A. 計算機網路-可靠傳輸-停止等待協議
全雙工通信的雙方既是發送方也是接收方。下面為了討論問題的方便，我們僅考慮A發送數據而B接收數據並發送確認。 因此A叫做發送方，而B叫做接收方 。因為這里是討論可靠傳輸的原理，因此把傳送的數據單元都稱為分組，「停止等待」就是每發送完一個分組就停止發送，等待對方的確認。在收到確認後再發送下一個分組。
圖5-9（a）是最簡單的無差錯情況。A發送分組M1,發完就暫停發送，等待B的確認。B收到了M1就向A發送確認。A在收到了對M1的確認後，就再發送下一個分組M2。同樣，在收到B對M2的確認後，再發送M3。
圖5-9(b)是分組在傳輸過程中出現差錯的情況，B接收M時檢測出了差錯，就丟棄M1,其他什麼也不做（不通知A收到有差錯的分組）①。也可能是M1在傳輸過程中丟失了，這時B當然什麼都不知道。在這兩種情況下，B都不會發送任何信息。可靠傳輸協議是這樣設計的：A只要超過了一段時間仍然沒有收到確認，就認為剛才發送的分組丟失了，因而重傳前面發送過的分組。這就叫做 超時重傳 。要實現超時重傳，就要在每發送完一個分組時設置一個 超時計時器 。如果在超時計時器到期之前收到了對方的確認，就撤銷已設置的超時計時器。其實在圖5-9(a)中，A為每一個己發送的分組都設置了一個超時計時器。但A只要在超時計時器到期之前收到了相應的確認，就撤銷該超時計時器。
這里應注意以下三點：
第一，A在發遞完一個分組後，必須暫時保留已發送的分組的副本（在發生超時重傳時使用)。只有在收到相應的確認後才能清除暫時保留的分組副本。
第二，分組和確認分組都必須進行編號②。這樣才能明確是哪一個發送出去的分組收到了確認，而哪一個分組還沒有收到確認。
①註：在可靠傳輸的協議中，也可以在檢測出有差錯時發送「否認報文」給對方。這樣做的好處是能夠讓發送方及早如道出現了差錯。不過由於這樣處理會使協議復雜化，現在實用的可靠傳輸協議都不使用這種否認報文了。
②註：編號並不是一個非常簡單的問題。分組編號使用的位數總是有限的，同一個號碼會重復使用。例如，10位的編號范圍是0~1023。當編號增加到1023時，再增加一個號就又回到0，然後重復使用這些號碼。因此，在所發送的分組中，必須能夠區分開哪些是新發送的，哪些是重傳的。對於簡單鏈路上傳送的幀，如採用停止等待協議，只要用1位編號即可，也就是發送完0號幀，收到確認後，再發送1號幀，收到確認後，再發送0號幀。但是在運輸層，這種編號方法有時並不能保證可靠傳輸。
第三，超時計時器設置的重傳時間應當比數據在分組傳輸的平均往返時間更長一些。圖5-9(b)中的一段虛線表示如果M正確到達B同時A也正確收到確認的過程。可見重傳時間應設定為比平均往返時間更長一些。顯然，如果重傳時間設定得很長，那麼通信的效率就會很低。但如果重傳時間設定得太短，以致產生不必要的重傳，就浪費了網路資源。然而，在運輸層重傳時間的准確設定是非常復雜的，這是因為已發送出的分組到底會經過哪些網路，以及這些網路將會產生多大的時延（這取決於這些網路當時的擁塞情況），這些都是不確定因素。圖5-9中把往返時間當作固定的（這並不符合網路的實際情況），只是為了講述原理的方便，關於重傳時間應如何選擇， 選擇確認SACK 。
圖5-10(b)說明的是另一種情況，B所發送的對M1的確認丟失了。A在設定的超時重傳時間內沒有收到確認，並無法知道是自己發送的分組出鋁、丟失，或者是B發送的確認丟失了。因此A在超時計時器到期後就要重傳M1,現在應注意B的動作，假定B又收到了重傳的分組M1。這時應採取兩個行動。第一，丟棄這個重復的分組M1,不向上層交付；第二，向A發送確認，不能認為已經發送過確認就不再發送，因為A之所以重傳M1就表示A沒有收到對M,的確認。
圖5-10(b)也是一種可能出現的情況。傳輸過程中沒有出現差錯，但B對分組M1的確認遲到了。A會收到重復的確認。對重復的確認的處理很簡單：收下後就丟棄。B仍然會收到重復的M1,並且同樣要丟棄重復的M1,並重傳確認分組。
通常A最終總是可以收到對所有發出的分組的確認。如果A不斷重傳分組但總是收不到確認，就說明通信線路太差，不能進行通信。
使用上述的確認和重傳機制，我們就可以在不可靠的傳輸網路上實現可靠的通信。
這種可靠傳輸協議常稱為 自動重傳請求ARQ (Automatic Repeat reQuest)。意思是重傳的請求是自動進行的。接收方不需要請求發送方重傳某個出錯的分組。
停止等待協議的優點是簡單，但缺點是信道利用率太低。我們可以用圖5-11來說明這個問題。為簡單起見，假定在A和B之間有一條直通的信道來傳送分組。
假定A發送分組需要的時間是TD。顯然，TD等於分組長度除以數據率。再假定分組正確到達B後，B處理分組的時間可以忽略不計，同時立即發回確認。假定B發送 確認分組需要時間TA 。如果A處理確認分組的時間也可以忽略不計，那麼A在經過時間(TD+RTT+TA)後就可以再發送下一個分組，這里的RTT是往返時間。因為僅僅是在時間TD內才用來傳送有用的數據（包括分組的首部），因此信道的利用率U可用下式計算： U=TD/TD +RTT+TA (5-3)
請注意，更細致的計算還可以在上式分子的時間TD內扣除傳送控制信息（如首部）所花費的時間。但在進行粗略計算時，用近似的式(5-3)就可以了。
我們知道，(5-3)式中的往返時間RTT取決於所使用的信道。例如，假定1200km的信道的往返時間RTT=20ms。分組長度是1200bit,發送速率是1Mbit/s。若忽略處理時間和TA(TA一般都遠小於TD)， TD=1200/1*10^6 ，信道的利用率U=5.66%。但若把發送速率提高到10Mbit/s,則U=5.96×10^(-4)。信道在絕大多數時間內都是空閑的。
從圖5-11還可看出，當往返時間RTT遠大於分組發送時間TD時，信道的利用率就會非常低。還應注意的是，圖5-11並沒有考慮出現差錯後的分組重傳。若出現重傳，則對傳送有用的數據信息來說，信道的利用率就還要降低。
為了提高傳輸效率，發送方可以不使用低效率的停止等待協議，而是採用流水線傳輸(如圖5-12所示)。流水線傳輸就是發送方可連續發送多個分組，不必每發完一個分組就停頓下來等待對方的確認。這樣可使信道上一真有數據不間斷地在傳送。顯然，這種傳輸方式可以獲得很高的信道利用率。