콜과의 조화로운 공존도 중요한 평가 기준이 된다.

고대역폭·고지연 네트워크는 기존 손실 기반 혼잡 제어 알고리즘의 한계를 명확히 드러낸다. TCP CUBIC과 같은 전통적인 알고리즘은 패킷 손실을 혼잡의 주요 신호로 삼아 윈도우 크기를 줄이는 방식을 사용한다. 그러나 대역폭이 매우 크고 지연 시간이 긴 네트워크에서는 큐가 채워지는 과정에서 발생하는 약간의 패킷 손실만으로도 윈도우가 급격히 감소하게 되어, 실제 사용 가능한 대역폭을 지속적으로 활용하지 못하고 성능이 크게 저하되는 문제가 발생한다.

이러한 문제를 해결하기 위해 구글은 TCP BBR(Bottleneck Bandwidth and Round-trip propagation time) 알고리즘을 개발했다. BBR은 패킷 손실 대신 네트워크 경로의 모델을 직접 추정하는 방식에 기반한다. 이 알고리즘은 데이터 전송을 통해 주기적으로 측정한 대역폭 지연 곱(BDP)과 왕복 지연 시간(RTT)을 사용하여 네트워크의 실제 정체 상황을 추정한다. BBR은 혼잡 윈도우 크기를 손실 없이도 최대 처리량을 낼 수 있고, 동시에 큐 지연을 최소화할 수 있는 지점으로 유지하려고 한다.

BBR의 동작은 크게 다음과 같은 단계로 구성된다.

1. 시작(Startup): 슬로우 스타트와 유사하게 대역폭을 빠르게 탐색한다.

2. 배수 감소(Drain): 시작 단계에서 큐에 쌓인 패킷을 소진하여 지연을 줄인다.

3. 정체 회피(Probe BW): 주기적으로 대역폭을 약간 초과하는 속도로 전송하여 최대 대역폭 변화를 탐지한다.

4. 지연 탐색(Probe RTT): 주기적으로 전송 속도를 낮추어 최소 RTT를 재측정한다.

이 접근 방식은 손실 기반 알고리즘이 겪는 처리량의 급격한 변동을 줄이고, 더 안정적이고 높은 처리량을 제공하며, 특히 장거리 고속 네트워크에서 더 낮은 지연을 유지할 수 있다. 그러나 BBR은 기존 TCP Reno나 CUBIC 흐름과의 공정한 대역폭 공유 문제, 그리고 복잡한 실제 네트워크 조건에서의 최적화 등 지속적인 연구 주제를 남겨두고 있다[3].

무선 네트워크는 패킷 손실의 원인이 유선 네트워크와 근본적으로 다릅니다. 유선 환경에서의 패킷 손실은 주로 라우터 버퍼 오버플로우에 의한 혼잡으로 간주되지만, 무선 환경에서는 채널 간섭, 페이딩, 이동성으로 인한 핸드오버 등 전송 오류가 빈번하게 발생합니다. 표준 TCP 혼잡 제어 알고리즘은 모든 패킷 손실을 혼잡 신호로 해석하여 혼잡 윈도우 크기를 감소시키므로, 무선 오류로 인한 손실까지 혼잡으로 오인하면 불필요하게 전송 속도를 낮추어 처리율이 급격히 떨어지는 문제가 발생합니다.

이 문제를 완화하기 위해 여러 기법이 개발되었습니다. 대표적인 접근법은 손실 원인을 구분하는 것입니다. 예를 들어, TCP 웨스트우드는 수신 측에서 측정한 대역폭 추정치를 기반으로 혼잡 윈도우와 슬로우 스타트 임계값을 설정하여, 무선 손실 시 공격적으로 윈도우를 줄이지 않도록 합니다. 또 다른 방식은 무선 링크 계층에서의 손실을 은폐하는 것입니다. 이는 기지국이나 액세스 포인트가 로컬 버퍼를 사용해 손실된 패킷을 재전송하여, 최종 단말 간 TCP 연결에는 패킷 손실이 발생하지 않은 것처럼 보이게 합니다. 그러나 이 방법은 종단 간 의미의 지연을 증가시킬 수 있습니다.

최근의 모바일 네트워크(예: LTE, 5G)에서는 물리층 및 데이터링크층의 신뢰성 전송 기술이 크게 발전하여 무선 오류율 자체가 낮아졌습니다. 또한, QUIC과 같은 새로운 전송 계층 프로토콜은 UDP 기반으로 설계되어 패킷 손실 복구 메커니즘이 더 유연하며, 무선 환경에서의 성능 향상을 목표로 합니다. 따라서 현대 무선 네트워크에서는 순수 무선 오류의 영향은 상대적으로 줄어들었지만, 이동성에 따른 지연 변동이나 셀 간 핸드오버 시의 일시적 연결 끊김은 여전히 혼잡 윈도우 크기 관리에 중요한 고려사항으로 남아 있습니다.