计算机网络 | 流量控制与可靠传输机制

TIFFANY
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为什么要有这个层？

较高的发送速度和较低的接收能力的不匹配，会造成传输出错，因此流量控制也是数据链路层的一项重要工作。 每个层都有自己的流量控制，对于数据链路层的流量控制是点对点(相邻两个结点)的，而传输层的流量控制是端到端（主机与主机）的。

  • 数据链路层流量控制手段：接收方收不下就不回复确认。

  • 传输层流量控制手段：接收端给发送端一个窗口公告。

方法

停止-等待协议

每发送完一个帧就停止发送，等待对方的确认，在收到确认后再发送下一个帧

image.png 异常原因 - 丢包：物理线路故障、设备故障、病毒攻击、路由信息错误等原因，会导致数据包的丢失。（链路层-帧，传输层-报文段/用户数据报，网络层-IP数据版/分组）

停等协议——无差错情况

发送1个数据帧就停止，进行等待 image.png

停等协议——有差错情况

超时计时器：每次发送一个帧就启动一个计时器，重传时间应该比平均往返时延要长一些RTT（Round-Trip Time）

1. 数据帧丢失或检测到帧出错 image.png

2. ACK 确认帧丢失 在重传时间内发现没有收到确认帧 image.png

3. ACK迟到 确认帧迟迟不到，重复的那个都丢掉

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优点：简单，但信道利用率太低了。 td：发送方发送时延，ta：接收方发送时延，rtt：往返时延

image.png

信道利用率

有效数据传输时间/总时间 image.png 有效数据传输时间/实际时间周期

image.png

滑动窗口协议（side window）自动重传请求（ARQ automatic repeat request）

发送窗口

  1. 发送缓冲区的子集
  2. 用于存放已发送，但是没有得到确认的分组
  3. 一开始的发送窗口是空集，发送了一个分组则前沿向前滑动一格，直到发送缓冲区的上限
  4. 收到了老分组的确认，后沿向前滑动，但不能超过前沿

image.png

接收窗口

窗口大小为1

  • 当窗口在0，则只能接收0号分组。0号分组接收确认之后，向后滑动1格，等待1号的到来，其他的都是乱序分组。

  • 如果这时来了二号分组和三号分组，则抛弃掉，并给最高序号分组的确认，ACK=1的确认。（因为1是已确定的最高序号的分组）

接收窗口>1

  • 0号分组确认，向前滑动1格，意味着接收方可以接收1-5号分组

image.png

  • 1号分组来了之后，向发送端发送ACK=1的确认，并向前滑动1格

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  • 3号分组来了，发送ACK = 3的确认，4号分组到ACK = 4的确认，但不能向前滑动

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  • 这时2号到来，向前移动三格，ACK = 2的确认

综上

  • 接收窗口尺寸Wr=1，则只能顺序接收 —— Go-Back-N协议-对顺序到来最高的确认，累计确认（如果发送的时ACK=1，则说明1号即以前的分组都已经确认了）
  • 接收窗口尺寸Wr>1，则可以乱序接收 —— select repeat协议 - 向对方发送单独的确认而不是累计的确认，非累计确认，收到哪个分组就确认哪个分组

正常情况下：发送方数据发送给接收方，接收方收到数据，向前滑动，并给发送方确认，发送方收到确认后则向前滑动，导致有新的分组落入新的缓冲区，又可以进行新一轮的发送。

在ARQ协议中，发送窗口的大小≤窗口总数 - 1

  • 而对于GBN来说，发送窗口可以 = 总窗口 - 1；因为他们的接收窗口为1，是可以保证按序接收的。

  • 所以对于窗口大小为n的滑动窗口，他的发送窗口的大小为n - 1，也就是说最多可以有n - 1个发送窗口发送但没有确认。

异常情况下GBN（ go - back - n ）的2窗口互动

发送窗口

  • 新分组落入发送缓冲区范围，发送->前沿滑动

  • 超时重发机制让发送端将发送窗口中的所有分组发送出去，因为如果1没确认，2、3到达了接收方也是会丢弃的。

  • 来了老分组的重复确认->后沿不向前滑动-新的分组无法落入发送缓冲区的范围（此时如果发送缓区有新的分组可以发送）

接收窗口

  • 收到乱序分组，没有落入到接收窗口范围内，抛弃

  • (重复)发送老分组的确认，累计确认

GBK中序列号大小要比发送窗口大小大1，序列号的位数则取log

  • 当窗口大小为3，（0 1 2），序列号大小也为3时，假设为 0 1 2，开始发送数据，首先将三个数据包发送出去，当收到了0的确认后，移动窗口为 1 2 0，那么当再次收到0的确认后，就无法判断是第一个0的重复确认还是新数据包的确认了。

  • 当窗口大小为3，（0 1 2），序列号大小为4，假设为0 1 2 3，开始发送数据，收到了0的确认后，移动窗口为 1 2 3，这时候如果收到0的确认，可以确定是第一个0的重复确认，而不会产生歧义。

异常情况下SR（ select repect）的2窗口互动

发送窗口

  • 新分组落入发送缓冲区范围，发送->前沿滑动

  • 超时重发机制让发送端将超时的分组重新发送出去

  • 来了乱序分组的确认 -> 后沿不向前滑动 -> 的分组无法落入发送缓冲区的范围（此时如果发送缓冲有新的分组可以发送）

接收窗口

  • 收到乱序分组，落入到接收窗印范围内，接收
  • 发送该分组的确认，单独确认

GBN 和 SR异同

相同：发送窗口>1；一次可以发送多个分组

不同

GBN

  • 发送窗口最大2n2{^n}-1，GBN接收窗口为1

  • 只能顺序接收发送端；从表现来看，一旦一个分组没有发成功，如:0,1.2,3,4; 假如1未成功，234都发送出去了，要返回1再发送：GB1；

  • 只维护一个定时器

SR

  • SR接受窗口>1，最大2的（n-1）次方
  • 接收端可以乱序接收发送端:发送0,1.2.3.4，一旦1未成功，2.3,4,已发送，无需重发，选择性发送1；
  • 对每一个发送未确定的，都设置一个定时器

对比

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