数据链路层 II（流量控制与可靠传输机制）【★★★★★】

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一、流量控制与滑动窗口机制（★）

1. 流量控制的概念

由于链路两端结点的工作速率和缓存空间的差异，可能出现发送方的发送能力大于接收方的接收能力的现象，此时若不适当限制发送方的发送速率（即链路上的信息流量），前面来不及接收的帧将会被后面不断发送来的帧 “淹没” ，造成帧的丢失而出错。

因此，流量控制是指由接收方控制发送方的发送速率，使接收方有足够的缓冲空间来接收每一个帧。这个过程需要通过某种反馈机制，使发送方知道在什么情况下可以接着发送下一帧，而在什么情况下必须暂停发送，以等待收到某种反馈信息后继续发送。常见的流量控制有两种：停止 - 等待协议和滑动窗口协议。

流量控制并不是数据链路层特有的功能，许多高层协议中也提供此功能，例如传输层，且它们都用到了滑动窗口协议。但也有不同点：

I、控制的对象不同。对于数据链路层来说，控制的是相邻两结点之间数据链路上的流量；而对于传输层来说，控制的则是从源端到目的端之间的流量。
II、控制手段不同。数据链路层的控制手段是接收方收不下就不返回确认；传输层的控制手段是接收方通过确认报文段中的窗口值来调整发送方的发送窗口。
注意：在 OSI 体系结构中，数据链路层具有流量控制的功能。而在 TCP/IP 体系结构中，流量控制功能被移到了传输层。

2. 停止 - 等待流量控制基本原理

停止 - 等待流量控制是一种最简单的流量控制方法。发送方每次只允许发送一个帧，接收方每接收一个帧都要反馈一个应答信号，表示可以接收下一帧，发送方收到应答信号后才能发送下一帧。若发送方没有收到接收方反馈的应答信号，那么发送方需要一直等待。发送方每发送完一个帧，就进入等待接收方确认信息的过程中，因而传输效率很低。

3. 滑动窗口流量控制基本原理

滑动窗口流量控制是一种更高效的流量控制方法。在任意时刻，发送方都维持一组连续的允许发送帧的序号，称为发送窗口（Window Transmission, W_T）；同时接收方也维持一组连续的允许接收帧的序号，称为接收窗口（Window Reception, W_R）。发送窗口表示在还未收到对方确认信息的情况下，发送方最多还可以发送多少个帧和哪些帧。同理，在接收端设置接收窗口是为了控制可以接收哪些帧和不可以接收哪些帧。

1）发送窗口的工作原理

若下图所示。其中，发送窗口控制发送端的发送速率：（a）允许发送 0-4 号共 5 个帧；（b）允许发送 1-4 号共 4 个帧；（c）不允许发送任何帧；（d）允许发送 5-7 号共 3 个帧。

发送端每收到一个按序确认的确认帧，就将发送窗口向前滑动一个帧的位置。这样，就有一个新的序号落入发送窗口，序号落入发送窗口内的数据帧可以继续发送。当发送窗口内没有可以发送的帧（即窗口内的帧全部是已发送但未收到确认的帧）时，发送方就会停止发送。

2）接收窗口的工作原理

如下图所示，其中 W_R = 1 。

接收方每收到一个序号落入接收窗口的数据帧，就允许将该帧收下，然后将接收窗口向前滑动一个帧的位置，并发回确认。这样，就有一个新的序号落入接收窗口，序号落入接收窗口内的数据帧即为准备接收的帧。若收到的帧落在接收窗口之外，则一律丢弃。

3）滑动窗口的重要特性

① 只有接收窗口向前滑动（同时接收方发送了确认帧）时，发送窗口才有可能（只有发送方收到确认帧后才一定）向前滑动。

② 从滑动窗口的概念看，停止－等待协议、后退 N 帧协议和选择重传协议只在发送窗口大小与接收窗口大小上有所差别：

停止－等待协议：发送窗口大小＝ 1, 接收窗口大小＝ 1 。
后退 N 帧协议：发送窗口大小＞ 1, 接收窗口大小＝ 1 。
选择重传协议：发送窗口大小＞1, 接收窗口大小＞1 。

若采用 n 比特对帧编号，则后两种滑动窗口协议还需满足：W_T + W_R ≤ 2ⁿ 。这个条件是为了保证数据在发送与接收过程中既高效又可靠，避免了序列号的混淆问题。

