数据链路层的各项功能，比如差错控制、流量控制，最终都是通过协议来实现。
差错控制方法，包括了ARQ法和FEC法。
流量控制方法，包括了：停止等待方案、滑动窗口机制。
有时，一个协议会实现多个功能，比如同时实现了差错控制方法和流量控制方法。
自动重发请发法（ARQ），又分为：
- 空闲重发请求，Idle RQ
- 连续重发请求，Continuous RQ
4.3.1 停等协议(Stop and Wait)
停等协议：
结合了，流量控制方案中的停止等待方法，与差错控制方法中的空闲自动重发请求 Idle RQ。
- 发方把“待发送帧”放入缓冲区中
- 给“待发送帧”赋予帧序号，启动计时器，发送
- 收方收到帧后，放入收方缓冲区，之后进行检查。如果无差错则向发方发送一个相同帧序号的ACK确认帧
- 收方如果发现差错，则舍弃该帧
- 如果发方在规定时间内收到ACK确认帧，重置计时器，开始下一帧的发送
- 如果发方未在规定时间内收到ACK确认帧（即计时器超时），则重发发方缓冲区中的待确认帧。
特点：
- 发收双方只需要设置一个帧的缓存空间
- 待确认帧的序号只需要一个二进制位，0/1
4.3.2 顺序接收管道协议（GBN）
顺序接收管道协议：
实现了，差错控制方法中的“连续重发请求（Continuous RQ)”，和，流量控制方法中的“滑动窗口机制”。
采用GBN策略(GoBackN,回退N)的连续重发请求
GoBackN策略可以有两种实现方法：
- （发方被动检测）发方发出多帧，如果重发表的第N帧及后续帧，计时器超时后ACK确认帧仍未返回，就重新发送第N帧及后续帧
- （收方主动请求）收方检测到失错（丢失、错误）的信息帧后，请求发方重发“最后正确接收的信息帧之后的”的待确认帧
GoBackN策略的工作流程如下：
- 发方设置一个“发方缓冲区”（即重发表），采用先进先出(FIFO)的队列规则。
- 在发方，“信息帧”依次发出，其副本被放入重发表中，成为“待确认帧”。重发表是一个连续序号的队列（比如用3位二进制数表示0~7），副本帧进入重发表时被自动赋予序号。
- 到达收方的信息帧进入“收方缓冲区”，等待检错、处理。
- 收方对信息帧进行检错。如果无差错，向发方返回ACK确认帧，其中包含了信息帧的序号。同时，收方还有一个“接收次序表”，记录了最后正确接收的信息帧的序号。
- 如果发现信息帧的差错，则丢弃“该帧及所有序号大于它的后续信息帧”，从而确保了：顺序接收。
- 发方收到ACK确认帧后，删除重发表中对应序号的待确认帧。（因为收方保证了顺序接受，因此发方也会顺序删除）
- 如果发方发现重发表中某一帧的确认帧超时，说明信息帧丢失或出错。就需要退回重发表队列的头部（已确认的元素已经删除了，剩下都是未确认的），再次发送整个重发表。
疑问：
- 如果采用数据报的分组交换方式，帧可能会乱序到达收方。比如，假设第21帧没有差错，收方返回确认帧，之后又收到第16帧，发现有差错，这样就至少需要丢弃序号>=16的所有信息帧。
这样一来，收方就需要对发方本轮次发出的所有信息帧检错后，才能确定哪些帧该丢弃，哪些帧该保留。
回答：可能不影响，即使乱序，收方不断的丢弃即可。
- 收方可能还需要一个计时器来区分到达的信息帧是本轮发出的，还是下一轮次重发的。或者不同同一信息帧，在不同的重发轮次中需要编不同的序号？
否则可能带来问题：
假设发方发出第一轮次的信息帧队列，收方在处理第一轮的第12帧时发现错误，需要舍弃 序号>=12的所有信息帧。
发方无法收到 序号>=12的ACK确认帧，重新发送重发表。
收方收到重发的序号>=12的信息帧后，认为需要舍弃，于是将重发的12+信息帧也丢弃了。 发方再次重发，陷入死循环。
回答：不会发生这种事，收方丢弃以后，应该会等待接收新的第12+帧
采用滑动窗口机制(slidding window)，进行流量控制
回退N策略的连续重发请求，确实提高了信道的利用率，但也存在一些缺点：
- 已发送待确认的帧越多，当其中某帧失错后，需要重发的帧也就越多
- 发方缓存可能会过载：如果发方发出速度高于收方的接收处理速度，发方重发表种的帧数量就会不断增长，直到超出缓存区大小。
因此，必须控制发方“待确认帧”的数量，也就是流量控制，这可以通过窗口机制来实现。
窗口机制：
- 发方设置了“发送窗口”：容纳“已发送、待确认的帧”。发送窗口是重发表的子集，其元素个数称为窗口尺寸。
- 收方设置了“接收窗口”：容纳“等待接收的帧”
状态变化过程如下：
- 发方没有发出信息帧，发方窗口上下沿重合，没有元素。收方窗口打开帧0，等待接收。
- 发方窗口容纳帧0，帧0发出待确认，收方窗口等待帧0。（此时信息帧0还未到达收方）
- 因为发方窗口最大尺寸为2，在帧0未收到确认帧前，还可以发出帧1，因此发方窗口容纳了帧0帧1。收方窗口仍然等待帧0。
- 发方窗口容纳帧0帧1，等待确认帧；收方窗口接收了信息帧0，返回了帧0的确认帧，然后关闭帧0窗口，打开帧1窗口，等待接收帧1。
- 发方收到帧0的确认帧，关闭帧0的窗口，此时发送窗口容纳了帧1；收方继续等待帧1的信息帧。
- 发方打开帧2的窗口，此时发方窗口容纳了帧1帧2；收方窗口收到帧1，返回了帧1的确认帧，之后关闭帧1窗口，打开帧2窗口，等待接收帧2.
