较高的发送速度和较低的接收能力的不匹配，会造成传输出错，因此流量控制也是数据链路层的一项重要工作。
数据链路层的流量控制是点对点的，而传输层的流量控制是端到端的。
数据链路层流量控制手段:接收方收不下就不回复确认。（确认帧）
传输层流量控制手段:接收端给发送端一一个窗口公告。
流量控制的方法有停止-等待协议、滑动窗口协议（后退N帧协议GBN、选择重传协议SR）
1 停止-等待协议
为什么要有停止等待协议?
除了比特出差错，底层信道还会出现丢包（物理线路故障、设备故障、病毒攻击、路由信息错误等原因，会导致数据包的丢失）问题。为了实现流量控制。
研究停等协议的前提?
虽然现在常用全双工通信方式，但为了讨论问题方便，仅考虑一方发送数据(发送方)，一方接收数据(接收方)。
因为是在讨论可靠传输的原理，所以并不考虑数据是在哪一个层次上传送的。
“停止等待”就是每发送完一个分组就停止发送，等待对方确认，在收到确认后再发送下一个分组。
分为两种情况研究：
😁无差错情况
😁有差错情况（分三种情况）
——数据帧丢失或检测到帧出错
——ACK丢失
——ACK迟到
停止等待协议简单，但是信道利用率太低。
2 后退N帧协议GBN
GBN发送方必须相应的三件事
1.上层的调用
上层要发送数据时，发送方先检查发送窗口是否已满，如果未满，则产生一个帧并将其发送;如果窗口已满，发送方只需将数据返回给上层，暗示上层窗口已满。上层等一会再发送。(实际实现中， 发送方可以缓存这些数据，窗口不满时再发送帧)。
2.收到了一个ACK
GBN协议中，对n号帧的确认采用累积确认的方式，标明接收方已经收到n号帧和它之前的全部帧。
3.超时事件
协议的名字为后退N帧/回退N帧，来源于出现丢失和时延过长帧时发送方的行为。就像在停等协议中一样，定时器将再次用于恢复数据帧或确认帧的丢失。如果出现超时，发送方重传所有已发送但未被确认的帧。
GBN接收方要做的事
如果正确收到n号帧，并且按序，那么接收方为n帧发送一个ACK，并将该帧中的数据部分交付给上层。
其余情况都丢弃帧，并为最近按序接收的帧重新发送ACK。接收方无需缓存任何失序帧，只需要维护一个信息: expectedseqnum (下一个按序接收的帧序号)。
窗口长度可以无限吗?
若采用n个比特对帧编号，那么发送窗口的尺寸WT应满足: 。因为发送窗口尺寸过大，就会使得接收方无D法区别新帧和旧帧。
例：
因为GBN是累积确认，3号帧的确认代表3及3之前的都受到了，所以需要重发的帧是4、5、6、7帧，即需要重发的帧数是4，选择C
3 选择重传协议SR
SR发送方必须相应的三件事：
1.上层的调用
从上层收到数据后，SR发送方检查下一一个可用于该帧的序号，如果序号位于发送窗口内，则发送数据帧;否则就像GBN-样，要么将数据缓存，要么返回给上层之后再传输。
2.收到了一个ACK
如果收到ACK，加入该帧序号在窗口内，则SR发送方将那个被确认的帧标记为已接收。如果该帧序号是窗口的下界(最左边第一个窗口对应的序号)，则窗口向前移动到具有最小序号的未确认帧处。如果窗口移动了并且有序号在窗口内的未发送帧，则发送这些帧。
3.超时事件
每个帧都有自己的定时器，一个超时事件发生后只重传一个帧。
SR接收方要做的事
来者不拒(窗口内的帧)
SR接收方将确认一个正确接收的帧而不管其是否按序。失序的帧将被缓存，并返回给发送方一个该帧的确认帧[收谁确认谁]，直到所有帧(即序号更小的帧)皆被收到为止，这时才可以将一批帧按序交付给上层，然后向前移动滑动窗口。
如果收到了窗口序号外(小于窗口下界)的帧，就返回一个ACK。其他情况，就忽略该帧。
窗口长度可以无限吗?
对于SR，发送窗口最好等于接收窗口，
如果超过了，比如n=2时，窗口最大是2，如果窗口是3，就无法区分重传的是旧帧还是新帧（下图所示）
例题
解答：
连续ARQ协议（GBN）：发送方可以连续发送若干个数据帧，如果收到接收方的确认帧则可以继续发送。若某个帧出错，接收方只是简单地丢弃该帧及其后所有的后续帧，发送方超时后需重传该数据帧及其后续的所有数据帧。这里要注意，连续ARQ协议中，接收方一般采用累积确认的方式，即接收方对按序到达的最后一个分组发送确认；
选择ARQ协议（SR）：选择重传协议中，接收方逐个地确认正确接收的分组，不管接收到的分组是否有序，只要正确接收就发送选择ACK分组进行确认。因此选择重传协议中的ACK．分组不再具有累积确认的作用。这点要特别注意与GBN协议的区别。
0和2号帧两个都需要重传，因此本题需要重传的帧的数量num=2，选择B