③ 接收窗口的大小为 1 时，可保证帧的有序接收。

④ 数据链路层的滑动窗口协议中，窗口的大小在传输过程中是固定的（注意与传输层的滑动窗口协议的区别）。

二、可靠传输机制

1. 可靠传输的定义（★）

可靠传输：是指发送方发送的数据都能被接收方正确地接收，通常采用确认和超时重传两种机制来实现。

确认：是指接收方每收到发送方发来的数据帧，都要向发送方发回一个确认帧，表示已正确地收到该数据帧。
超时重传：是指发送方在发送一个数据帧后就启动一个计时器，若在规定时间内没有收到所发送数据帧的确认帧，则重发该数据帧，直到发送成功为止。

自动重传请求（ARQ）：使用确认和超时重传这两种机制的可靠传输协议称为自动重传请求，它意味着重传是自动进行的，接收方不需要对发送方发出重传请求。

在 ARQ 协议中，数据帧和确认帧都必须编号，以区分确认帧是对哪个帧的确认，以及哪些帧还未确认。

ARQ 协议分为三种：停止－等待（Stop-and-Wait）协议、后退 N 帧（Go-Back-N）协议和选择性重传（Selective Repeat）协议。后两种协议是滑动窗口技术与请求重发技术的结合。

上述的三种可靠传输协议的基本原理并不仅限于数据链路层，还可以应用到其上各层。
I、现有的有线网络的数据链路层很少采用可靠传输。在有线网络中，链路的误码率较低，为了降低开销，并不要求数据链路层向其上层提供可靠传输服务，即使出现了误码，可靠传输的问题也由其上层处理。
II、而无线网络的链路易受干扰，误码率较高，因此要求数据链路层必须向上层提供可靠传输服务。

2. 单帧滑动窗口与停止-等待协议（S-W）（★）

在停止－等待协议中，发送方每次只能发送一个帧，当发送方收到接收方的确认帧后，才可以发送下一个帧。从滑动窗口机制的角度看，停止 - 等待协议相当于发送窗口和接收窗口的大小均为 1 。

在停止－等待协议中，除数据帧丢失外，还可能出现以下的差错：

① 到达接收方的数据帧可能已遭破坏，接收方利用前面介绍的差错检测技术检出后，简单地将该帧丢弃。为了应付这种可能发生的情况，发送方装备了计时器。在一个帧发送后，发送方等待确认，若计时器超时后仍未收到确认，则重发该数据帧。如此重复，直到该数据帧正确到达为止。

② 如下图（a）中，数据帧正确而确认帧被破坏，此时接收方已收到正确的数据帧，但发送方收不到确认帧，因此发送方会重传已被接收的数据帧，接收方收到同样的数据帧时会丢弃该帧，并重传一个该帧对应的确认帧。

③ 如下图（b）中，传输过程中没有出现差错，但接收方对数据帧的确认迟到了。发送方会收到重复的确认，对重复的确认的处理很简单：收下后就丢弃；接收方仍然会收到重复的数据帧，同样也选择丢弃，并且重传确认分组。

以下需要注意几点：

1）对于停止 - 等待协议，因为每发送一个数据帧就停止并等待，所以用 1 比特来编号就已足够（分组和确认分组都必须编号，这样才能明确是哪一个发送出去的分组收到了确认，而哪一个分组还没有收到确认。）。发送的帧交替地用 0 和 1 来标识，确认帧分别用 ACK0 和 ACK1 来表示，当收到的确认帧有误时，就重传已发送的帧。若连续出现相同序号的数据帧，则表明发送方进行了超时重传。若连续出现相同序号的确认帧，则表明接收方收到了重复帧。下图所示为停止－等待协议中数据帧和确认帧的发送时间关系。

2）此外，为了超时重发和判定重复帧的需要，发送方和接收方都须设置一个帧缓冲区。当发送方发送完数据帧时，必须在其发送缓存中保留该数据帧的副本（在发生超时重传时使用），这样才能在出差错时进行重传。只有在收到对方发来的确认帧 ACK 时，方可清除此副本。

3）超时计时器设置的重传时间应当比数据在分组传输的平均往返时间长一些。如果重传时间设定得很长，那么通信的效率就会很低。但如果重传时间设定得太短，以致产生不必要的重传，就浪费了网络资源。

停止－等待协议的优点是简单，缺点是通信信道的利用率很低。为了提高传输效率，产生了连续 ARQ 协议（后退 N 帧协议和选择重传协议），发送方可以连续发送多个帧，而不是每发完一个帧就停止等待确认。

