引言

GBN协议的弊端

累计确认，从而导致某一帧错误后会批量重传。

可行的解决方案

可以只重传出错的帧，设置单个确认，同时加大接收窗口，设置接收缓存，缓存乱序到达的帧。这也就是选择重传协议SR。

SR中的滑动窗口

如图所示为SR中的发送窗口，假设此时3的确认帧已经收到：

可分为以下部分：

发送完被确认的：01

发送完等待确认的：24

目前可发送：5

不可发送的：其余的

再看接收方（假设此时5号帧没有收到）：

希望收到还未收到：5号帧

收到且确认的：6号帧

等待接收的：70

SR发送方必须响应的事件

上层的调用

从上层收到数据后，SR发送方检查下一个可用于该帧的序号，如果序号位于发送窗口内，则发送数据帧；否则就像GBN一样，要么将数据缓存，要么返回给上层，之后再传输。

收到ACK

如果收到ACK，假如该帧序号在窗口内，则SR发送方将那个被确认的帧标记为已接收。如果该帧序号是窗口的下界（最左边第一个窗口对应的序号），则窗口向前移动到具有最小序号的未确认帧处。如果窗口移动了并且有序号在窗口内的未发送帧，则发送这些帧。

超时事件

每个帧都有自己的定时器，一个超时事件发生后只重传一个帧。

SR接收方要做的事

对于窗口内的帧，无条件接收

SR接收方将确认一个正确接收的帧而不管其是否按序。失序的帧将被缓存，并返回给发送方一个该帧的确认帧（收到谁确认谁），直到所有帧（即序号更小的帧）皆被收到为止，这时才可以将一批帧按序交付给上层，然后向前移动滑动窗口。

如果收到了窗口下界之前的帧，就返回一个ACK。其他情况，就忽略该帧。

运行中的SR

假设发送窗口和接收窗口都为4，发送方发送0帧，接收方收到0帧，并回复0帧确认，由于0帧是接收窗口下界，于是移动窗口使得窗口下界为第一个未被接收的帧（1号帧），同时把新加入帧（4号帧）的状态置为可接收状态：

发送方发送1帧，接收方收到1帧，并回复1帧确认，由于1帧是接收窗口下界，于是移动窗口使得窗口下界为第一个未被接收的帧（2号帧），同时把新加入帧（5号帧）的状态置为可接收状态：

发送方发送2帧，但是2帧丢失，接收方未收到2帧：

发送方发送3帧，接收方收到3帧，缓存三帧，发送ACK3：

发送方收到ACK0，由于窗口下限被确认，所以窗口右移一个，发送4帧，接收方收到4帧，缓存，发送ACK4：

发送方收到ACK1，由于窗口下界被确认，所以窗口右移1个，发送5帧，接收方接收5帧，缓存，发送ACK5：

发送方2帧超时未收到2帧确认，重新传2帧，这次接收方收到了，2-5帧交付（发送给上层网络层），发送ACK2：

发送方收到ACK3，但是无帧可发，等待，一直到ACK2到达，然后下界移至6.

滑动窗口长度

发送窗口最好等于接收窗口

大了会溢出，小了没意义

存在以下公式

$W_{Tmax} = W_{Rmax} =2^{n-1}$ ，其中 $W_{Tmax}$ ， $W_{Rmax}$ 分别是发送窗口和接收窗口大小，n是帧号的比特位数。

SR协议重点总结

对数据帧逐一确认，收一个确认一个

只重传出错帧

接收方有缓存

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