计算机网络

可靠传输的工作原理

计算机网络#运输层

可靠传输的工作原理

目录

  • 概述
  • 可靠运输的实现
  • 停止等待协议
  • 连续ARQ协议

概述

TCP发送的报文段是交给IP层传送的, 但是IP层只能提供尽最大努力交付的服务,也就是说网络层提供的是不可靠的传输.因此,TCP必须采用适当的措施才能使得两个运输层之间的传输信道变得可靠.

可靠运输的实现

怎么样的运输才算是可靠运输? 要回答这个问题,可以从三方面入手:

  1. 保证传输的分组无出错,也就是二进制比特流没有出现差错.
  2. 保证分组在传输的过程中没有丢失.
  3. 分组能够按序达到.

既然知道了怎么样才能实现可靠运输,那么下面,我们来一步一步实现可靠运输原理.

可靠运输1.0

现在我们假设分组的传输是在一个可靠的信道上面传输的,也就是二进制比特流在这条通道上传输是不会出现比特流差错的.如下图:

但是,实际环境中,由于信道会受到声噪等因素影响,会使得传输的信道变得不可靠, 那么这时也就不能保证比特流的无差错.有没有什么办法能够解决这个问题?

可靠运输2.0

如何保证接收方接收到的比特流的无出错的? 关于这个问题,我们在可靠运输2.0版本中,通过使用一个比特流的检验和方法来检验接收方接收到的比特是否产生了差错.

我们引入了比特的差错检验来查看接收方收到的比特流的情况. 如果检验得比特流无差错,那么接收方可以直接接收.但是检验的结果是出现错误的话,那么这时接收方应该怎么做?

分析到这里, 我们需要引入另外的一种机制来解决这个问题. 这里我们引入确认机制,即接收方应该在接收到比特流后,应该向发送方确认,确认收到的比特流是否出现错误,可以使用ACK代表无差错,NACK代表有差错.

如果发送方接收到接收方发送的NACK,代表比特流出现了错误,那么发送方该怎么做?

这个时候,我们得引入重传机制, 也就是当发送方接收到NACK时,发送方应该重传分组.

整个过程如下图:

为了在不可靠的信道上实现比特无差错,我们引入了检验和,确认(ACK/NACK)和重传机制来保证.但是我们如何解决ACK或NACK出现错误?

可靠运输2.1

为了应对ACK/NACK被破坏的情况,我们可以在ACK/NACK增加检验和机制来保证ACK/NACK不出现差错.

我们在2.0中引入了重传机制.因此,有可能出现分组的重复.在2.1中,我们将每个分组进行编号,保证分组不会因为重传而出现重复.

可靠运输2.2

为了提高确认机制的效率,我们采用累计确认机制.

所谓的累计确认是这样的: 收到分组后,需要给发送方发送一个ACK来表示已经收到分组.在发送分组的同时,附加上该分组的编号,来表示小于该编号之前的分组都已经被成功接收了.

既然引入了累计确认机制,NACK也就显得有点多余,在2.2中,我们把NACK去掉.

可靠传输3.0

前面的2.0~2.2版本都是针对如何解决保证分组在传输的过程中不出错,在3.0中,我们来考虑如何保证传输的分组不丢失?

为了保证分组在传输的时候不丢失,我们可以为每个传输的分组设置一个定时器,如果在定时器期限到达之前,没有收到ACK的话,就认为分组在传输的过程中丢失了,于是我们就重传该分组.

现在,我们基本可以保证分组不丢失了.但是,我们仔细想一下,会发现传输的信道利用率很低,因为,每次发送完一个分组,都得等待收到接收方的ACK后才能发送另外一个分组.由此看来,信道大部分时间都是处于等待状态的.

可靠运输3.1

为了解决3.0中信道利用率低的问题.我们可以采用流水线机制.即:每次发送完一个分组不必等待接收方的ACK才发送下一个分组.也就是可以连续发送多个分组.

由于我们引入了连续发送分组的这种协议,我们不得不面临多一个问题:如何解决分组乱序到达的情况?

可靠运输3.2

我们可以使用回退N步或者选择重传这两种机制来解决分组乱序的问题.

回退N步,本文下面会讲到,这里不多说.
选择重传: 对于乱序到达的分组,选择重传机制会将它们缓存起来,等待失序的分组到达后再发送ACK.

停止等待协议

无差错情况

上图为最简单的无差错情况. A发送分组M1,发完就暂停发送,等待B确认.当B收到了M1就向A发送确认.A收到了M1的确认后,就再次发送M2分组.同样, 在收到B对M2的确认后, A再发送M3.

出现差错

上图为分组在传输的过程中出现差错的情况. B接收M1时检测出了差错, 就丢弃M1,其他什么都不做.也可能是M1在传输的过程中丢失了. 这两种情况下, B都不会发送任何信息. 可靠传输协议是这样设计: A只要超过一段时间仍然没有接收到确认, 就认为刚才发送的分组丢失了, 因此重传前面发送过的分组,这叫做超时重传.为了实现超时重传, 要在每发送完一个分组设置一个超时计时器. 如果在超时计时器到期之前收到了对方的确认, 就撤销计时器.

注意:

  1. A发送完一个分组后, 必须暂时保存已发送的分组的副本.只有在收到相应的确认后才能清除暂时保留的分组副本.
  2. 分组和确认分组都必须进行编号. 这样才能明确是哪一个发送出去的分组收到了确认, 而哪一个分组没收到确认.
  3. 超时计时器设置的重传时间应当比数据在分组传送的平均往返时间更长一些.

确认丢失和确认迟到

上图为B发送的确认分组丢失的情况. A在设定的超时重传时间内没有收到确认, 但无法知道是自己发送的分组出错,丢失,或者是B发送的确认丢失了. 此时A必须重传M1分组. 假定B收到了重传M1,此时应采取两个行动.

  1. 丢弃这个重复的分组M1,不向上层交付.
  2. 向A发送确认.

上图为确认迟到的情况. 传输过程没有出错, 但B对M1的确认迟到了. A会收到重复的确认. 这时, A只要收下后丢弃.

小结

上述的确认和重传机制, 可以在不可靠的传输网路上实现可靠的通信. 这种可靠传输协议称为自动重传请求ARQ(Automatic Repeat Request).ARQ协议的优点是简单, 但是缺点是信道利用率太低了.

连续ARQ协议

为了提高信道的利用率, 发送方可以采用流水线传输.流水线传输就是发送方可连续发送多个分组,不必每发完一个分组就停顿下来等待对方的确认.

上图为发送方维护的发送窗口, 它表示位于发送窗口内的3个分组都可以连续发送出去,而不需要对方等待. 这样信道利用率就提高了.

发送方每接收到一个确认,就把滑动窗口向前滑动一个分组的位置.接收方一般都是采取累计确认的方式.也就是说, 接收方不必对收到的分组逐个发送确认,而是在收到几个分组后,对按序到达的最后一个分组发送确认, 这就表示: 到这个分组为止的所有分组都已经正确收到.

累计确认的缺点是不能向发送方反映接收方已经正确接收的所有分组信息.例如,如果发送了5个分组,而中间的3个分组丢失了. 这时接收方只能前两个分组发出确认.发送方无法知道后面三个分组的下落, 只好把后面三个分组都再传一次, 这叫做回退N步(Go Back N).

参考资料

计算机网络(谢希仁)
计算机网络-自顶向下

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