3. 多帧滑动窗口与后退 N 帧协议（GBN）（★★）

在后退 N 帧协议中，发送方可在未收到确认帧的情况下，将序号在发送窗口内的多个数据帧全部发送出去。

后退 N 帧的含义是：发送方发送 N 个数据帧后，若发现这 N 个帧的前一个数据帧在计时器超时后仍未收到其确认信息，则该帧被判为出错或丢失，此时发送方不得不重传该出错帧及随后的 N 个帧。这意味着，接收方只允许按顺序接收帧。

上图所示是 GBN 协议对出错数据帧处理的工作原理。我们对其进行详细的解释：

发送方向接收方发送数据帧。当发送方发完 0 号帧后，可以继续发送后续的 1 号帧、2 号帧等。发送方每发送完一帧，就要为该帧设置超时计时器。因为连续发送了许多帧，所以确认帧必须要指明是对哪一帧进行确认。为了减少开销，GBN 协议还允许接收方进行累计确认。

累计确认：即允许接收方不需要每收到一个正确的数据帧就立即发回一个确认帧，而可以在连续收到多个正确的数据帧后，对最后一个数据帧发回确认信息。这就是说，对某一数据帧的确认就表明该数据帧和此前所有的数据帧均已正确无误地收到。
累计确认的优点是容易实现，即使确认丢失也不必重传；缺点是不能向发送方反映出接收方已经正确收到的所有数据帧的信息。

ACKn 表示对第 n 号帧的确认，表示接收方已正确收到 n 号帧及之前的所有帧，下一次期望收到 n + 1 号帧（也可能是第 0 号帧）。接收方只按序接收数据帧。在上图中，虽然在有差错的 2 号帧之后接着又收到了正确的 6 个数据帧，但接收方都必须将这些帧丢弃。接收方虽然丢弃了这些未按序出现的无差错帧，但应重发已发送的最后一个确认帧 ACK1（这是为了防止已发送的确认帧 ACK1 丢失）。

GBN 发送窗口的最大尺寸

若采用 n 比特对帧编号，则其发送窗口 W_T 应满足 1 < W_T ≤ 2ⁿ - 1 。若发送窗口 W_T > 2ⁿ - 1 ，则会造成接收方无法分辨新数据帧和旧数据帧。

假设用 3 比特进行编号，可表示 2³ = 8 个不同的序号，发送窗口的最大值似乎可以为 8 。但是，实际上，发送窗口的大小设为 8 将使协议在某些情况下无法工作。下面来证明这一点。
设发送窗口为 8 ，发送方发送完 0 到 7 号共 8 个数据帧后，暂停发送。假定这 8 个数据帧均已正确到达接收方，且接收方对每个数据帧都发回了确认帧。下面考虑两种不同的情况。
I、第一种情况：所有确认帧都正确地到达发送方，因此发送方接着又发送 8 个新的数据帧，其编号应是 0 到 7 。注意，序号是循环使用的。因此序号虽然相同，但 8 个都是新的帧。
II、第二种情况：所有确认帧都丢失。经过一段超时计时器控制的时间后，发送方重传这 8 个旧数据帧，其编号仍为 0 到 7。
于是，当接收方第二次收到编号为 0 到 7的 8 个数据帧时，就无法判定这是 8 个新数据帧还是 8 个重传的旧数据帧。因此，将发送窗口设为 8 显然是不行的。

后退 N 帧协议的接收窗口为 W_R = 1 , 可以保证按序接收数据帧。

不难看出，后退 N 帧协议一方面因连续发送数据帧而提高了信道的利用率，另一方面在重传时又必须重传原来已正确到达的帧（仅因这些数据帧的前面有一个数据帧出错），因此这种做法会降低传送效率。当信道的传输质量很差导致误码率较大时，后退 N 帧协议不一定优于停止－等待协议。

4. 多帧滑动窗口与选择重传协议（SR）

为进一步提高信道的利用率，可设法只重传出现差错的数据帧或计时器超时的数据帧，但此时必须加大接收窗口，以便先收下失序但正确到达且序号仍落在接收窗口内的那些数据帧。等到所缺序号的数据帧收齐后，再一并送交上层。这就是选择重传协议。

