计算机网络-第3章 数据链路层

第三章数据链路层

授课人：孙天昊

单位：重庆大学计算机学院

2010年3月

m录

3.1数据链路层的基本概念

3.2停止等待协议

3.3连续ARQ协议

3.4选择重传ARQ协议

3.5面向字符的链路控制规程BSC

3.6面向比特的链路控制规程HDLC

3.7因特网的点对点协议PPP

2

,3.1数据链路层的基本概念

1、定义（ISO）

护翳翻耦羹翳鞫需逐翻案功能上和规程上的方法，以便建立、维

2、解决的问题

路设雌蕤翦符巍麟：进行无差错传输。即把有差错的物理链

3、结（节）点

网络中的主机（主机）和路由器（路由器）称为结点

4、物理链路（链路）

（物理）链路（链环）：通信路径上连接相邻结点的通信信道称为（物理）链路。

-链路（link）是一条无源的点到点的物理线路段，中间没有任何

其他拓交换结点。

-一条链路只是一条通路的一个组成部分。

3

3.1数据链路层的基本概念（续1）

5.数据链路/逻辑链路

将一些必要的通信协议作用在一条链路上就构成了一条数据链路.

数据链路二通信规程+物理链路

6.数据链路层协议（规程）

定义了一条链路的两个结点间交换的数据单元格式，以及结点发

送和接收数据单元的动作。

■现在最常用的方法是使用适配器（即网卡）来实现这些协议的硬件

和软件。

■一般的适配器都包括了数据链路层和物理层这两层的功能。

7.端到端与点到点

-从源结点（来源节点）到目的结点（目的地节点）的通信称

为端到端通信，通信路径（路径）可能由多个链路组成。

■在相邻结点间的一条链路上的通信称为点到点通信。

4

数据链路层传送的是帧

结点B

数据

链路层帧

_______

物理层1010..H..011C

IIIII

链路

(a)

结点A结点B

数据一I发送接收匚

链路层帧B帧B

链路

(b)

5

数据链路层像个数字管道

■常常在两个对等的数据链路层之间画出

一个数字管道，而在这条数字管道上传

输的数据单位是帧。

I结点)

■早期的数据通信协议曾叫作通信规程

(procedure)o因此七数据链路层，规程

和协议是同义语。

6

3.1数据链路层的基本概念（续2）

传输层协议

主机A主机A

数

据

链

路

层数据虚通路数据虚通路

的

模

型数据实通路数据实通路

数据链路/逻辑链路=（物理）链路+通信规程

数据链路层提供的物理层提供的无源数据链路层协议

数字信道点到点物理线路段

7

数据链路层的简单模型

>主机乩向“发送数据

路由器Ri路由器R3

主机H路由器R2一

士通二广丽主机电

局域网局域

8

数据链路层的简单模型

>主机乩向“发送数据

仅从数据链路层观察帧的流动

应用层应用层

运输层运输层

网络层网络层

物理层

9

3」数据链路层的基本概念（续3）

8、向网络层提供的服务

（1）基本服务：

将源结点的网络层数据可靠地传输到相邻的目的结点

的网络层

（2）三种服务：

1）无确认的无连接服务

2）有确认的无连接服务

3）面向连接服务

10

43.1数据链路层的基本概念（续4）

（3）无确认的无连接服务

1）无须建立链路连接，

2）每个帧带有目的地址

3）各帧相互是独立的

4）目的节点对收到的帧不做应答确认

5）丢失的帧，由高层处理，数据链路层不做处理

适用环境：这类服务适合于低误码率的传输。

大多数局域网在数据链路层都使用无确认的无

连接服务

11

,3.1数据链路层的基本概念（续5）

（4）有确认的无连接服务

1）无确认的无连接服务+确认功能

2）目的节点对每一帧都要向发送端发确认信号

3）发送端利用超时机制处理确认信号

若逾期未收到肯定确认信号，则重发帧

适用环境：

这类服务适用于可靠性不高的信道。

12

$3.1数据链路层的基本概念（续6）

飞）面向连接服务:

1）第一价段，在传送数据之前，先建立一条连接（即建

数据链路）.

