DJ3-2 传输层（第二节课）

目录

一、如何实现可靠数据传输

1. 需要解决地问题

2. 使用的描述方法

二、rdt1.0：完全可靠信道上的可靠数据传输

1. 前提条件

2. 有限状态机 FSM

三、rdt2.0：仅具有 bit 错误的信道上的可靠数据传输

1. 前提条件

2. 有限状态机 FSM

3. 停等协议

4. rdt2.0 的致命缺陷

四、rdt2.1：发送方能够处理混淆的 ACK 和 NAK

1. 发送方的有限状态机 FSM

2. 接收方的有限状态机 FSM

五、rdt2.2：一个不需要 NAK 的协议

六、rdt3.0：具有出错和丢失的信道上的可靠数据传输

1. 前提条件

2. 发送方的有限状态机 FSM

3. 为什么要在超时后才进行重传？

4. rdt3.0 的性能

七、Go-Back-N

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一、如何实现可靠数据传输

1. 需要解决地问题

分组交换限制了分组的大小

但是需要解决下述三大问题：

• 发送顺序和接收顺序可能不同：编号
• 数据可能出错：重传
• 分组可能丢失：发送方定时 + 接收方确认

2. 使用的描述方法

二、rdt1.0：完全可靠信道上的可靠数据传输

1. 前提条件

在完美可靠的信道上

• 没有 bit 错误
• 没有分组丢失

发送方和接收方的 FSMs：

• 发送方发送数据到下层信道
• 接收方从下层信道接收数据

2. 有限状态机 FSM

发送方的动作：

• 从应用层得到数据
• 在传输层封装数据和发送分组

接收方的动作：

• 从网络层接收分组
• 在传输层解封分组和传递数据

三、rdt2.0：仅具有 bit 错误的信道上的可靠数据传输

1. 前提条件

1）如何检测到错误

下层信道可能使传输分组中的 bit 受损

• 接收方将通过校验和检测到 bit 错误

2）如何从错误中恢复

接收方反馈：

• 确认（ACKs）：接收方明确告诉发送方 “分组接收正确”
• 否认（NAKs）：接收方明确告诉发送方 “分组接收出错”

发送方收到 NAK 后将会重传该分组。

3）rdt2.0 中的新机制（在 rdt1.0 中没有的）

• 差错检测
• 接收方反馈

接收方反馈给发送方控制信息（ACK，NAK）

2. 有限状态机 FSM

checksum           //校验和rdt_rcv(rcvpkt)    //对于sender是确认信息//对于receiver是分组isACK(rcvpkt)      //确认信息为ACK
isNAK(rcvpkt)      //确认信息为NAKcorrupt(rcvpkt)    //根据校验和发现有差错
notcorrupt(rcvpkt) //根据校验和发现没有差错

1）没有错误时的操作

1. 上层调用 sender，sender 发送完分组，转为等待反馈状态
2. receiver 接收到正确的分组，处理分组递交上层，并反馈确认信息
3. sender 收到确认信息，转为等待调用状态

2）错误场景中的操作

1. 上层调用 sender，sender 发送完分组，转为等待反馈状态
2. receiver 接收到错误的分组，直接反馈否认信息
3. sender 收到否认信息，立即重传分组，且仍为等待反馈状态
4. receiver 接收到正确的分组，处理分组递交上层，并反馈确认信息
5. sender 收到确认信息，转为等待调用状态

3. 停等协议

停等协议：发送方发送一个报文，然后等待接受方的响应。

rdt2.0 的优点：因为必须保证上一个分组接收成功后才能发送下一个，所以不存在分组失序问题。

4. rdt2.0 的致命缺陷

1）ACK 和 NAK 可能出现混淆

发送方并不知道接收方发生了什么！

• 万能的做法是：重传，但是重传可能导致分组重复
• 并且接收方无法区分这是重传的分组还是下一个分组

2）如何解决分组重复

发送方给每个分组加一个序号

• 在 ACK 和 NAK 混淆时，发送方重传当前分组
• 接收方通过识别序号来丢弃重复的分组，并不向上传递

3）需要为停等协议设置多少个序号

答案：2 个，因此只需要一个 bit 。可以采用 0 号和 1 号来区分。

分析：由于采用停等协议，因此在 发送方发送当前分组 - 接收方接收分组并反馈 ACK - 发送方发送下一个分组 的过程中，只会涉及到两个相邻的分组：当前发送的分组和下一个发送的分组。如下图所示。

四、rdt2.1：发送方能够处理混淆的 ACK 和 NAK

1. 发送方的有限状态机 FSM

make_pkt(0, data, checksum) //封装有序号/数据/校验和corrupt(rcvpkt)    //对于sender是确认信息出错//对于receiver是报文出错

2. 接收方的有限状态机 FSM

has_seq0(rcvpkt)      //根据序号知道接收的是0号make_pkt(ACK, chksum) //封装校验和以便sender检测确认信息是否出错

分析右侧语句：

rdt_rcv(rcvpkt) &&
not corrupt(rcvpkt) && has_seq0(rcvpkt)
-------------
sndpkt = make_pkt(ACK, chksum)
udt_send(sndpkt)

此时 receiver 等待的是 1 号报文，但是 has_seq0(rcvpkt) 表示 sender 给 receiver 发的是 0 号报文，这种情况说明：receiver 的反馈信息 ack 1 出错导致 sender 不知道 receiver 是否正确接收了 1 号报文。因此，receiver 需要做的是：重传 ack 1 。