为了使发送方仅重传出错的帧，接收方不能再采用累积确认，而要对每个正确接收的数据帧逐一进行确认。显然，选择重传协议比后退 N 帧协议更复杂，且接收方需要设置足够的帧缓冲区（帧缓冲区的数目等于接收窗口的大小而非序号数目，因为接收方不能接收序号在窗口下界以下或窗口上界以上的帧）来暂存那些失序但正确到达且序号落在接收窗口内的数据帧。每个发送缓冲区对应一个计时器，当计时器超时的时候，缓冲区的帧就重传。另外，选择重传协议还采用了比上述其他协议更有效的差错处理策略，即一旦接收方检测到某个数据帧出错，就向发送方发送一个否定帧 NAK ，要求发送方立即重传 NAK 指定的数据帧。在下图中，2 号帧丢失后，接收方仍可正常接收并缓存之后收到的数据帧，待发送方超时重传 2 号帧并被接收方成功接收后，接收窗口就可向前移动，而当发送方收到 2 号帧的确认后，发送窗口就可向前移动。在某个时刻，接收方检测到 10 号帧出错，向发送方发出否定帧 NAK10 ，在此期间接收方仍可正常接收并缓存之后收到的帧，发送方收到否定帧 NAK10 后立即重传 10 号帧。

下图为 SR 协议对超时和出错数据帧处理的工作原理：

SR 发送窗口的最大尺寸

选择重传协议的接收窗口 W_R 和发送窗口 W_T 都大于 1 ，一次可以发送或接收多个帧。

I、若采用 n 比特对帧编号，需满足条件 ①：W_R + W_T ≤ 2ⁿ（否则，在接收方的接收窗口向前移动后，若有一个或多个确认帧丢失，则发送方就会超时重传之前的旧数据帧，接收窗口内的新序号与之前的旧序号出现重叠，接收方就无法分辨是新数据帧还是重传的旧数据帧）。

II、此外，还应满足条件 ②：W_R ≤ W_T （否则，若接收窗口大于发送窗口，则接收窗口永远不可能填满，接收窗口多出的空间就毫无意义）。由 ① 和 ② 不难得出 W_R ≤ 2^n-1 。一般情况下，W_R 和 W_T 的大小是相同的。

设接收窗口大小为 W_R ，发送窗口大小为 W_T 。因为 W_R + W_T ≤ 2ⁿ，且 W_R = W_T ，所以 W_R 取最大值 2ⁿ / 2 = 2^n-1 。

5. 信道利用率的分析【重要】

信道利用率是指信道的效率。从时间角度看，信道效率是对发送方而言的，是指发送方在一个发送周期（从发送方开始发送分组到收到第一个确认分组所需的时间）内，有效发送数据的时间与整个发送周期之比。【为了更具通用性，下面把传送的数据单位都称为分组，并不考虑数据是在哪一个层次上传送。】

1）停止 - 等待协议的信道利用率

停止 - 等待协议的优点是简单，缺点是信道利用率太低。下图所示为停止 - 等待协议中数据帧和确认帧的发送时间关系：

假定在发送方（A）和接收方（B）之间有一个直通的信道来传送分组。发送方发送分组的发送时延为 T_D（T_D 等于分组长度除以数据传输速率）。假定分组正确到达接收方后，接收方处理分组的时间可以忽略不计，同时立即发回确认（ACK）。接收方发送确认分组的发送时延为 T_A（通常可以忽略不计）。再假设发送方处理确认分组的时间也可以忽略不计，那么发送方经过时间 T_D + RTT + T_A 后就可再发送下一个分组，其中 RTT 是往返时延。因为仅在 T_D 内才用来发送数据分组，因此停止-等待协议的信道利用率为：

U = T_D / (T_D + RTT + T_A)

注意：RTT = 2 × 单向传播时延 + 处理时延。在理想情况下，我们通常忽略处理延迟，因此 RTT ≈ 2 × 单向传播时延。

假定某个信道的 RTT = 20ms ，分组长度是 1200 比特，忽略处理时间和 T_A 。
I、若数据传输速率为 1Mb/s，得到 T_D = 1200b / (1 × 10⁶b/s) = 1.2ms，则可算出信道利用率 U = T_D / (T_D + RTT) = 5.66% 。
II、若把数据传输速率提高到 10Mb/s ，得到 T_D = 1200b / (10 × 10⁶b/s) = 0.12ms，则 U = 0.596% 。
由此可知，当往返时延 RTT 大于分组发送时延 T_D 时，信道利用率就非常低。

