计算机网络——19可靠数据传输的原理

可靠数据传输的原理

可靠数据传输的原理

• rdt在应用层、传输层和数据链路层都很重要
• 是网络Top 10问题之一

信道的不可靠特点决定了可靠数据传输协议的复杂性

可靠数据传输：问题描述

我们将：

• 渐增式的开发可靠数据传输协议的发送方和接收方
• 只考虑单项数据传输
  • 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个单项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

状态：在该状态时，下一个状态只由下一个事件唯一确定

Rdt1.0:在可靠信道上的可靠数据传输

• 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

Rdt2.0

Rdt2.0：具有比特差错的信道

• 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）：接收方显式的告诉发送方分组已被正确接收
  • 否定确认（NAK）：接收方显式的告诉发送方分组发生了差错
    • 发送方接收到NAK后，发送方重传分组
• rdt2.0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

流程

rdt2.0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
• 需要引入新的机制
  • 序号

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

停等协议
发送方发送一个分组，然后等待接收方的应答

rdt2.1

rdt2.1：发送方处理出错的ACK/NAK

rdt2.1：接收方

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是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序号是0还是1

注意：接收方并不知道发送方是否正确收到了ACK/NAK

• 没有安排确认的确认

rdt2.1的运行

接收方不知道他最后发送的ACK/NAK是否被正确的收到

• 发送方不对收到的ack/nak给确认，没有所谓的确认的确认
• 发送方发送ack，如果后面接收方收到的是：
  • 老分组p0，则ack错误
  • 下一个分组p1，则ack正确

rdt2.2

rdt2.2：无NAK的协议

• 功能同rdt2.1，但只是用ACK（Ack只要编号）
• 接收方对最后正确接收的分组发ACK，以代替NAK
  • 接收方必须显式的包含被正确分组的序号
• 当收到重复的ACK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元做一个准备
  • 一次能发送多个
  • 每一个的应答都有：ACK，NACK：麻烦
  • 使用对前一个数据单元的ACK，代替本数据单元的NAK
  • 确认信息减少一半，协议处理简单

rdt2.2的运行

rdt2.2：发送方和接收方片段

Rdt3.0

Rdt3.0：具有比特差错和分组丢失的通信

新的假设:下层通道可能会丢失分组（数据或ACK）

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

方法：发送方等待ACK一段合理的时间

• 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）只是被延时了：
  • 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
• 需要一个倒数计时器

链路层的timeout时间确定的 （比较集中）
传输层timeout时间是适应式的 （不太集中）

rdt3.0的运行

• 过早超时（延迟的ACK）也能够正常工作；但是效率较低，一半的分组和确认是重复的
• 设置一个合理的超时时间也是比较重要的

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

$U_{sender}$：利用率 – 忙于发送的时间比例
每30ms发送1KB的分组 -> 270kbps=33.75kB/s 的吞吐量（在1 Gbps 链路上）
瓶颈在于：网络协议限制了物理资源的利用

rdt3.0 停-等操作

流水线协议

流水线：提高链路利用率

流水线协议

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(用n位表示序号，那么序号的空间为2n)
• 在发送方/接收方要有缓冲区
  • 发送方缓冲的作用：未得到确认，可能需要重传(以便于检错重发和超时重发)；
  • 接收方缓存的作用：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)

通用：滑动窗口协议

• 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，但是没有得到确认的分组
  • 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，链路利用率不能够超100%
• 发送缓冲区中的分组
  • 已经发送出去的、等待对方确认的分组：发送缓冲区的分组只有得到确认才能删除

发送窗口

• 发送窗口：发送缓冲区内容的一个范围
  • 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

• 发送窗口前沿移动的极限：不能够超过发送缓冲区的大小

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

发送窗口的移动 -> 后沿移动
发送窗口后沿移动

• 条件：收到老分组的确认
• 结果：发送缓冲区罩住新的分组，来了分组可以发送
• 移动的极限：不能够超过前沿

接收窗口

接收窗口 (receiving window) = 接收缓冲区

• 接收窗口用于控制哪些分组可以接收；
  • 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

例子：$W_r$＝1，在0的位置；只有0号分组可以接收；向前滑动一个，罩在1的位置，如果来了第2号分组，则丢弃。

接收窗口的滑动和发送确认

• 滑动：
  • 低序号的分组到来，接收窗口移动；
  • 高序号分组乱序到，缓存但不交付（因为要实现rdt，不允许失序），不滑动
• 发送确认：
  • 接收窗口尺寸=1 ； 发送连续收到的最大的分组确认（累计确认）
  • 接收窗口尺寸>1 ； 收到分组，发送那个分组的确认（非累计确认，比如发送ACK3表示收到3分组，但是并不代表2分组就收到了）

