TCP 滑动窗口协议 详解
滑动窗口机制
(1).窗口机制
滑动窗口协议的基本原理就是在任意时刻，发送方都维持了一个连续的允许发送的帧的序号，称为发送窗口；同时，接收方也维持了一个连续的允许接收的帧的序号，称为接收窗口。发送窗口和接收窗口的序号的上下界不一定要一样，甚至大小也可以不同。不同的滑动窗口协议窗口大小一般不同。发送方窗口内的序列号代表了那些已经被发送，但是还没有被确认的帧，或者是那些可以被发送的帧。下面举一个例子（假设发送窗口尺寸为2，接收窗口尺寸为1）：
分析：①初始态，发送方没有帧发出，发送窗口前后沿相重合。接收方0号窗口打开，等待接收0号帧；②发送方打开0号窗口，表示已发出0帧但尚确认返回信息。此时接收窗口状态不变；③发送方打开0、1号窗口，表示0、1号帧均在等待确认之列。至此，发送方打开的窗口数已达规定限度，在未收到新的确认返回帧之前，发送方将暂停发送新的数据帧。接收窗口此时状态仍未变；④接收方已收到0号帧，0号窗口关闭，1号窗口打开，表示准备接收1号帧。此时发送窗口状态不变；⑤发送方收到接收方发来的0号帧确认返回信息，关闭0号窗口，表示从重发表中删除0号帧。此时接收窗口状态仍不变；⑥发送方继续发送2号帧，2号窗口打开，表示2号帧也纳入待确认之列。至此，发送方打开的窗口又已达规定限度，在未收到新的确认返回帧之前，发送方将暂停发送新的数据帧，此时接收窗口状态仍不变；⑦接收方已收到1号帧，1号窗口关闭，2号窗口打开，表示准备接收2号帧。此时发送窗口状态不变；⑧发送方收到接收方发来的1号帧收毕的确认信息，关闭1号窗口，表示从重发表中删除1号帧。此时接收窗口状态仍不变。
若从滑动窗口的观点来统一看待1比特滑动窗口、后退n及选择重传三种协议，它们的差别仅在于各自窗口尺寸的大小不同而已。1比特滑动窗口协议：发送窗口=1，接收窗口=1；后退n协议：发窗口>1，接收
窗口>1；选择重传协议：发送窗口>1,接收窗口>1。
(2).1比特滑动窗口协议
当发送窗口和接收窗口的大小固定为1时，滑动窗口协议退化为停等协议（stop－and－wait）。该协议规定发送方每发送一帧后就要停下来，等待接收方已正确接收的确认（acknowledgement）返回后才能继续发送下一帧。由于接收方需要判断接收到的帧是新发的帧还是重新发送的帧，因此发送方要为每一个帧加一个序号。由于停等协议规定只有一帧完全发送成功后才能发送新的帧，因而只用一比特来编号就够了。其发送方和接收方运行的流程图如图所示。
(3).后退n协议
由于停等协议要为每一个帧进行确认后才继续发送下一帧，大大降低了信道利用率，因此又提出了后退n协议。后退n协议中，发送方在发完一个数据帧后，不停下来等待应答帧，而是连续发送若干个数据帧，即使在连续发送过程中收到了接收方发来的应答帧，也可以继续发送。且发送方在每发送完一个数据帧时都要设置超时定时器。只要在所设置的超时时间内仍收到确认帧，就要重发相应的数据帧。如：当发送方发送了N个帧后，若发现该N帧的前一个帧在计时器超时后仍未返回其确认信息，则该帧被判为出错或丢失，此时发送方就不得不重新发送出错帧及其后的N帧。
从这里不难看出，后退n协议一方面因连续发送数据帧而提高了效率，但另一方面，在重传时又必须把原来已正确传送过的数据帧进行重传（仅因这些数据帧之前有一个数据帧出了错），这种做法又使传送效率降低。由此可见，若传输信道的传输质量很差因而误码率较大时，连续测协议不一定优于停止等待协议。此协议中的发送窗口的大小为k，接收窗口仍是1。
(4).选择重传协议
在后退n协议中，接收方若发现错误帧就不再接收后续的帧，即使是
正确到达的帧，这显然是一种浪费。另一种效率更高的策略是当接收方发现某帧出错后，其后继续送来的正确的帧虽然不能立即递交给接收方的高层，但接收方仍可收下来，存放在一个缓冲区中，同时要求发送方重新传送出错的那一帧。一旦收到重新传来的帧后，就可以原已存于缓冲区中的其余帧一并按正确的顺序递交高层。这种方法称为选择重发(SELECTICE REPEAT)，其工作过程如图所示。显然，选择重发减少了浪费，但要求接收方有足够大的缓冲区空间。