2）第二阶段，进行数据帧传输。

所有帧都有各自的编号，传输过程中对每一帧都要确

认，发送方收到确认后才能发送下一帧。

3）第三阶段，断开连接（释放数据链路）。

服务原语：

连接建立阶段：DL-CONNECT.request,DL-

CONNECT.indication,

DL-CONNECT.response,DL-

CONNECT.confirm

维持阶段：DL-DATA.request,DL-DATA.indication13

43.1数据链路层的基本概念（7）

9.主要功能

1）链路管理:数据链路连接的建立、维持和释放

2）帧定界，帧同步

3）流量控制

4）差错控制

5）透明传输：将数据和控制信息区分开

6）寻址：发送站，目的站

14

3」数据链路层的基本概念(8)

(1)帧定界方法(帧同步方法)

1)字符计数法

帧的开始：特殊字符

帧的长度：长度字段，字节数。

作用：当接收端收到帧时,根据帧长度,便知帧的

起始位、结束位

缺点：计数字段一旦出错，将无法再同步。

起始字符帧长度1数据1起始字符帧长度2数据2

15

3」数据链路层的基本概念（9）

2）带填充字符的首尾界符法

帧的开始：帧开始字符；

帧的结束：帧结束字符；

不足：若数据中存在首尾定界符，则产生

错误；

解决办法：转义字符+首尾定界符（数据）

缺点：依赖于字符集、不通用、扩展性差

BoTDLEBoTEoT

开始字符数据结束字符

16

3」数据链路层的基本概念(10)

3)带填充位的首尾标志法

帧的开始：特定位模式，即oninio

帧的结束：特定位模式，即oiniiio；

透明传输解决办法：

0比特插入删除:数据中若连续出现5个1后，发送

时插入1个0;接收数据时把数据中连续出现5个1后面

那个0删除.

0111111001111110

开始字符数据结束字符

P85零比特填充法

17

43.1数据链路层的基本概念(11)

(2)流量控制

收发两端的速率匹配

(3)透明传输

把控制信息和数据信息分开，使得数据中不出现

控制信息，并且对数据没有影响。

(4)差错控制

「差错检测：不处理，重发

L差错纠正

18

3」数据链路层的基本概念(12)

1)差错检测

奇偶(水平、垂直、方阵)校验、循环冗余(CRC)校

验、海明校验

2)差错纠正

a-前向纠错FEC

b-检错重发：

・回声(Echo)法

・自动重发请求ARQ:

「空闲ARQ

y连续ARQ

'选择重传ARQ

19

33.1数据链路层的基本概念(13)

(5)寻址

解决节点地址辨识

分支结构

20

《3.2停止-等待协议

3.2.1完全理想化的数据传输

3.2.2具有最简单流量控制的数据链路层协议

3.2.3实用的停止等待协议

3.2.4循环冗余(CRC)校验

3.2.5停止等待协议的定量分析

21

3.2」完全理想化的数据传输(1)

F完全理想化的两个假定:

(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。

(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。

发送方接校方

图41两台计算机通过一条数据链路进行通信的简化模型

22

y3.2」完全理想化的数据传输(2)

2、工作在理想情况，几个前提：

(1)单工传输

(2)发送方无休止工作(要发送的信息无限多)

(3)接收方无休止工作(缓冲区无限大)

(4)通信线路(信道)不损坏或丢失信息帧

3、工作过程

(1)发送程序：取数据，构成帧，发送帧；

(2)接收程序：等待，接收帧，送数据给高层

23

3.2.2具有最简单流量控制的

,数据链路层协议

4、增加约束条件:

接收方不能无休止接收，只能一帧一帧接收。

(1)解决办法：

接收方每收到一个帧后，给发送方回送一个响应。

(2)工作过程

1)发送程序：取数据，成帧，发送帧，等待响应帧;

2)接收程序：等待，接收帧，送数据给高层，回送

响应帧。

24

3.2.2具有最简单流量控制的

数据链路层协议（续1）

假定：链路是理想的传输信道，发送方每发送一帧就暂

时停下来，直到接收到接收方发来的确认信息后再发

送下一帧。算法（参阅p.71）

图3-2a）不需要任何数据链路层协议的数据传输

b）具有最简单的流量控制的数据链路层协议

25

3.2.2具有最简单流量控制的

数据链路层协议（续2）

发送结点：

*（1）从主机取一个数据帧；

（2）将数据帧送到数据链路层的发送缓存；

（3）将发送缓存中的数据帧发送出去；

（4）等待；

（5）若收到由接收结点发过来的信息，则从主机取一个新的数据帧，然后转到（2）。

在接收结点：

（1）等待；

（2）若收到由发送结点发过来的数据帧，则将其放入数据链路层的接收缓存;