2）连续 ARQ 协议的信道利用率

连续 ARQ 协议采用流水线传输，即发送方可连续发送多个分组。这样，只要发送窗口足够大，就可使信道上有数据持续流动。显然，这种方式能获得很高的信道利用率。下图所示为连续 ARQ 协议的流水线传输可提高信道利用率：

假设连续 ARQ 协议的发送窗口为 n ，即发送方可连续发送 n 个分组，分为两种情况：

I、nT_D < T_D + RTT + T_A：即在一个发送周期内可以发送完 n 个分组，信道利用率为：

U = nT_D / (T_D + RTT + T_A)

II、nT_D ≥ T_D + RTT + T_A：即在一个发送周期内发不完（或刚好发完）n 个分组，对于这种情况，只要不发生差错，发送方就可不间断地发送分组，信道利用率为 1 。

此外，“信道平均（实际）数据传输速率 = 信道利用率 × 信道带宽（最大数据传输速率）” ，或者 “信道平均（实际）数据传输速率 = 发送周期内发送的数据量 / 发送周期” 。

三、例题

① 对于窗口大小为 n 的滑动窗口，最多可以有（ B ）帧已发送但没有确认。
A. 0
B. n - 1
C. n
D. n / 2
【对于 GBN 协议，发送窗口大小等于窗口总数 - 1】

② 假设两台主机之间采用后退 N 帧协议传输数据，数据传输速率为 16kb/s，单向传播时延为 250ms，数据帧的长度是 128 字节，确认帧的长度也是 128 字节，为使信道利用率达到最高，则帧序号的比特数至少为（ C ）。
A. 2
B. 3
C. 4
D. 5
【令发送方发送分组的发送时延为 T_D 、接收方发送确认分组的发送时延为 T_A ，则 T_D = T_A = (128 × 8b) / 16kb/s = 64ms（1 字节 = 8 bit）。RTT = 2 × 单向传播时延 = 500ms，发送周期 T = 500 + 64 × 2 = 628ms。为保证发送方持续发送帧，在一个发送周期内至少要发送的帧数为 628ms / 64 ms ≈ 10，即发送窗口大小至少为 10，所以帧序号至少采用 4 bit 。】

为使信道利用率最高（即 100%），要让发送方在一个发送周期内持续发送帧，不能出现发送窗口内的帧发完但还未收到第一个帧的确认帧的情况。
发送周期 T = 发送一个数据帧的时间 T_D + 往返时延 RTT（= 两倍单向传播时延）+ 发送一个确认帧的时间 T_A（有些题目会忽略确认帧的传输时延）。

③ 【2009 统考真题】数据链路层采用了后退 N 帧（GBN）协议，发送方已经发送了编号为 0~7 的帧。计时器超时的时候，若发送方只收到 0 、2 、3 号帧的确认，则发送方需要重发的帧数是（ C ）。
A. 2
B. 3
C. 4
D. 5

④ 【2011 统考真题】数据链路层采用选择重传协议（SR）传输数据，发送方已发送 0~3 号数据帧，现已收到 1 号帧的确认，而 0 、2 号帧依次超时，则此时需要重传的帧数是（ B ）。
A. 1
B. 2
C. 3
D. 4

⑤ 【2012 统考真题】两台主机之间的数据链路层采用后退 N 帧协议（GBN）传输数据，数据传输速率为 16 kb/s，单向传播时延为 270ms，数据帧长度范围是 128~512 宇节，接收方总是以与数据帧等长的帧进行确认。为使信道利用率达到最高，帧序号的比特数至少为（ B ）。
A. 5
B. 4
C. 3
D. 2
【T_D = (128 × 8b) / 16kb/s = 64ms，RTT = 540ms，T = 540 + 64 × 2 = 668ms。这段时间总共可发送 668 / 64 = 10.4 帧，即发送窗口大小 ≥ 11，而接收窗口大小 = 1，所以帧序号的比特数至少为 4 。】

从以下公式可知，数据帧长越大，信道利用率就越高。
连续 ARQ 的信道利用率：
(发送窗口大小 × 数据帧长 / 数据传输速率) / [(数据帧长 / 数据传输速率) × 2 + RTT]
=(发送窗口大小 / 数据传输速率) / (2 / 数据传输速率 + RTT / 数据帧长)
上题中数据帧长是不确定的，范围为 128~512B，在计算最小窗口数时，为了保证无论数据帧长如何变化，信道利用率都能达到 100% ，应以 128B 的帧长计算。因此，当最短的帧长都能达到 100% 的信道利用率时，发送更长的数据帧也都能达到 100% 的信道利用率。若以 512B 的帧长计算，则求得的最小窗口数在 128B 的帧长下，达不到 100% 的信道利用率。

