ip層是基於塊狀的packet報文來分片傳送的，因此，tcp協議需要將應用交付給它的字元流拆分成多個packet（在tcp傳輸層被稱為segment）傳送，由於網速有變化且接收主機的處理效能有限，tcp還要決定何時傳送這些segment。tcp滑動視窗解決了client、server這兩台主機的問題，但沒有去管連線中大量路由器、交換機**ip報文的問題，因此當瓶頸路由器的輸入流大於其輸出流時，便會發生擁塞。如果傳送方不管不顧，那麼瓶頸路由器的緩衝佇列填滿後便會發生大量丟包，且此時rtt（報文往返時間）由於存在長佇列而極高。
如上圖，最好的狀態是沒有佇列，此時rtt最低，而state2中rtt公升高，但沒有丟包，到state 3佇列滿時開始發生丟包
tcp的擁塞控制便用於解決上述問題。在bbr出現前，擁塞控制分為四個部分：慢啟動、擁塞避免、快速重傳、快速恢復。它的意義是在不知道連線的瓶頸頻寬時，以起始較低的傳送速率，以每rtt兩倍的速度快速增加傳送速率，直到到達乙個閾值，到該閾值後，進入線性提高傳送速率的階段，該階段叫做擁塞避免，直到發生丟包，。丟包後，發速速率大幅下降，針對丟包使用快速重傳演算法重送傳送，同時也使用快速恢復演算法把傳送速率盡量平滑的公升上來。如果瓶頸路由器的快取特別大，那麼這種以丟包作為探測依據的擁塞演算法將會導致嚴重問題：tcp鏈路上長時間rtt變大，但吞吐量維持不變。
如cubic這樣基於丟包的擁塞控制演算法在圖2中的第2條灰色豎線發生作用，這已經太晚了，因為此時瓶頸路由器已經達到上限，緩衝佇列已經滿載。更好的作用點是bdp上限開始發揮作用時，也就是第1條灰色豎線，是瓶頸路由器的緩衝佇列剛剛開始積壓時的節點。bbr通過檢測rtprop和btlbw來實現擁塞控制。
rtprop：光訊號從a端到b端的最小時延（其實是2倍時延，因為是乙個來回），這取決於物理距離。
btlbw：在a到b的鏈路中，它的頻寬取決於最慢的那段鏈路的頻寬，稱為瓶頸頻寬。
bdp：整條物理鏈路（不含路由器快取）所能儲藏的位元資料之和，bdp = btlbw * rtprop
tcp bbr協議定義的頻寬（delivery rate）= 資料量/從傳送出去至收到ack的時長
這裡注意，rtporp和rtt是不一樣的，rtt裡含有報文在路由器佇列裡的排隊時間、ack的延遲確認時間等。tcp每個報文必須被確認，確認動作是通過接收端傳送ack報文實現的，但由於tcp和ip頭部有40個位元組，如果不攜帶資料只為傳送ack網路效率過低，所以會讓獨立的ack報文等一等，看看有沒有資料發的時候順便帶給對方，或者等等看多個ack一起發，叫做延遲確認。所以，可以用下列公式表示rtt與rtprop的差別：
rtt我們可以測量得出，我們只需要找到瓶頸路由器隊列為空時多次rtt測量的最小值即為rtporo
當rtprop公升高時我們便得到了btlbw，這便找到第1條灰色豎線最好的擁塞控制點，也有了後續傳送速率的依據。基於bbr演算法，由於瓶頸路由器的隊列為空，最直接的影響就是rtt大幅下降，而因為沒有丟包，bbr傳輸速率也會有大幅提公升。
除此之外，bbr會嘗試週期性的探測新的瓶頸頻寬，這個週期值為1.25、0.75、1、1、1、1，以此來應對鏈路發生了切換，新的瓶頸頻寬變大或者變小的情況。1.25會使得bbr嘗試傳送更多的報文，而如果產生了佇列積壓，0.75則會釋放佇列。
下圖是10mbps、40ms網路的慢啟動階段，該網路中未確認的位元組數應為10mbps*0.04s=0.05mb。棕色線條是cubic演算法下已傳送位元組數，而藍色是ack已確認位元組數，綠色則是bbr演算法下的已傳送位元組數。顯然，最初cubic與bbr演算法相同，在0.25秒時飛行位元組數顯然遠超過了0.05mb位元組數，大約在 0.1mb位元組數也就是2倍bdp。大約在0.3秒時，cubic開始線性增加擁塞視窗，而到了0.5秒後bbr開始降低傳送速率，即排空瓶頸路由器的擁塞佇列，到0.75秒時飛行位元組數調整到了bdp大小，這是最合適的傳送速率。
當繁忙的網路出現大幅丟包時，bbr的表現也遠好於cubic演算法。下圖中，丟包率從0.001%到50%時，可以看到綠色的bbr遠好於紅色的cubic。大約當丟包率到0.1%時，cubic由於不停的觸發擁塞演算法，所以吞吐量極速降到10mbps只有原先的1/10，而bbr直到5%丟包率才出現明顯的吞吐量下降。cubic造成瓶頸路由器的緩衝佇列越來越滿，rtt時延就會越來越大，而作業系統對三次握手的建立是有最大時間限制的，這導致建cubic下的網路極端擁塞時，新連線很難建立成功。
bbr演算法的優勢：
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