（3）将接收缓存中的数据帧上交主机；

（4）向发送结点发一信息，表示数据帧已经上交给主机；

（5）转到⑴。

由收方控制发方的数据流，是计算机网络中流量控制的一种基本方法。

26

43.2.3实用的停止等待协议(1)

5、增加约束条件:

信道(线路)有差错，信息帧可能损坏或丢失。

(1)解决办法：

出错重传。

发方在发下一个帧之前等待一个肯定确认的协议叫做

自动重发请求(ARQ)

27

$3,2,3实用的停止等待协议(2)

发送方H.接收方

发出一帧

DATAi

ACK发出对刚收到的

0数据帧的应答

等待，直到收到正确DATAi+1

应答才发送下一帧

28

3.2.3实用的停止等待协议（3）

（2）几种出错可能

1）数据帧出错：差错检验

2）数据帧丢失：超时机制

3）确认帧丢失：超时机制（会产生重复帧）

4）重复帧：帧编号

重传时间为略大于“从发完数据帧到收到确认帧所

需的平均时间”

29

3.2.3实用的停止等待协议(4)

y

送

主

机

B

e

送

时主

同机

(b)数据析出惜©数据帧丢失(d)确认帧丢失

数据在链路上传输的几种情况.SWf

30

3.2.3实用的停止等待协议(5)接收方

发送方V(S>0

从主机取一帧

确认帧ACKN(S)=V(S)

否认帧NAK将帧送缓冲区

从发送缓冲区取出帧并发送

设置超时记时器

N应答到?

NNAK

Y

ACK

发送状态变量

发送序号N(S)________

接收状态变量V(R)

,323实用的停止等待协议(6)

发送方：

(1)发送一个帧；启动定时器；等待应答；转(2)或(2，)

(2)若定时器未到：收到应答

1)肯定应答，转(1),发下一帧

2)否定应答，转(3),重传该帧

或(2，)若定时器已到：未收到应答

转⑶,重传该帧，

(3)若重传次数〈设定值，重传该帧

否则，信道故障，通讯终止

32

3.2.3实用的停止等待协议(7)

接收方：

(1)收到数据帧；

(2)帧正确性判断

不正确，发NAK

正确，转⑶

(3)重复帧判断

重复，丢弃，发正确应答应答

不重复，接受，发正确应答应答

33

超时计时器的作用

■结点A发送完一个数据帧时,就启动一个

超时计时器(timeouttimer)o

■计时器又称为定时器。

■若到了超时计时器所设置的重传时间tout

而仍收不到结点B的任何确认帧，则结

点A就重传前面所发送的这一数据帧。

■一般可将重传时间选为略大于“从发完

数据帧到收到确认帧所需的平均时间”。

34

解决重复帧的问题

■使每一个数据帧带上不同的发送序号。每发送

一个新的数据帧就把它的发送序号加lo

■若结点B收到发送序号相同的数据帧，就表明

出现了重复帧。这时应丢弃重复帧，因为已经

收到过同样的数据帧并且也交给了主机Bo

■但此时结点B还必须向A发送确认帧ACK,

因为B已经知道A还没有收到上一次发过去

的确认帧ACKo

35

帧的编号问题

■任何一个编号系统的序号所占用的比特数一定

是有限的。因此，经过一段时间后，发送序号

就会重复。

■序号占用的比特数越少，数据传输的额外开销

就越小。

■对于停止等待协议，由于每发送一个数据帧就

停止等待，因此用一个比特来编号就够了。

-一个比特可表示。和1两种不同的序号。

36

帧的发送序号

■数据帧中的发送序号N(S)以。和1交替的方

式出现在数据帧中。

■每发一个新的数据帧，发送序号就和上次发送

的不一样。用这样的方法就可以使收方能够区

分开新的数据帧和重传的数据帧了。

■按照习惯的表示法，ACK"表示"第1号帧

已经收到，现在期望接收第〃号帧”。

-ACK1表示“0号帧已收到，现在期望接收的下一

庙是1号破”；

-ACK0表示“1号帧已收到，现在期望接收的下一

帧是。号帧”。

37

可靠传输

-虽然物理层在传输比特时会出现差错，

但由于数据链路层的停止等待协议采用

了有效的检错重传机制，数据链路层对

上面的网络层就可以提供可靠传输的服

务。

38

停止等待协议的要点

■只有收到序号正确的确认帧ACK"后，才更新

发送状态变量V(S)一次，并发送新的数据帧。

-接收端接收到数据帧时，就要将发送序号N(S)

