标签：运输 ACK NAK 可靠 发送 传输 分组 接收 数据包
可靠传输协议
相信大家在学习计算机网络时，学到可靠传输协议这里会有一点乱，我把这几天所学的知识整理如下，希望对大家有所帮助。
全文基于对计算机网络有一定基础的人学习，文章中很多地方讲的不是很全很细，倘若要系统性学习，还是建议阅读《计算机网络自顶向下方法》原书。
一对一窗口传输
好像这个协议没有一个官方的名字，我们暂且称其为一对一窗口传输协议吧。所谓的一对一窗口也就是 发送窗口和接收窗口都只有一个，每次只能发送一个。
然后我们来看看如何简单停等协议也是有好几个阶段的发展的。
rdt1.0
最开始的情况我们假设信道是完全可靠的，不会出现丢包等情况，所以最简单的方案就是 发送方 发送数据包，如果接收方接收到完整的数据包，就发送ACK，如果发送的数据包是出现了某些差错的，就发送NAK。
所以这就是最简单的确定-否定模式。
rdt 2.0 也称为停等协议
后面发现虽然不会发现丢包等问题，但是如果接收方发送的NAK或者ACK在发送过来的时候出现了差错，发送方怎么处理。这就产生了rdt2.0版本。如果发送方接收到含糊不清的ACK或者NAK时，就简单重发分组。
然后就发现又出现一个问题，因为对于接收方来说，它又接收了一个新的包，它并不知道这个包是重发的，还是新的数据包。如果是新的包，那么它可以接收，如果是旧的包，它收了就会产生冗余分组。
那么很简单的，我们对要发的包编码，如果是发一个新的包，就+1，在单窗口发送的情况下，就是新的包为1，重发的包为0.
如果出现冗余的就直接丢弃。
但是这样还是会出现问题，就是如果是ACK或者NAK丢失了。
那么发送方重新发送一个数据包，接收方接收之后发送是冗余直接丢弃不做其它操作，这样发送方还是没收到任何ACK或者NAK，它就会一直发送数据包。
可见这种方式还是需要改进，所以就有了rdt2.1
rdt 2.1
如果一开始发的包编号是0，重发的包就还是0，新发的包就为1.
这样接收方接收到数据包时：
- 如果发现是冗余的，那么就丢弃，但还是要发一个ACK，这样发送方就知道了对方是接收到，可以发送下一个分组。
- 如果是受损的，那么就丢弃，发送一个NAK。
在这里的ACK和NAK都还不用编号，因为此时假设信道上不丢失分组，发送方知道所接收的ACK和NAK分组是对最近发送分组的响应。
rdt2.2
进一步改进，接收方无论接收到冗余还是受损的，都不发送NAK，都直接发送ACK.但是这时需要对ACK进行编号。
如果上一个发送了数据包0，此时发送数据包1.
如果接收方接收到的是冗余分组，就发送ACK1，发送方就知道正确接收到数据包1.
如果接收方接收的是受损分组，就发送上一个确认的ACK，也就是发送ACK0，发送方就知道接收方只接收到上一个数据包0。
rdt3.0
上面的方案看起来都天衣无缝，天真无邪，但是实际上的计算机网络并不是小孩子在过家家，并没有那么多理想的情况。比如网络中就是会出现丢包的问题。
那么如果出现丢包了怎么办？如果按照rdt1.0，rdt2.0，发送方都是会收到ACK或NAK的（只是有没有损坏而已）。但是现在网络上会出现丢包问题，如果在rdt1.0和rdt2.0中，这个问题好像是无解的。
所以就推出了rdt3.0.