五、rdt2.2：一个不需要 NAK 的协议

同 rdt2.1一样的功能，但是只用 ACK 不用 NAK。如果当前分组接收正确，则接收方发送 ACK，并且 ACK 必须明确包含被确认的分组的序号。

如果发送方收到重复 ACK，则执行和 NAK一样的处理：重发当前分组。

六、rdt3.0：具有出错和丢失的信道上的可靠数据传输

1. 前提条件

1）存在的问题

下层信道除了 bit 出错还要丢失报文：包括数据和 ACK 。

校验和、序号、确认、重传将会有帮助，但是不够。

2）解决方法

方法：发送者等待 “合理的” 确认时间，如果在这个时间内没有收到确认就重传。

• 要求倒计时定时器
• 只有在定时器超时时才触发重传

如果报文只是延迟而没有丢失：

• 重发将导致重复，但是使用序号已经解决了这个问题
• 接受方必须指定被确认的报文序号

2. 发送方的有限状态机 FSM

分析右侧语句：

1）即使 sender 接收到的确认信息出错了或 receiver 说这个报文出错了，sender 也只在超时时重传当前报文。

rdt_rcv(rcvpkt) &&  
(corrupt(rcvpkt) || isACK(rcvpkt, 1))
-------------
//do no-optimeout
-------------
udt_send(sndpkt)
start_timer

2）sender 可能接收到上一个报文超时了很长时间的确认信息（甚至在重传报文的确认信息之后才到达），此时 sender 不做任何操作。

rdt_rcv(rcvpkt)
-------------
//do no-op

3. 为什么要在超时后才进行重传？

图一为 rdt3.0 中可能出现的问题，图二和图三为相应的解决方案。

图一中的问题：

1. 第一个 pkt 0 的确认信息 ack 0 在确认时间内没有到达 sender
2. 按照超时才重传原则，sender 在确认时间截止时重传第二个 pkt 0
3. 第一个 pkt 0 的确认信息 ack 0 终于到达
4. sender 认为 pkt 0 已接收完毕，开始传输 pkt 1
5. 在 pkt 1 的确认信息 ack 1 到达之前，第二个 pkt 0 的确认信息 ack 0 到达了
6. 由于重复的 ack 等价于 nak，因此 sender 需要重传 pkt 1

在这里有两种重传方案：

• (a) 直接重传：此时此刻立即重传 pkt 1
• (b) 超时才重传：当 pkt 1 的确认时间截止时才重传

方案 (a) 直接重传：

1. sender 需要立即重传第二个 pkt 1
2. 在第二个 pkt 1 的确认信息 ack 1 到达之前，第一个 pkt 1 的确认信息 ack 1 到达了
3. sender 认为 pkt 1 已接收完毕，开始传输 pkt 0
4. 在 pkt 0 的确认信息 ack 0 到达之前，第二个 pkt 1 的确认信息 ack 1 到达了
5. 由于重复的 ack 等价于 nak，因此 sender 需要重传 pkt 0
6. ...

可见，使用该方案会不断地出现需要重传的情况。我们需要做的是：让子弹多飞一会儿！

方案 (b) 超时才重传：

1. sender 选择在第一个 pkt 1 的确认时间截止时才重传第二个 pkt 1
2. 然而，在截止之前第一个 pkt 1 的确认信息 ack 1 到达了，sender 不需要重传了
3. sender 认为 pkt 1 已接收完毕，开始传输 pkt 0
4. ...

后续一切正常。

4. rdt3.0 的性能

网络利用率 = 发送时间/得到响应的时间。公式如下。

七、Go-Back-N

发送方需要做的：

• 在分组头中规定一个 k 位的序号
• 设置窗口：允许连续发送 N 个未被确认的报文

窗口里的报文的状态：

• 已发送但未确认
• 未发送

1. 一次性发送窗口内的 N 个报文

发完这 N 个报文，就停止发送。

2. 报文得到确认时

receiver 确认收到 1 号报文，sender 得到确认，窗口右移一格，sender 发送此前未发送的 5 号报文。

3. 报文丢失时

假设 2 号报文在传输过程中丢失了，那么即使 3 号报文到达了 receiver，receiver 也会拒绝接收它，更不用说反馈确认信息了。对于 4 号报文和 5 号报文也不例外。

4. 确认信息超时时

由于 receiver 是一个很专一的人，它拒绝除 2 号报文以外的所有报文，然而 2 号报文又丢失了，因此 receiver 无法反馈确认信息，从而导致 sender 长时间无法收到确认信息。

幸好有一个定时器在记录 2 号报文的确认时间，该 计时器 用于记录最早的未被确认报文的发送时间。它告诉 sender 超时了，于是 sender 重发窗口里的所有报文。

5. 确认信息丢失时

假设 receiver 接收了 2 号报文和 3 号报文，但是相应的确认信息在传输过程中丢失了。而之后 receiver 又接收了 4 号报文，并且其确认信息顺利传输给了 sender 。

sender 认为像 receiver 这样专一又负责的人，一定是已经接收到了 4 号报文之前的所有报文才会反馈 4 号报文的确认信息。因此 sender 放心的右移三次窗口，并且发送在窗口里出现的新报文。

• 暗示当前分组之前的所有分组都被正确接收了
• 窗口可以一次性右移多个位置