TCP滑动窗口协议

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TCP 滑动窗口协议 详解

滑动窗口机制

(1).窗口机制

滑动窗口协议的基本原理就是在任意时刻,发送方都维持了一个连续的允许发送的帧的序号,称为发送窗口;同时,接收方也维持了一个连续的允许接收的帧的序号,称为接收窗口。发送窗口和接收窗口的序号的上下界不一定要一样,甚至大小也可以不同。不同的滑动窗口协议窗口大小一般不同。发送方窗口内的序列号代表了那些已经被发送,但是还没有被确认的帧,或者是那些可以被发送的帧。下面举一个例子(假设发送窗口尺寸为2,接收窗口尺寸为1):

分析:①初始态,发送方没有帧发出,发送窗口前后沿相重合。接收方0号窗口打开,等待接收0号帧;②发送方打开0号窗口,表示已发出0帧但尚确认返回信息。此时接收窗口状态不变;③发送方打开0、1号窗口,表示0、1号帧均在等待确认之列。至此,发送方打开的窗口数已达规定限度,在未收到新的确认返回帧之前,发送方将暂停发送新的数据帧。接收窗口此时状态仍未变;④接收方已收到0号帧,0号窗口关闭,1号窗口打开,表示准备接收1号帧。此时发送窗口状态不变;⑤发送方收到接收方发来的0号帧确认返回信息,关闭0号窗口,表示从重发表中删除0号帧。此时接收窗口状态仍不变;⑥发送方继续发送2号帧,2号窗口打开,表示2号帧也纳入待确认之列。至此,发送方打开的窗口又已达规定限度,在未收到新的确认返回帧之前,发送方将暂停发送新的数据帧,此时接收窗口状态仍不变;⑦接收方已收到1号帧,1号窗口关闭,2号窗口打开,表示准备接收2号帧。此时发送窗口状态不变;⑧发送方收到接收方发来的1号帧收毕的确认信息,关闭1号窗口,表示从重发表中删除1号帧。此时接收窗口状态仍不变。

若从滑动窗口的观点来统一看待1比特滑动窗口、后退n及选择重传三种协议,它们的差别仅在于各自窗口尺寸的大小不同而已。1比特滑动窗口协议:发送窗口=1,接收窗口=1;后退n协议:发窗口>1,接收

窗口>1;选择重传协议:发送窗口>1,接收窗口>1。

(2).1比特滑动窗口协议

当发送窗口和接收窗口的大小固定为1时,滑动窗口协议退化为停等协议(stop-and-wait)。该协议规定发送方每发送一帧后就要停下来,等待接收方已正确接收的确认(acknowledgement)返回后才能继续发送下一帧。由于接收方需要判断接收到的帧是新发的帧还是重新发送的帧,因此发送方要为每一个帧加一个序号。由于停等协议规定只有一帧完全发送成功后才能发送新的帧,因而只用一比特来编号就够了。其发送方和接收方运行的流程图如图所示。

(3).后退n协议

由于停等协议要为每一个帧进行确认后才继续发送下一帧,大大降低了信道利用率,因此又提出了后退n协议。后退n协议中,发送方在发完一个数据帧后,不停下来等待应答帧,而是连续发送若干个数据帧,即使在连续发送过程中收到了接收方发来的应答帧,也可以继续发送。且发送方在每发送完一个数据帧时都要设置超时定时器。只要在所设置的超时时间内仍收到确认帧,就要重发相应的数据帧。如:当发送方发送了N个帧后,若发现该N帧的前一个帧在计时器超时后仍未返回其确认信息,则该帧被判为出错或丢失,此时发送方就不得不重新发送出错帧及其后的N帧。

从这里不难看出,后退n协议一方面因连续发送数据帧而提高了效率,但另一方面,在重传时又必须把原来已正确传送过的数据帧进行重传(仅因这些数据帧之前有一个数据帧出了错),这种做法又使传送效率降低。由此可见,若传输信道的传输质量很差因而误码率较大时,连续测协议不一定优于停止等待协议。此协议中的发送窗口的大小为k,接收窗口仍是1。

