聪明出于勤奋,天才在于积累。——华罗庚

对协议的进一步改进

rdt2.1

在上一篇文章中，我们讲到对于产生比特差错的信道，我们引入了ACK和NAK报文进行对发送数据准确性的确认。但另一个问题随之产生：如果ACK和NAK报文也受损了怎么办呢？
我们通过将报文打上标识来解决这个问题。由于在实际过程中，我们只需要辨别当前要发送的分组和它的上一个分组（ACK或NAK报文出问题的分组），因此我们只需要将0和1两个标识反复使用就可以了。例如，当前分组标识是0，那么下一个分组标识为1。注意，此时ACK和NAK报文指示的就是发送方最近发送的分组，因此无需对他们附加标识，这一点如果不理解的话可以自己推一下这个过程。
打上标识后的协议称为rdt2.1，下面是rdt2.1的FSM：


在发送方中：

• 当上层调用0时，将分组封装后进行运输，注意在封装时多了一个0作为标记。
• 处于等待对分组0的NAK或ACK报文状态时，如果接收到了响应报文，但报文受损或报文内容为NAK，则一致视为NAK报文，进行重传处理；如果确定响应报文是ACK报文，那么确认分组0成功发送，开始等待发送分组1。
• 发送分组1并处理响应报文的方式与分组0相同

在接收方中，这个过程就要相对复杂一些：

• 处于等待报文0的状态时，接收到来自下层的报文后，如果接收到的报文损坏，发送NAK报文，继续等待报文0；如果接收到的是报文1，即上一个报文，那么发送ACK报文，告知发送方报文1已经收到，继续等待报文0；如果接收到了正确的报文0，那么接收报文0，发送ACK报文，转换到等待报文1的状态
• 等待报文1的状态处理和报文0相同。 、

注意，在rdt2.1中，接收方给发送方发送的ACK报文，其所指的是发送方最后一次发送的报文内容没有问题已经收到，至于是不是接收方想要的报文，是不一定的。

rdt2.2

我们可以用一种巧妙的方式省略NAK。要做到这一点，我们在要使用NAK时再次向发送方发送上一个正确分组的ACK，即和上一次向发送方发送的完全一样的报文，连续收到两个一样的ACK报文时，发送方会知道新发送的报文发生了故障，没有被正确接收。为了区分上一个分组和新分组的ACK报文，我们将ACK报文也打上标识，称为ACK0和ACK1。
在实现方面，它和rdt2.1没有太大区别，只需要将ACK和NAK报文换成ACK0或ACK1，在发送方使用的isACK函数中添加ACK报文的01标识作为参数以指明是哪一个分组的ACK报文：

rdt3.0：含有比特差错和丢包的可靠数据传输协议

含有丢包意味着分组压根没有运输到接收方，这个时候接收方不会向发送方发送任何相应报文，由于到这里我们的rdt协议还是一个停等协议，在转换条件不满足前不会转换状态，因此我们需要新增转换条件来应对丢包的情况。
我们新增一个倒计数定时器，当发送方每发送一个报文时，它启动一个定时器，收到响应报文时，它停止定时器；如果定时器超时，判定这个报文丢包，重传该报文并为重传的报文重启计时器。加入了定时器的协议被称为rdt3.0，也被称为比特交替协议。其发送方FSM如下：

其中start_timer指重启计时器，stop_timer指停止计时器，timeout指超时。

流水线协议

在停等协议中，由于发送方和接收方在完成状态转换后都只能等着，在此期间不做任何事情，这大大制约了发送速率。为了解决这一问题，我们引入流水线协议，即发送方一次发送多个报文而无需等待来自接收方的响应：

我们采用回退n步和选择重传两种机制来实现这个协议。

回退n步（GBN）

发送方的分组序号分为4部分：已经发送且确认收到的分组序号，已经发送但还未被确认的分组序号，还未被上层使用的但处于可用状态（即窗口内）的分组序号，不可用的分组序号。
其中基序号是当前窗口的第一个序号，下一个序号是当下一个分组被传输时将使用的序号，窗口长度是发送方一次最多可以不被确认的分组数量，此时ACK报文标记范围是[0，n-1]。
GBN协议也被称为滑动窗口协议，因为它每次收到ACK报文时窗口都会向前滑动一段距离。另外，在这个协议中，我们将计时器用于未确认的第一个分组，因为这个分组相对其他等待确认的分组来说发送时间最长。
下面是这个协议的FSM：

在发送方中：

• 起始时将基序号和下一个序号都设为1
• 发送数据时，如果下一个序号在窗口内（窗口还没满），则封装并发送数据；如果基序号等于下一个序号（说明这是还没得到确认的第一个分组），则为这个分组启动计时器。最后在任何条件下都要将下一个序号向后挪一个。如果窗口已满，直接拒绝发送数据。
• 超时时，重传未得到确认的所有报文并重启计时器。
• 收到ACK报文时，将窗口向右滑动，使基序号位于ACK报文所确认分组的下一个位置；如果基序号等于下一个序号（没有未确认的分组），停止计时器，反之重启计时器。

在GBN协议中，有些功能是由接收方提供的，因此如果你有些地方不理解，不妨先看下面的接收方FSM：

在接收方中：

• expectedseqnum指接收方期待得到的分组，hassequam（）函数通过检验序号检验分组是否是期待的那个。在GBN协议中有一个类似于递推的机制，当分组收到了分组n-1并确认n-1是它期待的分组，那么它期待的分组将变为n，否则期待分组不变。这个机制可以判断分组是否按序发送。
• 起始状态下，期待得到的分组序号为1并发送一个1之前的分组0已经确认的ACK报文。
• 当收到准确且是所期待的分组时，接收方接收该分组，发送ACK报文，将所期待分组序号向后移一位。例如，拥有了n-1，并收到所期待的分组n时，新的期待分组会变为n+1.
• 其他所有情况，重传上一次的ACK报文。

正如我们所说，当发送方收到一个ACK报文时，代表接收方确认在该报文所响应的分组之前都已按序发送，因此可以认为该分组之前的分组也已经被确认（可能他们的ACK报文发生丢包），因此直接将窗口滑动到确认分组的下一位是合理的。
如果一个失序分组到达了接收方，接收方会选择直接丢弃。这是因为如果不这样做，则需要缓存失序分组，得不偿失。
在实际编程GBN协议时，我们也会根据这些函数实现功能的过程进行编写，这种思想被称为基于事件的编程。

我是霜_哀，在算法之路上努力前行的一位萌新，感谢你的阅读！如果觉得好的话，可以关注一下，我会在将来带来更多更全面的知识讲解！