⑥ 【2014 统考真题】主机甲与主机乙之间使用后退 N 帧协议（GBN）传输数据，甲的发送窗口尺寸为 1000，数据帧长为 1000 字节，信道带宽为 100Mb/s，乙每收到一个数据帧立即利用一个短帧（忽略其传输延迟）进行确认，若甲、乙之间的单向传播时延是 50ms，则甲可以达到的最大平均数据传输速率约为（ C ）。
A. 10Mb/s
B. 20Mb/s
C. 80Mb/s
D. 100Mb/s
【令甲可以达到的最大平均数据传输速率为 v Mb/s，则有(1000 × 1000 × 8b) / v × 10³kb/s = 100ms，得到 v = 80Mb/s 。】

⑦ 【2015 统考真题】主机甲通过 128kb/s 卫星链路，采用滑动窗口协议向主机乙发送数据，链路单向传播时延为 250ms，帧长为 1000 字节。不考虑确认帧的开销，为使链路利用率不小于 80%，帧序号的比特数至少是（ B ）。
A. 3
B. 4
C. 7
D. 8
【令帧序号的个数为 n 。T_D = (1000 × 8b) / 128kb/s = 62.5ms，RTT = 500ms，则有 nT_D / (T_D + RTT) ≥ 80%，推出 n = 7.2，即在一个发送周期内至少要发 7.2 个帧才能满足要求，接收窗口的大小为 1，设需要编号的比特数为 z，则 2^z ≥ 7.2 + 1，因此 z 至少是 4 。】

⑧ 【2018 统考真题】主机甲采用停止－等待协议向主机乙发送数据，数据传输速率是 3kb/s，单向传播时延是 200ms，忽略确认帧的传输时延。当信道利用率等于 40％时，数据帧的长度为（ D ）。
A. 240 比特
B. 400 比特
C. 480 比特
D. 800 比特
【令数据帧的长度为 t bit，有 (t/3) / [(t/3) + 400] = 40%，推出 t = 800bit 。】

⑨ 【2019 统考真题】对于滑动窗口协议，若分组序号采用 3 比特编号，发送窗口大小为 5，则接收窗口最大是（ B ）。
A. 2
B. 3
C. 4
D. 5
【发送窗口大小 W_T + 接收窗口大小 W_R ≤ 2ⁿ，因此，接收窗口最大为 2³ - 5 = 3 。】

⑩ 【2020 统考真题】假设主机甲采用停－等协议向主机乙发送数据帧，数据帧长与确认帧长均为 1000B ，数据传输速率是 10kb/s，单项传播延时是 200ms 。则甲的最大信道利用率为（ D ）。
A. 80%
B. 66.7%
C. 44.4%
D. 40%
【T_D = T_A = (1000 × 8b) / 10kb/s = 800ms，RTT = 400ms，得到最大信道利用率为 800 / (800 × 2 + 400) = 8 / 20 = 0.4】

(11) 【2023 统考真题】假设通过同一条信道，数据链路层分别采用停止 - 等待协议、GBN 协议和 SR 协议（发送窗口和接收窗口相等）传输数据，三个协议的数据帧长相同，忽略确认帧长，帧序号位数为 3 比特。若对应三个协议的发送方最大信道利用率分别是 U₁、U₂ 和 U₃ ，则 U₁、U₂ 和 U₃ 满足的关系是（ B ）。
A. U₁ ≤ U₂ ≤ U₃
B. U₁ ≤ U₃ ≤ U₂
C. U₂ ≤ U₃ ≤ U₁
D. U₃ ≤ U₂ ≤ U₁
【信道利用率 U = n × T_D / T，其中 n 是发送窗口的大小，T_D 是发送一个数据帧的时间，T 是一个数据帧的发送周期。在 T_D 和 T 确定的情况下，n 越大，信道利用率就越大。设帧序号的比特数为 k，则 S-W 协议的发送窗口 W_T1 = 1；GBN 协议的发送窗口 W_T2 = 2^k - 1；SR协议的发送窗口 W_T3 = 2^k-1。W_T1 ≤ W_T3 ≤ W_T2 ，因此 U₁ ≤ U₃ ≤ U₂ 。】