- 发方收到帧1的确认帧，关闭帧1窗口，此时发送窗口容纳了帧2；收方继续等待帧2的信息帧。
需要说明：
因为信息帧和确认帧在每次传输中花费的时间都可能不相同，因此，上图中各状态不会随时间规律变化，从某个状态到另一个状态可能花费很长时间，也可能很短时间。
引申：
- 停等协议：发送窗口尺寸=1，接收窗口尺寸=1
- GoBackN协议：发送窗口尺寸>1，接收窗口尺寸=1
4.3.3 选择重传协议（SR，Selective Repeat)
GoBackN协议的缺点：
收方收到多帧，即使只有中间第n帧出错，后续帧都无差错，也需要发方重发第n帧及后续帧。这是一种浪费。
此时可以采用选择重传策略：
- 收方收到多帧，如果中间有少量帧出现错误，其后续帧没有错误，那么就把后续的正确帧先放入缓存，向发方返回错误帧的“否认帧”NAK。
- 发方收到“否认帧”NAK后，不需要等待该帧的计时器超时，就可以重发出错的帧。
- 收方收到重发的帧后，将其与先前缓存的帧组装后，递交给网络层。
显然，选择重传策略具有一些优势：
- 减少浪费：只要求发方重发错误帧。
- 节约了等待超时的时间：GBN策略中，发方需要等待失错帧超时。（收到否认帧即可重发）
唯一的缺点是：收方需要较大的缓存空间。
图上信息帧2到达收方后出错，收方返回NAK否认帧，而后续的帧3，4，5都没有错误，被放入缓存中，同时收方返回ACK确认帧。发方收到NAK否认帧后，再次重发帧2。
SR策略中，一定范围内不按顺序到达的帧都可以接收，如果将这个范围视为窗口，那么SR策略中接收窗口是大于1的。
注意：选择重传协议也会丢弃分组，它只能暂存窗口范围内的分组，超过窗口的分组仍然只能丢弃。
发送窗口和接收窗口的尺寸问题
假设重发表中的帧序号采用3位2进制数表示，则最大帧序号 \(S_{max}=2^3-1=7\)
有序接收方式
对于有序接收方式（比如Stop and Wait、GBN），发送窗口的最大尺寸可以等同于重发表的最大序号。\(S_{max} = 2^m -1\)。m是重发表的最大序号，从10进制形式转换成2进制形式后的位数。
比如重发表序号为0~7，则 m = 3。
接收窗口大小始终为1。
发送窗口尺寸不能大于重发表序号范围。
例如重发表最大序号是3，允许的序号：0,1,2,3；发送窗口尺寸是6。
窗口中帧的序号就会被标记为 0,1,2,3,0,1。
当收到接收方返回的ACK确认帧时，就无法分辨到底时第一个0帧，还是第二个0帧。
接收方一般都是采用“累积确认”的方式。接收方不必对收到的帧逐个发送确认，可以在收到几个帧后，对按序到达的最后一个帧发送确认，这样就表示：到 这个帧为止的所有帧都已正确收到了。
对于无序接收方式
对于无序接收方式（SR策略)，发送窗口的最大尺寸，最多只能是\(S_{max} \cdot 1/2\)。
首先，无序接收方式中，
- 发送窗口不能比接收窗口大，不然接收窗口可能会溢出。但接收窗口可以比发送窗口大。因此，发送窗口 <= 接收窗口
增大发送窗口可以提高传输效率，但要避免产生二义性。
假设重发表序号最大为7(即序号为0,1,2,3,4,5,6,7)，设发送窗口和接收窗口的尺寸都为5(0,1,2,3,4)。
同时假设：发送窗口发出0,1,2,3,4帧，接收窗口全部接收成功，返回ACK，接收窗口向前移动，等待接收5,6,7,0,1帧(注意：这里帧的序号溢出了队列，导致循环）。
再假设，发送窗口并没接收到任何确认帧（返回的ACK全部丢失）。
此时，只能重发0,1,2,3,4帧。而接收窗口就无法区分0,1帧到底是重发的，还是本轮应该等待的，这就是二义性。因为发送窗口<=接收窗口。要最大化传输效率，应使 发送窗口尺寸=接收窗口尺寸。
假设发送窗口尺寸为M，接收窗口尺寸也为M。发送窗口发出M个帧后，接收窗口向前移动M格，接收窗口等待序号为 M+1,M+2,...2M的帧。要避免二义性，就必须满足2M<=重发表序号最大值。
用窗口的观点来看三种策略
可以用窗口的观点来看待三种策略：
- 停等 : 发送窗口 =1 ，接收窗口 =1
- GBN : 发送窗口 >1 ，接收窗口 =1
- SR选择重传：发送窗口 >1 ，接收窗口 >1