就是发送方在发送出数据包之后就启动定时，如果在计时器内没有收到ACK或NAK的话，那么发送方就重新发送。
这样无论是发送的数据包丢失了还是ACK/NAK丢包了，发送方在一定时间内收不到都会启动重传机制。
总结一下：一对一窗口协议的发展
- rdt1.0： ACK和NAK 确认与否认。
- rdt2.0：收到受损ACK或NAK，就重发分组。同时对分组编号，以便发送方能确认是否为冗余分组。（若冗余则直接丢弃。但是没有给发送方反馈）
- rdt2.1：在2.0基础上，接收方收到冗余分组就发送ACK，收到受损分组就发送NAK。
- rdt2.2： 在2.1基础上，接收方收到冗余分组就发送对该包的ACK，收到受损分组就发送对前一个确认的包的ACK。
- rdt3.0 在前面的基础上，加了一个计时器，在一定时间内没收到分组就启动重传。
实现方式：检验和，序号，定时器，肯定与否定
直观上感受，也能发现停等协议的效率很低。
举个生活中的小例子：
假设你从广州要送货物送到北京，每次来回要1天，而你每次只送一箱，送完一箱后要等到从北京送回来的ACK或者NAK之后你才能继续发送。是不是效率很低。
在计算机网络中，表示此利用率的公式是（L/R )/(RTT+L/R) 其中RTT是往返时延，L/R是将一个分组发送出去所需要的时间。
那么我们很容易想到，要怎么让其效率增高呢？在不改变链路速度和链路距离的情况下，我们每次送的货物多一点，是不是效率会相应地提高。
所以就有了下面的流水线可靠传输协议。
流水线可靠传输协议
- GBN 回退N帧协议
- SR选择重传协议
- TCP可靠传输协议
GBN 回退N帧协议
说白了，就是发送窗口有n个，而接收窗口只有1个。
比如发送窗口有10个，（可以一次性发送序号1到10的分组），但是接收窗口只有一个。
接收方：
对于接收方来说，一定要收到按序到达的分组，接收窗口才会向前移动，同时向发送方发送ACK。
比如发送方发送了一到10，1按序到达了，接收方接收了1，然后就发送ACK1，（表示希望接收序号为1后面的数据）同时接收窗口向前移动到2。
假设此时序号为2的包丢失了，而序号为3，为4，为5的包到达，都没用。对接收方来说，没有接收到2（按序到达的），它就持续发送ACK1,ACK1,ACK1.
另外，还有一个累积重传协议，也就是如何有序接收了分组1，分组2，分组3.那么倘若ACK1丢了也没问题，发送方接收到ACK3 就可以知道前面3个分组都有序到达了。
发送方
对于发送方来说，还是前面那个例子，假设发送窗口为10，发送方一次性发送了序号1到10的包。
然后现在发送窗口就用完了，此时如果接收到ACK1，那么发送窗口就可以往前移动一位。
此时窗口的前沿就移动到序号为2的分组上，此时需要接收到ACK2，否则窗口就不会继续往前移动。
如果在计时器内还没有收到的话，那么就重发窗口内已经发送但是还没有收到确认的分组（比如在该例子里是分组2到分组10）
注意这里有一个和选择重传SR要区分的点 就是定时器的设置：
- GBN的发送方只需要设置一个定时器，它可以是最早的已发送但未被确认的分组所使用的。比如上面的例子，原本定时器在序号1上，后面窗口前沿变为2，此时序号为2的分组就重新启动一个计时器）
- 而SR需要每个分组都有一个计时器，因为GBN一次性是重发所有分组，而SR只重发未收到ACK的分组。（待会细讲）
为什么叫回退N帧，从上面的例子就可以看出来，分组2丢失了，从2到9全部都得重发，回退N帧。
SR 选择重传
SR在GBN的基础上加以优化，也就是发送窗口和接收窗口都有N个。
接收方
不用按序接收，比如前面的例子，还是发送1到10，分组2，分组6丢了。其它分组到达了。
此时接收方会发送ACK1，ACK3-ACK5，ACK7-ACK10.
发送方
发送方在收到ACK1后，窗口前沿会移动到序号2.
而且在收到此时ACK时，会标记已经接收到ACK的分组。
此时如果分组2的定时器超时了，那么就得重发
此时如果重发分组2并收到ACK2，那么滑动窗口就会一直向前移动到序号6，因为6还没收到ACK。
此时如果序号6的定时器也超时了，就会重新发送分组6.
当然，这个例子也可以是分组6的计时器先超时，然后先重发分组6.
所以这就是前面说的每个分组都必须有自己的逻辑定时器。
标签：运输,ACK,NAK,可靠,发送,传输,分组,接收,数据包 来源： https://blog.csdn.net/weixin_51818357/article/details/122115130
本站声明： 1. iCode9 技术分享网（下文简称本站）提供的所有内容，仅供技术学习、探讨和分享； 2. 关于本站的所有留言、评论、转载及引用，纯属内容发起人的个人观点，与本站观点和立场无关； 3. 关于本站的所有言论和文字，纯属内容发起人的个人观点，与本站观点和立场无关； 4. 本站文章均是网友提供，不完全保证技术分享内容的完整性、准确性、时效性、风险性和版权归属；如您发现该文章侵犯了您的权益，可联系我们第一时间进行删除； 5. 本站为非盈利性的个人网站，所有内容不会用来进行牟利，也不会利用任何形式的广告来间接获益，纯粹是为了广大技术爱好者提供技术内容和技术思想的分享性交流网站。