与本地的接收状态变量V(R)相比较。

-若二者相等就表明是新的数据帧，就收下，并发送

确认。

-否则为重复帧，就必须丢弃。但这时仍须向发送端

发送确认帧ACK。，而接收状态变量V(R)和确认序

号〃都不变。

39

停止等待协议的要点（续）

■连续出现相同发送序号的数据帧，表明

发送端进行了超时重传。连续出现相同

序号的确认帧，表明接收端收到了重复

帧。

■发送端在发送完数据帧时，必须在其发

送缓存中暂时保留这个数据帧的副本。

这样才能在出差错时进行重传。只有确

认对方已经收到这个数据帧时，才可以

清除这个副本。

40

停止等待协议的要点(续)

■实用的CRC检验器都是用硬件完成的。

■CRC检验器能够自动丢弃检测到的出错

帧。因此所谓的“丢弃出错帧”，对上

层软件或用户来说都是感觉不到的。

■发送端对出错的数据帧进行重传是自动

进行的，因而这种差错控制体制常简称

为ARQ(AutomaticRepeatreQuest),

直译是自动重传请求，但意思是自动请

求重彳专。

41

*错控制技术概述

1、含义

在数据通信中，接收端收到的数据与发送端实际发出的

数据不一致，这种现象称为差错。

2、差错表现形式

A.数据丢失：通信过程中发生了数据丢失（对方不知道）

B.数据出错：比特值出错（对方很难判定）

比特值发生了变化，如0变为1、1变为0。

42

*错控制技术概述(续1)

3、原因

(1)信号衰减，相位失真引起的差错；

(2)噪声干扰引起的差错

1)热噪声：带电粒子在导电媒介中的随机运动而产生的

2)脉冲噪声：是由突发的离散脉冲引起的(雷电、电火花等引起)

(3)回波干扰引起的差错

阻抗不匹配，传输信号会在端点反射

(4)线路间的串扰

电磁耦合

对任何介质，信号传输都不能达到100%的可靠

43

错控制技术概述(续2)

、差错控制

指对传输中的差错进行控制的方法

(1)反馈纠错ARQ

接收端发现错误，要求发送端重传。ARQ

前提：发送的信息本省具有检错能力

(2)前向纠错FEC:自动纠错

接收端发现错误，并纠正错误，检错纠错能力一样强

前提：发送的信息本身能检错，并能指出错误所在位

置

(3)混合纠错HEC

反馈就错+前向纠错

纠错能力没有检错能力强。

44

*错控制技术概述（续3）

5、差错控制码

差错控制的核心：检错技术（检错码）、纠错技术（纠错码）

（1）检错码

（2）纠错码

有各种检错码纠错码，常用的有线性检错纠错码CRC

6、检错基本思想

发送：信息s+冗余信息s；

冗余信息S=f（信息）（开销的一部分）

接收：冗余信息r二f（信息r）

判定：冗余信息厂冗余信息s?

45

窜错控制技术概述（续4）

M线性分组码

■修信息序列划分为等长（k位）的序列段，在每一信息段后

附加r位监督码元，且监督码元与信息码元之间构成线性

关系，即它们之间可由线性方程来联系。这样构成的抗干

扰编码称为线性分组码

■在线性分组码中，码字的前半部分是未作任何改变的原始

码元，后半部分是监督码元

■线性分组码是利用代数关系构造的，它建立在近世代数的

基础上，因此又是一种代数码

信息位kA监督位r信息位K

图2-32线性分组码的一般构成

46

3.2.4循环冗余(CRC)校验

1957年由Prange(普兰奇)提出

1.循环冗余检验的基本思想：采用在要发送的比

特串后边添加一个称为循环冗余校验码

(CRCcyclicredundancycheck)的比特

串来实现数据传输差错校验。

■校验和(checksum)加在帧尾，使带校验

和的帧的多项式能被生成多项式G(x)除尽;

