为了说明传播延迟的影响，重新考察（4.1）式。由于H、A等项相对数据帧都小得多，处理时间也很短，可以忽略不计。这样，（4.1）式可变为
式中tprop为链路上的传播延迟，或称信号传播时间。也即
利用4.1.4节对a的定义（a=tprop/t帧）则有
这就是该链路可能的最大利用率。a可被解释为用比特表示的媒质长度（C×D/V）与帧长之比。如果将帧传输时间t帧规范化为1，a就可以认为是传播时间，即信号从媒质一端传送到另一端的时间。
图4.3.1 a对效率的影响
考虑a＜1，即链路的比特长度小于帧长的情况。如图4.3.1所示，发送站在t0时刻开始发送一帧；在t0+a时刻该帧的前沿到达接收站，而发送站仍处于发送该帧的过程中；设帧的传输时间为1，则在t0+1时刻发送站完成传输；在t0+1+a时，接收站已接收到全帧并立即发出一个小小的肯定应答帧；应答帧在t0+1+2a时到达发送站。整个过程用掉的时间为1+2a，从而效率为1/（1+2a）。在a＞1时也可以得到同样的结果。
链路的一个极端例子是卫星链路，其来回行程传播时间约为270ms.通常的数字传输设施的数据的速率是56kbps，若帧的长度为4000比特，则传输时间为4000/56000=0.071s=71ms，而a=270/71=3.8，从而效率为1/（1+2×3.8）=0.12.实际上a的值可能会更大，一般在45到2160之间，这样效率可能仅为0.0002.另一个极端的例子是局域网，其a的值通常为0.01到0.1，效率的范围为0.83至0.98.(www.xing528.com)
从以上分析可见，在链路媒质的比特长度大于帧长（a＞1）的场合，若仍采用停等协议将会使效率大大降低。停等协议的实质是一次只可传递一帧，其余的时间仅仅是在等待应答，对全双工信道而言，这是十分浪费的。显见的解决办法是允许一次有多个帧处于传递之中，这样发方可以在一定条件下连续地发送，而用全双工信道的另一信道接收这些帧的应答，此时帧的顺序号也就不能再限于0和1了。
图4.3.2 连续发送
图4.3.3 窗口
允许连续发送若干个未应答的帧的协议通常称为管道协议，也可称为滑窗协议（Sliding Window Protocol）。其中窗口（Window）这一重要概念首先由加拿大Datapac网的设计者提出。所谓窗口就是一张顺序号表，表中的顺序号按模（通常为2n）连续，其中允许的未应答帧的个数（发送方）和允许连续接收暂不应答帧的个数（接收方）称为最大窗口尺寸。对应已打开的窗口，可继续扩张的一边为窗口上缘（前缘），随着应答而收缩的一边为窗口下缘（后缘），上缘与下缘之间的间隔为已打开的窗口尺寸。图4.3.3给出了一个三位顺序号23，序号取值0～7，最大窗口尺寸为4的窗口范例。
对于发送端来说，发送窗口中是已发出但尚未收到应答的帧的顺序号。有一条待发电文从主机送到CCP，便将下一个顺序号（按2n为模）赋给该帧，窗口的上缘随之加1（扩张）。收到一个应答后，窗口的下缘加1（收缩）。这样，窗口中维持的是一张未应答帧的顺序号表。接收方窗口中维持的是允许接收的帧顺序号表。发送窗口和接收窗口总是维持原始的尺寸，下缘进1，上缘必进1，从而实现对流量的控制。如接收方要限制进入的流量时，可以不维持窗口的初始大小，而有意地缩小或扩大接收窗口，籍此进行流控。滑窗作为一种通用的信息流量控制技术，不仅可用于数据链路层，也可用于网络层、传送层等其它需要进行流控的地方。需指出的是，接收窗口尺寸为1时，表示只能顺序接收。此时若发送窗口亦为1，则以此为流控的协议实质就是双工停等协议。
由于窗口中的帧在传送时可能出错或丢失，故发送方必须给所有未应答的帧提供缓冲，以备重发，而接收方则要为所接收的帧接供缓冲，以待后续处理。若窗口尺寸为n，则至少需要n个缓冲器来保存n个未应答或待处理的帧。一旦发送窗口增至其最大尺寸值，则发送方必须停止发送新帧，直至收到应答并腾出缓冲空间。有了可供连续发送的窗口，协议的效率就取决于窗口的大小和a了，这将在后面讨论。本节先介绍两种滑窗协议的差错控制方法，再介绍两种滑窗协议的例子。为了与前面讨论的四个协议统一，仍然维持前面的假设，并逐步过渡。
图4.3.4 顺序号3位、收发窗口尺寸为1的滑窗滑动图
免责声明：以上内容源自网络，版权归原作者所有，如有侵犯您的原创版权请告知，我们将尽快删除相关内容。
