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完全理想化的数据传输所基于的两个假定 假定 1： 链路是理想的传输信道，所传送的任何数据既不会出差错也不会丢失。 假定 2： 不管发方以多快的速率发送数据，收方总是来得及收下，并及时上交主机。 这个假定就相当于认为：接收端向主机交付数据的速率永远不会低于发送端发送数据的速率。 具有最简单流量控制的数据链路层协议 现在去掉上述的第二个假定。但是，仍然保留第一个假定，即主机 A 向主机 B传输数据的信道仍然是无差错的理想信道。然而现在不能保证接收端向主机交付数据的速率永远不低于发送端发送数据的速率。 由收方控制发方的数据流，乃是计算机网络中流量控制的一个基本方法。 两种情况的对比（传输均无差错） 实用的停止等待协议 几种常见协议 停止等待协议 连续ARQ协议 选择重传ARQ协议 面向比特的链路控制规程HDLC 停止等待协议的算法 这里不使用否认帧（实用的数据链路层协议大都是这样的），而且确认帧带有序号 n。 按照习惯的表示法，ACKn 表示“第 n – 1 号帧已经收到，现在期望接收第 n 号帧”。 ACK1 表示“0 号帧已收到，现在期望接收的下一帧是 1 号帧”； ACK0 表示“1 号帧已收到，现在期望接收的下一帧是 0 号帧”。 停止等待协议中数据帧和确认帧的发送时间关系 停止等待协议 ARQ 的优缺点 优点：比较简单 。 缺点：通信信道的利用率不高，也就是说，信道还远远没有被数据比特填满。 为了克服这一缺点，就产生了另外两种协议，即连续 ARQ 和选择重传 ARQ。这将在后面进一步讨论。 连续 ARQ 协议的工作原理 需要注意： (1) 接收端只按序接收数据帧。虽然在有差错的 2号帧之后接着又收到了正确的 3 个数据帧，但接收端都必须将这些帧丢弃，因为在这些帧前面有一个 2 号帧还没有收到。虽然丢弃了这些不按序的无差错帧，但应重复发送已发送过的最后一个确认帧（防止确认帧丢失）。 (2) ACK1 表示确认 0 号帧 DATA0，并期望下次收到 1 号帧；ACK2 表示确认 1 号帧 DATA1，并期望下次收到 2 号帧。依此类推。 需要注意： (3) 结点 A 在每发送完一个数据帧时都要设置该帧的超时计时器。如果在所设置的超时时间内收到确认帧，就立即将超时计时器清零。但若在所设置的超时时间到了而未收到确认帧，就要重传相应的数据帧（仍需重新设置超时计时器）。 在等不到 2 号帧的确认而重传 2 号数据帧时，虽然结点 A 已经发完了 5 号帧，但仍必须向回走，将 2号帧及其以后的各帧全部进行重传。连续 ARQ 又称为Go-back-N ARQ，意思是当出现差错必须重传时，要向回走 N 个帧，然后再开始重传。 需要注意： (4) 以上讲述的仅仅是连续 ARQ 协议的工作原理。协议在具体实现时还有许多的细节。例如，用一个计时器就可实现相当于 N 个独立的超时计时器的功能。 纯ALOHA协议之原理 发送 网上各站点在任何时刻只要需要，就可以自由地发送信息（以帧的形式）。 信息发送完毕，发送站等待一段时间，等待时间等于信道上最远的两个站之间的传输时延的两倍。 若在等待时间内收到接收站的确认信息，则表明发送成功，否则重发该数据帧。但为了避免继续冲突，各站需等待一段随机时间后再重发；若再产生冲突，则再等待一段随机时间再重发…… 若多次重发都失败（仍收不到确认信息），则停止发送该帧。 ALOHA协议的最大特点是“想说就说”。 纯ALOHA协议之原理 接收 接收站根据“帧校验字段”（同HDLC帧）值对所接收的帧进行差错检验。 如果检验无差错，而且地址相符，接收站就发送一个确认帧。否则就丢弃所接收的帧。 帧可能因信道噪声或同一时间其他站点传输发出的帧而损坏 (发生冲突了)。任何帧相遇都会立即产生冲突（collision） 纯ALOHA协议最大的缺点是最大吞吐率不到理想值的18% (吞吐率：成功发送的信息数与实际发送的信息数之比)。 时隙ALOHA协议 ALOHA的改进版，1972年由Robert提出，可将吞吐率提高一倍。 将信道时间分为等长的时间长度,每个长度正好等于一个帧的传输时间（又称“时隙”或“分槽“）。 所有站点的时钟必须保持同步。 各站只能在时隙的起始时间才能开始发送信息。 这样只有那些都在同一个时隙开始进行传输的帧才有可能冲突。 故此可能发生冲突的危险区比ALOHA降低了大约一半，在任一帧传输时无其他帧发送的概率约为0.368，即信道的吞吐率最大可达37%。 S-ALOHA P-ALOHA 与S-ALOHA对比 载波监听多路访问协议CSMA protocol 纯ALOHA和时隙ALOHA的传输效率都不高，主要原因是各站独立地决定发送的时刻,使得冲突的概率很高,信道利