收方接收时，用G(x)去除它，若有余数，

则传输出错。

47

324循环冗余(CRC)校验(续1)

2.代码的多项式表示：例如二进制位串110101,表示成

多项式X5+X，+X2+l,即：110101=X5+X4+X2+1

3.CRC校验和的帧组成：在要检测的二进制位串后添加

一个二进制位串(CRC码),使能被生成多项式G(X)除净。

4.生成多项式G(X)

•发方、收方事前商定；

•生成多项式的高位和低位必须为1

•生成多项式必须比传输信息对应的多项式短

48

324循环冗余(CRC)校验(续2)

5.CRC码的生成

・选定最高阶为n的生成多项式G(X)；

■用二进制的模二运算进行2n乘M(X)的运算，即在M(X)

串尾添n个零，形成M(x)*xn；

-用生成多项式G(X)按模2运算去除M(x)*x\得到商Q(x)

■得到的余数R(X)即为CRC码.

■模2运算：异或运算，加法和减法一样

49

324循环冗余(CRC)校验(续3)

•CRC校验和计算算法

•设G(x)为n阶，在帧的末尾加n个0,使帧

为m+n位，相应多项式为M(x)*xn；

•按模2除法用对应于G(x)的位串去除对应于

M(x)*xn的位串，得到余数R(x)；

•按模2减法从对应于M(x)*xn的位串中减去余

数(等于或小于n位)，结果就是要传送的

带校验和的多项式T(x)=M(x)*xn+R(x)o

50

324循环冗余(CRC)校验(续4)

6.CRC的检错能力

■待发送：M(x)

■发送:T(x)=M(x)*xn+R(x)；

■接收：T(x)；

-余数T(x)/G(x)

-若余数T(x)/G(x)=0,则差错不能

发现；否则，可以发现。

51

324循环冗余(CRC)校验(续5)

7.四个生成多项式已成为国际标准：

1)CRC-12：G(X)=X12+X11+X3+X2+1

2)CRC-16(IBM)：

G(X)=X16+X15+X2+1

3)CRC-16(CCITT)：

G(X)=X16+X12+X5+1

4)CRC-32：

G(X)=X32+X26+X23+X22+X16+X11

+X10+X8+X7+X5+X4+X2+X+1

52

324循环冗余(CRC)校验(续6)

例：利用生成多项式X4+X3+X+1计算报文

11001010101的CRC校验序列。

解：G(x)=x4+x3+x+l=11011,n=4

M(x)*Xn=110010101010000

用简化的模二除法(只做模二减法，对商不感兴趣)

求

M(x)*Xn/G(x)的余式R(X):

53

324循环冗余(CRC)校验(续7)

110010101010000

10010

-)11011T(X)=M(X)*Xn+R(X)

10011

-)11011=110010101010011

10000

10111

-)11011

11000

-)11011

mroo

-)11011

0011...........R(x)

54

帧检验序列FCS_

-在数据后面添加上的冗余码称为帧检验

序歹

UFCS(FrameCheckSequence)o

■循环冗余检验CRC和帧检验序列FCS并

不等同。

■CRC是一种常用的检错方法，而FCS是添

加在数据后面的冗余码。

■FCS可以用CRC这种方法得出，但CRC

并非用来获得FCS的惟一方法。

55

检测出差错

■只要得出的余数R不为0,就表示检测

到了差错。

■但这种检测方法并不能确定究竟是哪一

个或哪几个比特出现了差错。

■一旦检测出差错，就丢弃这个出现差错

的帧。

■只要经过严格的挑选，并使用位数足够

多的除数2那么出现检测不到的差错

的概率就很小很小。

56

■仅用循环冗余检验CRC差错检测技术只能做

到无差错接受（accept）。

■“无差错接受”是指：“凡是接受的帧（即不

包括丢弃的帧），我们都能以非常接近于1的

概率认为这些帧在传输过程中没有产生差错”。

■也就是说：“凡是接受的帧都没有传输差错”

（有差错的帧就丢弃而不接受）。

■要做到“可靠传输”（即发送什么就收到什么）

就必须再加上确认和重传机制。

57

海明码

用于多位并行数据检错纠错处理

实现：为k个数据位设立个校验位，

使k+位的码字同时具有这样两个特性：

1.能发现并改正k+『位中任何一位出错，

2.能发现k+r位中任何二位同时出错，但已

无法改定。

3.对k位数据位，当给出「位校验位时，

要发现并改正一位错，须满足如下关

系：

2rk+r+1

58

《海明码

■校验码插入位置2n(n=0,1,2...)