正常情况下2个窗口的互动

GBN协议

异常状态下GBN的2窗口互动

• 发送窗口
  • 新分组落入发送缓冲区范围，发送->前沿滑动
  • 超时重发机制让发送端将发送窗口中的所有分组发送出去（就是将所有已发送但是未确认的分组都发送出去）
  • 来了老分组的重复确认→后沿不向前滑动→新的分组无法落入发送缓冲区的范围团(此时如果发送缓冲区有新的分组可以发送)
• 接收窗口
  • 收到乱序分组，没有落入到接收窗口范界内，抛弃（假如现在接收窗口罩到了2，表明收到了1，但是收到了3，即收到乱序分组，则会抛弃3）
  • (重复）发送老分组的确认，累计确认（已经收到了1，此时会发送ACK1）

GBN协议和SR协议的异同

• 相同之处
  • 发送窗口>1
  • 一次能够可发送多个 未经确认的分组
• 不同之处
  • GBN :接收窗口尺寸=1
    • 接收端：只能顺序接收
    • 发送端：从表现来看，一旦一个 分组没有发成功，如：0,1,2,3,4 ; 假如1未成功，234都发送出去 了，要返回1再发送；GB1(go back 1)
• SR: 接收窗口尺寸>1
  • 接收端：可以乱序接收
  • 发送端：发送0,1,2,3,4，一旦1 未成功，2,3,4,已发送，无需重发，选择性发送1

GBN:发送方拓展的FSM

GBN：接收方拓展的FSM

• 只发送ACK：对顺序接收的最高序号的分组
  • 可能会产生重复的ACK
  • 只需记住expectedseqnum；接收窗口=1
    • 只一个变量就可表示接收窗口
• 对乱序的分组：
  • 丢弃（不缓存）→ 在接收方不被缓存
  • 对顺序接收的最高序号的分组进行确认-累计确认

选择重传SR

• 接收方对每个正确接收的分组，分别发送ACKn（非累积确认）
  • 接收窗口>1
    • 可以缓存乱序的分组
  • 最终将分组按顺序交付给上层
• 发送方只对那些没有收到ACK的分组进行重发-选择性重发
  • 发送方为每个未确认的分组设定一个定时器
• 发送窗口的最大值（发送缓冲区）限制发送未确认分组的个数

发送方：

• 从上层接受数据
  • 如果下一个可用于该分组的序号可在发送窗口中，则发送
• timeout(n)
  • 重新发送分组n，重新设定定时器
• ACK(n) in [sendbase,sendbase+N]：
  • 将分组n标记为已接收
  • 如n为最小未确认的分组序号，将base移到下一个未确认序号

接收方：

• 分组n [rcvbase, rcvbase+N-1]
  • 发送ACK(n)
  • 乱序：缓存
  • 有序：该分组及以前缓存的序号连续的分组交付给上层，然后将窗口移到下一个仍未被接收的分组
• 分组n [rcvbase-N, rcvbase-1]
  • ACK(n)
• 其它：
  • 忽略该分组

对比GBN和SR

	GBN	SR
优点	简单，所需资源少（接收方一个 缓存单元）	出错时，重传一个代价小
缺点	一旦出错，回退N步代价大	复杂，所需要资源多（接收方多个 缓存单元）

适用范围

• 出错率低：比较适合GBN，出错非常罕见，没有必 要用复杂的SR，为罕见的事件做日常的准备和复杂处理
• 链路容量大（延迟大、带宽大、出错率也就比较大）：比较适合SR而不 是GBN，一点出错代价太大

窗口的最大尺寸

假设用n bit表示序号，则发送窗口的最大尺寸如下（超过这个尺寸会出问题）

• GBN: $2^n-1$
• SR:$2^n-1$

例如：n=2; 序列号：0, 1, 2, 3

• GBN =3
• SR=2

SR的例子：

接收方看不到二者的区别
旦出错，回退N步代价大|复杂，所需要资源多（接收方多个 缓存单元）|