加油！偷博仔
今天遇见两首顾城的诗

黑夜给了我黑色眼睛
我却用它寻找光明
————《一代人》 1979年4月

在你的门前
我堆起一个雪人
代表笨拙的我
把你久等
你拿出一颗棒糖
一颗甜甜的心
埋进雪里
说这样就会高兴
雪人没有笑
一直没作声
直到春天的骄阳
把它融化干净
人在哪呢
心在哪呢
小小的泪潭边
只有蜜蜂
————《雪人》1980年2月

好，沉静了心情，正片开始。

文章目录

可靠数据传输原理。
- 一、可靠数据传输（rdt）的原理
- 1.1可靠数据传输：问题描述
- 1.2可靠数据传输：问题描述（续）
- 2.1Rdt1.0：在可靠信道上的可靠数据传输
- 2.2Rdt2.0：具有比特差错的信道
- 2.3rdt2.0的致命缺陷！-> rdt2.1
- 2.3rdt2.2：无NAK的协议
- 2.4rdt3.0：具有比特差错和分组丢失的信道
- - 2.4.1流水线（pipeline）(提高链路利用率)
  - 2.4.2通用（为后文协议铺垫）：滑动窗口(slide window)协议
  - 2.4.3 发送窗口滑动过程-相对表示方法
  - 2.4.4 滑动窗口(slide window)协议——接收窗口
  - 2.4.5 GBN协议和SR协议的异同
  - 2.4.6流水线协议：总结
  - 2.4.7 GBN：发送方与接收方，扩展的FSM，运行的GBN图
  - 2.4.8 选择重传SR
  - 2.4.9对比GBN和SR与窗口的最大尺寸![在这里插入图片描述](https://img-blog.csdnimg.cn/20210216145755302.png?x-oss-process=image/watermark,type_ZmFuZ3poZW5naGVpdGk,shadow_10,text_aHR0cHM6Ly9ibG9nLmNzZG4ubmV0L20wXzQ2MTU2OTAw,size_16,color_FFFFFF,t_70)

可靠数据传输原理。

一、可靠数据传输（rdt）的原理

 rdt（reliable data transfer)）在应用层、传输层和数据链路层都很很重要
 是网络Top 10问题之一重要
什么才叫可靠呢，传输的数据，原原本本交付，不出错不重复不失序不丢失

Reliable&& unreliable channel

1.1可靠数据传输：问题描述

中间两个大方框就是rdt实体。
这四个函数，分别是接收方和发送方rdt与上层、下层的接口

1.2可靠数据传输：问题描述（续）

我们将：
 渐增式地开发可靠数据传输协议（ rdt ）的发送方和接收方
 只考虑单向数据传输
 但控制信息是双向流动的！
 双向的数据传输问题实际上是2个单向数据传输问题的综合
 使用有限状态机 (FSM) 来描述发送方和接收方

所谓渐增式：
就是先假定可靠传输的条件一一具备，然后逐个假定条件不可靠，rdt逐个针对该不可靠条件，实现哪些机制。

然后采用有限状态机来描述状态的改变。

下面一步一步升级rdt

2.1Rdt1.0：在可靠信道上的可靠数据传输

Rdt1.0描述：

 下层的信道是完全可靠的
 没有比特出错
 没有分组丢失

 发送方和接收方的FSM
 发送方将数据发送到下层信道
 接收方从下层信道接收数据

发送方：上层来了data，封装成packet、下发packet；
接收方：下层来了packet，解封装，上交data

这就相当于，rdt啥也不干。啥事下属都干好了，rdt只管抽烟喝酒烫头（只管来什么发什么，送什么收什么）

2.2Rdt2.0：具有比特差错的信道

Rdt2.0描述：

 下层信道可能会出错：将分组中的比特翻转
 用校验和来检测比特差错

 问题：怎样从差错中恢复：
 确认(ACK， acknowledgment)：接收方显式地告诉发送方分组已被正确接收
 否定确认( NAK，negative acknowledgment): 接收方显式地告诉发送方分组发生了差错

发送方收到NAK后，发送方重传分组

 rdt2.0中的新机制：采用差错控制编码进行差错检测
 发送方差错控制编码、缓存
 接收方使用编码检错
 接收方的反馈：控制报文（ACK，NAK）：接收方→发送方
 发送方收到反馈相应的动作

rdt2.0：FSM描述

发送方，有两个状态，等待上层调用和等待ACK或NAK

发送方有一个副本，以便检错重传

发送方在第一个状态，等待上层调用，来了一个data，计算checksum，封装成packet，下发。

于是转换成第二个状态，等待ack或nak 。

接收方，只有一个状态。

如果收到的packet（rcvpkt），是corrupt（腐败的，这里就是有误的）的，那么feedback NAK（udt_send(NAK)）.