■k=7,r=4

■D11D10D9P8D7D6D5P4D3P2P1

■P1=D3㊉D5㊉D7㊉D9㊉Dll

■P2=D3㊉D6㊉D7㊉D10㊉D11

■P4=D5㊉D6㊉D7

■P8=D9㊉D10㊉D11

59

月海明码的京

例L已知：信息码为："0010”。海明码的监督关系式为:

S2=a2+a4+a5+a6

Sl=al+a3+a5+a6

S0=a0+a3+a4+a6

求：海明码码字。

解：1）由监督关系式知冗余码为a2ala0。

冗余码与信息码合成的海明码是：

"0010a2ala0"o

设S2=Sl=S0=0,由监督关系式得：

a2=a4+a5+a6=l

al=a3+a5+a6=0

=a3+a4+a6=1

因此，港明码码字——001010海

60

■2）海明码的接收。

例2.已知：海明码的监督关系式为：

S2=a2+a4+a5+a6

S1=81+83+35+86

S0=a0+a3+a4+a6

接收码字为：“0011101”（n=7）

求：发送端的信息码。

解：1）由海明码的监督关系式计算得S2S1SO=O11。

由监督关系式可构造出下面错码位置关系表:

S2S1S000000101010001101110111

1

错码位置无错a0ala2a3a4a5a6

3）由S2S1S0R11查表得知错码位置是a3。

4,红错--对码字的a3位取反得正确码字：“0010101"

5泗冗余码a2ala0删除得发送端的信息码：“0010”

61

-士,2.5停止等待协议的定量分析

成

功传播延迟tp

发帧发送延迟tf

送

帧

的处理延迟tpr

重传等待时间

最

延迟toutACK发送延迟ta

小

间传播延迟tp

隔

处理延迟tpr

Data成功发送帧的最小间隔二帧发送时延+2*传播时延

从发完数据帧至后扁N贞所需的时间

重传等待时延二传播时延+处理时延+正确应答发送时延+传播时延+处理时延

二处理时延*2+传播时延*2+正确应答发送时延

二2*传播时延

62

停止等待协议中的几个重要时间关系

tf=If/c

tout-tp+tpf+ta+tp+tpr

假设：tpr<<tpta<<tp

tout=2tpR=1+tout=tf+2tp

＞时间63

।3.2.5停止等待协议的定量分析(续1)

X确传送一个数据帧所需的平均时间tav

tav=(第1次传送成功的时延+第2次传送成功的时延+…+

第i次传送成功的时延+…)的均值

=tT+2tT*p(l-p)+...+itT*pi_1(l-p)+...

=tT+tT*p/(1-p)

=tT((l-p)/(1-p)+p/(1-p))

=tT/(l-p)

(1+一个帧的平均重传次数)

可以计算得一个帧的平均重传次数二P/(1-P)

假设：1)数据帧出现差错的概率为P，确认帧不出现差错

2)允许重传的次数不受F艮制

当传输差错率增大时，%也随之增大。当无差错时，p=0,%=5

64

325停止等待协议的定量分析（续2）

最大吞吐量Xmax（每秒成功发送的最大帧数）为：

九max=l/tav=Q-P）/tT

贝IJ：数据帧的实际到达率（每秒到达的帧数）人应小

于入max

归一化吞吐量p=Xtf<九maxtf=（l-P）/a〈l

其中归一化时间3=讦八*1

当重传时间远小于发送时间时，。。工，此时的归一化吞吐

量p<1-P

65

］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。

66

3.3连续ARQ协议

3.3.1连续ARQ协议的工作原理

3.3.2连续ARQ协议的吞吐量

3.3.3滑动窗口

67

*3.3.1连续ARQ协议的工作原理

1、工作原理：

(1)发送方发完一帧后，不必停下来等待对方的应答；

(2)可以连续发送若干帧；

(3)若在发送过程中收到对方的肯定应答，可以继续发

送；

若收到对其中某一帧的否认，则重发否认帧开始

的

后续帧--GOBACK-NARQ

不能无限制的连续发

68

I

3

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Q协

s而

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