(4).选择重传协议

在后退n协议中,接收方若发现错误帧就不再接收后续的帧,即使是

正确到达的帧,这显然是一种浪费。另一种效率更高的策略是当接收方发现某帧出错后,其后继续送来的正确的帧虽然不能立即递交给接收方的高层,但接收方仍可收下来,存放在一个缓冲区中,同时要求发送方重新传送出错的那一帧。一旦收到重新传来的帧后,就可以原已存于缓冲区中的其余帧一并按正确的顺序递交高层。这种方法称为选择重发(SELECTICE REPEAT),其工作过程如图所示。显然,选择重发减少了浪费,但要求接收方有足够大的缓冲区空间。

滑动窗口协议

仍然考虑链路的延迟与带宽的乘积为8 K B,帧尺寸为1 K B的情形。让发送方在收到第一帧的A C K的同时准备发送第九帧。允许我们这样做的算法称为滑动窗口( sliding window),时间线如图2 - 2 1所示。1.滑动窗口算法

滑动窗口算法工作过程如下。首先,发送方为每1帧赋一个序号(sequence number),记作S e q N u m。现在,让我们忽略S e q N u m是由有限大小的头部字段实现的事实,而假设它能无限增大。发送方维护3个变量:发送窗口大小(send window size),记作S W S,给出发送方能够发

送但未确认的帧数的上界; L A R表示最近收到的确认帧( last acknowledgement re c e i v e d)的序号;L F S表示最近发送的帧(last frame sent)的序号,发送方还维持如下的不变式:

LAR-LFR≤RWS

当一个确认到达时,发送方向右移动L A R,从而允许发送方发送另一帧。同时,发送方为所发的每个帧设置一个定时器,如果定时器在A C K到达之前超时,则重发此帧。注意:发送方必须存储最多S W S个帧,因为在它们得到确认之前必须准备重发。

接收方维护下面3个变量:接收窗口大小(receive window size),记

为RW S,给出接收方所能接收的无序帧数目的上界; L A F表示可接收帧(l a rgestacceptable frame)的序号;L F R表示最近收到的帧(last frame re ce i v e d)的序号。接收方也维持如下不变式:

LFS-LAR≤SWS

当一个具有顺序号S e q N u m的帧到达时,接收方采取如下行动:如果S e q N u m≤L F R或S e q N u m > L A F,那么帧不在接收窗口内,于是被丢弃;如果L F R<Se q N u m≤L A F,那么帧在接收窗口内,于是被接收。现在接收方需要决定是否发送一个A C K。设S e q N u m To A C K表示未被确认帧的最大序号,则序号小于或等于S e q N u m To Ac k的帧都已收到。即使已经收到更高序号的分组,接收方仍确认S e q N u m To A c k的接收。这种确认被称为是累积的(c u m u l a t i v e)。然后它设置L F R = S e q Nu m To A c k,并调整L A F = L F R + RW S。例如,假设L F R= 5(即,上次接收方发送的A C K是为了确认顺序号5的),并且RWS = 4。这意味着L A F = 9。如果帧7和8到达,则存储它们,因为它们在接收窗口内。然而并不需要发送A C K,因为帧6还没有到达。帧7和8被称为是错序到达的。(从技术上讲,接收方可以在帧7和8到达时重发帧5的A C K。)如果帧6当时到达了(或许它在第一次丢失后又重发从而晚到,或许它只是被延迟了),接收方确认帧8,L F R置为8,L A F置为1 2。如果实际上帧6丢失了,则出现发送方超时,重发帧6。我们看到,当发生超时时,传输数据量减少,这是因为发送方在帧6确认之前不能向前移动窗口。这意味着分组丢失时,此方案将不再保证管道满载。注意:分组丢失时间越长,这个问题越严重。

注意,在这个例子中,接收方可以在帧7刚一到达时就为帧6发送一个认帧N A K(negative acknowledgment)。然而,由于发送方的超时机制足以发现这种情况,发送N A K反而为发送方增加了复杂性,因此不必这样做。正如我们已提到的,当帧7和8到达时为帧5发送一个额外的A C K是合理的;在某些情况下,发送方可以使用重复的A C K作为一个帧丢失的线索。这两种方法都允许早期的分组丢失检测,有助于改进性能。

关于这个方案的另一个变种是使用选择确认(selective

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