如果notcorrupt，就解封装(extract())，上交data（deliver_data(data)），并且feedback ACK（udt_send(ACK)）

所以现在，聪明的，你看懂了这个有限状态机的描述形式吧。
那，就自己观摩下面2个FSM的描述吧

rdt2.0：没有差错时的操作

rdt2.0：有差错时

2.3rdt2.0的致命缺陷！-> rdt2.1

如果ACK/NAK出错？
 发送方不知道接收方发生了什么事情！
 发送方如何做？  重传？可能重复  不重传？可能死锁(或出错)
 需要引入新的机制: 序号(Sequence Number)
处理重复：
 发送方在每个分组中加入序号
 如果ACK/NAK出错，发送方重传当前分组
 接收方丢弃（不发给上层）重复分组

rdt2.1：发送方处理出错的ACK/NAK
从虚线的位置开始看。
此时，上层来的data除了data，checksum封装到packet中，还有序号。

rdt2.1：接收方处理出错的ACK/NAK

rdt2.1：讨论

发送方：
 在分组中加入序列号
 两个序列号（0，1）就足够了: 一次只发送一个未经确认的分组
 必须检测ACK/NAK是否出错（需要EDC ）
 状态数变成了两倍: 必须记住当前分组的序列号为0还是1

接收方：
 必须检测接收到的分组是否是重复的
 状态会指示希望接收到的分组的序号为0还是1
 注意：接收方并不知道发送方是否正确收到了其ACK/NAK
 没有安排确认的确认也没有确认的确认的确认。
 具体解释见下页

rdt2.1的运行
一张图，明了啦！

2.3rdt2.2：无NAK的协议

rdt2.2 description:

 功能同rdt2.1，但只使用ACK(ack 要编号）
 接收方对最后正确接收的分组发ACK，以替代NAK 接收方必须显式地包含被正确接收分组的序号
 当收到重复的ACK（如：再次收到ack0）时，发送方与收到NAK采取相同的动作：
重传当前分组
 为后面的一次发送多个数据单位做一个准备

 一次能够发送多个
 每一个的应答都有：ACK，NACK；麻烦
 用前一个数据单位的ACK，代替本数据单位的NAK
 确认信息减少一半，协议处理简单

用前一个序号ack代替当前nak

rdt2.2的运行

rdt2.2：发送方和接收方片断

2.4rdt3.0：具有比特差错和分组丢失的信道

新的假设：
下层信道可能会丢失分组（数据或ACK）(好比之前说的路由器队列排满了，新来的就被drop掉)

 会死锁
 机制还不够处理这种状况：
• 检验和
• 序列号
• ACK
• 重传

方法：（超时重传）

发送方等待ACK一段合理的时间
(链路层的timeout时间确定的传输层timeout时间是适应式的；所谓适应式的，现在我还不懂…郑老师又说会在TCP的timeout设置那里去讲)
 发送端超时重传：如果到时没有收到ACK->重传
 问题：如果分组（或ACK ）只是被延迟了：
 重传将会导致数据重复，但利用序列号已经可以处理这个问题
 接收方必须指明被正确接收的序列号
 需要一个倒计数定时器

rdt3.0 发送方

注意注意，rdt3.0加入了start_timer动作和timeout事件。
rdt3.0的运行

rdt3.0的性能：
 rdt3.0可以工作，但链路容量比较大的情况下，性能很差
 链路容量比较大，一次发一个PDU 的不能够充分利用链路的传输能力

就好像交通规则（协议）规定，宽敞的（信道容量大）高速公路上（链路），每次只允许跑一台车（1bit），或者一个车队（1packet），正常情况下跑完全程高速， ack确认。然后再让下台车或下个车队上高速跑。就产生高速公路（链路）利用率极低的情况。

信道容纳bit的个数： 信道延时/一个bit的传输时间
往返传播延时30ms，分组传输延时0.008ms
当物理资源的利用率将近100%，那么瓶颈就在于物理链路的带宽了

rdt3.0：停——等操作（rdt3.0也是一种 “停止等待协议”）

那为了提高利用率，让宽敞的信道忙起来，就… （当然如果信道不宽，一次发一个也许才是）

2.4.1流水线（pipeline）(提高链路利用率)