滑动窗口协议
仍然考虑链路的延迟与带宽的乘积为8 K B，帧尺寸为1 K B的情形。让发送方在收到第一帧的A C K的同时准备发送第九帧。允许我们这样做的算法称为滑动窗口（ sliding window），时间线如图2 - 2 1所示。1.滑动窗口算法
滑动窗口算法工作过程如下。首先，发送方为每1帧赋一个序号（sequence number），记作S e q N u m。现在，让我们忽略S e q N u m是由有限大小的头部字段实现的事实，而假设它能无限增大。发送方维护3个变量：发送窗口大小（send window size），记作S W S，给出发送方能够发
送但未确认的帧数的上界； L A R表示最近收到的确认帧（ last acknowledgement re c e i v e d）的序号；L F S表示最近发送的帧（last frame sent）的序号，发送方还维持如下的不变式：
LAR-LFR≤RWS
当一个确认到达时，发送方向右移动L A R，从而允许发送方发送另一帧。同时，发送方为所发的每个帧设置一个定时器，如果定时器在A C K到达之前超时，则重发此帧。注意：发送方必须存储最多S W S个帧，因为在它们得到确认之前必须准备重发。
接收方维护下面3个变量：接收窗口大小（receive window size），记
为RW S，给出接收方所能接收的无序帧数目的上界； L A F表示可接收帧（l a rgestacceptable frame）的序号；L F R表示最近收到的帧（last frame re ce i v e d）的序号。接收方也维持如下不变式：
LFS-LAR≤SWS
当一个具有顺序号S e q N u m的帧到达时，接收方采取如下行动：如果S e q N u m≤L F R或S e q N u m > L A F，那么帧不在接收窗口内，于是被丢弃；如果L F R＜Se q N u m≤L A F，那么帧在接收窗口内，于是被接收。现在接收方需要决定是否发送一个A C K。设S e q N u m To A C K表示未被确认帧的最大序号，则序号小于或等于S e q N u m To Ac k的帧都已收到。即使已经收到更高序号的分组，接收方仍确认S e q N u m To A c k的接收。这种确认被称为是累积的（c u m u l a t i v e）。然后它设置L F R = S e q Nu m To A c k，并调整L A F = L F R + RW S。例如，假设L F R= 5（即，上次接收方发送的A C K是为了确认顺序号5的），并且RWS = 4。这意味着L A F = 9。如果帧7和8到达，则存储它们，因为它们在接收窗口内。然而并不需要发送A C K，因为帧6还没有到达。帧7和8被称为是错序到达的。（从技术上讲，接收方可以在帧7和8到达时重发帧5的A C K。）如果帧6当时到达了（或许它在第一次丢失后又重发从而晚到，或许它只是被延迟了），接收方确认帧8，L F R置为8，L A F置为1 2。如果实际上帧6丢失了，则出现发送方超时，重发帧6。我们看到，当发生超时时，传输数据量减少，这是因为发送方在帧6确认之前不能向前移动窗口。这意味着分组丢失时，此方案将不再保证管道满载。注意：分组丢失时间越长，这个问题越严重。
注意，在这个例子中，接收方可以在帧7刚一到达时就为帧6发送一个认帧N A K（negative acknowledgment）。然而，由于发送方的超时机制足以发现这种情况，发送N A K反而为发送方增加了复杂性，因此不必这样做。正如我们已提到的，当帧7和8到达时为帧5发送一个额外的A C K是合理的；在某些情况下，发送方可以使用重复的A C K作为一个帧丢失的线索。这两种方法都允许早期的分组丢失检测，有助于改进性能。
关于这个方案的另一个变种是使用选择确认（selective