关于各种运输层的可靠传输协议
作者：互联网
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