流水线： 允许发送方在未得到对方确认的情况下一次发送多个分组

 必须增加序号的范围:用多个bit表示分组的序号
 在发送方/接收方要有缓冲区 （缓冲技术，对抗发送/接收速度不匹配的情况）
- 发送方缓冲：未得到确认，可能需要重传；
- 接收方缓存：上层用户取用数据的速率≠接收到的数据速率；接收到的数据可能乱序，排序交付（可靠）

 两种通用的流水线协议：回退N步(GBN)和选择重传(SR)

2.4.2通用（为后文协议铺垫）：滑动窗口(slide window)协议

 发送缓冲区
 形式：内存中的一个区域，落入缓冲区的分组可以发送
 功能：用于存放已发送，但是没有未经确认的分组
 必要性：需要重发时可用
 发送缓冲区的大小：
一次最多可以发送多少个未经确认的分组
 停止等待协议=1  流水线协议>1，合理的值，不能很大，链路利用率不能>100%
 发送缓冲区中的分组
 未发送的：落入发送缓冲区的分组，可以连续发送出去；
 已发送、等待确认的：发送缓冲区的分组只有得到确认才能删除

2.4.3 发送窗口滑动过程-相对表示方法

 采用相对移动方式表示，分组不动
 可缓冲范围移动，代表一段可以发送的权力

let me explain:
浅蓝色：分组已发送且已确认。
粉红色：分组已发送且未确认。
白色：分组未发送。
·
图中“真正滑动过程”， 绿色线条（发送缓冲区）不动，数字队列（分组）移动
相对滑动表示，真正滑动的相对滑动。

 发送窗口：发送缓冲区内容的一个范围 。是发送缓冲区的一个子集
 那些已发送但是未经确认分组的序号构成的空间
 发送窗口的最大值<=发送缓冲区的值
 一开始：没有发送任何一个分组
 后沿=前沿
 之间为发送窗口的尺寸=0
 每发送一个分组，前沿前移一个单位

发送窗口的移动->前沿移动

图中前沿左边的箭头，应该随着深蓝色向右同步移动

前沿左边的箭头最后移动到位置4。所以此时发送窗口尺寸=5

发送窗口的移动->后沿移动

再看一个生动的发送窗口图

2.4.4 滑动窗口(slide window)协议——接收窗口

 接收窗口 (receiving window)=接收缓冲区

只有收到的分组序号落入接收窗口内才允许接收
若序号在接收窗口之外，则丢弃；
 接收窗口尺寸Wr=1，则只能顺序接收；
 接收窗口尺寸Wr>1 ，则可以乱序接收
（但提交给上层的分组，要按序）

除了丢弃2号分组，还要回馈一个按顺序接收的最高序号的ack，比方说此时ack = 1。
看下图：

滑动，不能失序

正常情况下的2个窗口互动

滑动窗口看到这里，有一种浑然一体的感觉。

到这里，铺垫完了，好像也说的差不多了。
铺垫的就是GBN（回退n步协议（GO-BACK-N））协议
和SR（选择重传协议（selective repeat）协议

当发送窗口Ws > 1, 接收窗口Wr = 1时，叫做GBN协议
当发送窗口Ws > 1, 接收窗口Wr > 1时，叫做SR协议

其实还有一种协议：停止等待协议（stop-and-wait）

当发送窗口Ws = 1, 接收窗口Wr = 1时，叫停止等待协议

回顾一下异常情况的窗口互动：

超时，Ws全部重传

超时Ws选择重传

2.4.5 GBN协议和SR协议的异同

2.4.6流水线协议：总结

维护的定时器个数不同：GBN 1个；SR 多个。

2.4.7 GBN：发送方与接收方，扩展的FSM，运行的GBN图

用有限状态机来文字转图片：发送方扩展FSM

Explanation:
N，发送缓冲区大小
base ,发送窗口后沿。
nextseqnum，发送窗口前沿。

用有限状态机来文字转图片：接收方扩展FSM

此时接收窗口在5的位置，红色6，代表乱序收到6号分组，丢弃。
此时udt_send(sndpkt)中，就包含了ack4.

最后由于pkt2timeout，就重传了一遍未确认的所有分组

又是浑然天成的感觉。
最后再来感受一下SR协议

2.4.8 选择重传SR

由于pkt2 timeout，于是单独，pkt2 resent，

2.4.9对比GBN和SR与窗口的最大尺寸

本篇结束。

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