TCP tıkanıklık kontrolü, ağ altyapısının dolaylı geri bildirimlerini yorumlayarak gönderim hızını düzenler. Bu alanda CUBIC ve BBR algoritmaları farklı felsefi yaklaşımları temsil eder ve bu farklılık zaman alanındaki davranışlarına doğrudan yansır. CUBIC, kayıp tabanlı (loss-based) bir algoritmadır. Congestion window (cwnd) büyümesi, son kayıp olayından geçen sürenin kübik fonksiyonuna göre ayarlanır. Bu yaklaşım, yüksek bant genişliği-gecikme çarpımına (BDP) sahip bağlantılarda AIMD'nin doğrusal büyümesine kıyasla daha hızlı pencere kurtarımı sağlar. Ancak CUBIC zaman alanında analiz edildiğinde, cwnd'nin sabit kayıp olaylarının arasında keskin dişli testere dalgalanmaları sergilediği görülür; bu dalgalanma, bağlantı kalitesindeki geçici bozulmalara aşırı tepki riskini beraberinde getirir. BBR ise model tabanlı bir algoritmadır. Ağın bottleneck bant genişliğini (BtlBw) ve minimum RTT'yi (RTprop) ölçerek gönderim hızını bu parametrelere göre calibre eder. TCP tıkanıklık kontrolünde BBR'nin temel yeniliği, kayıp yerine gecikme değişimini sinyal olarak kullanmasıdır. Bu sayede, kalabalık kuyrukları tetiklemeden ağın fiili kapasitesine yakın çalışabilir. Zaman alanında BBR, CUBIC'in testere dişi yerine daha düzgün bir throughput eğrisi sergiler; ancak BtlBw tahmini için kullanılan periyodik ProbeBW döngüsü kısa süreli bant genişliği patlamalarına yol açar. İki algoritmanın zaman alanındaki karşılaştırmasında dikkat edilmesi gereken bir nokta, yüksek kayıp oranlı bağlantılardaki davranış farklılığıdır. CUBIC, kayıpları tıkanıklık sinyali olarak yorumladığı için bu ortamlarda hız kısması agresiftir. BBR ise kayıpları bant genişliği tahminine dahil etmediğinden yüksek kayıp altında fiilen daha yüksek throughput elde edebilir; bu durum çoğu zaman avantaj gibi görünse de kuyruk dolumuna katkısıyla rekabetçi akışlara karşı haksız bir üstünlük yaratabilir. Bu asimetrik rekabetin detaylı analizi, BBR v2'nin geliştirilmesindeki temel motivasyonu oluşturmuştur.