슬라이딩 윈도우 알고리즘 (r1)

슬라이딩 윈도우 알고리즘의 핵심은 송신자가 확인 응답을 기다리지 않고 전송할 수 있는 데이터의 범위, 즉 윈도우를 정의하고 이를 이동시키는 데 있다. 윈도우는 시퀀스 번호로 식별되는 프레임 또는 세그먼트의 연속된 집합으로 표현된다. 윈도우 내에 있는 모든 데이터는 확인 응답 없이 한꺼번에 전송될 수 있으며, 이는 정지-대기 프로토콜의 비효율성을 극복하는 기반이 된다.

윈도우의 크기는 네트워크와 수신자의 처리 능력을 반영한다. 크기가 너무 작으면 대역폭을 충분히 활용하지 못하고, 너무 크면 수신자의 버퍼를 넘치게 하거나 네트워크에 과부하를 줄 수 있다. 윈도우는 수신자로부터 긍정 확인 응답을 받은 데이터에 따라 앞으로 이동한다. 예를 들어, 윈도우 크기가 4이고 시퀀스 번호 0, 1, 2, 3의 데이터를 전송했다면, 수신자가 시퀀스 번호 0에 대한 확인 응답을 보내면 윈도우는 한 칸 이동하여 이제 시퀀스 번호 1, 2, 3, 4의 데이터를 전송할 수 있게 된다.

윈도우의 상태는 일반적으로 세 부분으로 나뉜다.

윈도우의 이동은 수신자의 확인 응답에 의해 주도된다. 누적 확인 응답 방식을 사용하는 TCP에서는 특정 시퀀스 번호까지의 모든 데이터가 올바르게 수신되었음을 알리는 ACK를 받으면, 윈도우의 시작 위치가 해당 번호 다음으로 이동한다. 이 과정에서 윈도우의 크기는 네트워크 상태에 따라 동적으로 조정될 수 있으며, 이를 통해 흐름 제어와 혼잡 제어가 동시에 이루어진다.

각 데이터 프레임이나 세그먼트에는 고유한 시퀀스 번호가 할당됩니다. 이 번호는 데이터의 순서를 식별하고, 중복 수신이나 손실을 감지하는 데 사용됩니다. 송신자는 윈도우 내의 프레임을 전송하고, 수신자는 이를 성공적으로 수신하면 확인 응답(ACK)을 보내어 다음에 기대하는 시퀀스 번호를 알립니다.

확인 응답은 누적 방식으로 동작할 수 있습니다. 예를 들어, 수신자가 시퀀스 번호 N에 대한 ACK를 보내면, 이는 N번까지의 모든 데이터가 정상적으로 수신되었음을 의미합니다[1]. 일부 프로토콜에서는 선택적 확인응답(SACK)을 사용하여 특정 구간의 수신 성공을 개별적으로 보고하기도 합니다.

시퀀스 번호 공간은 유한하므로 순환 구조를 가집니다. 따라서 윈도우 크기는 시퀀스 번호 공간의 크기보다 작거나 같아야 합니다. 그렇지 않으면 서로 다른 두 프레임이 동일한 시퀀스 번호를 가져 구별할 수 없는 상황이 발생할 수 있습니다.

이 메커니즘을 통해 송신자는 수신자의 상태를 파악하고, 확인 응답을 받은 프레임은 송신 윈도우에서 제외하여 새로운 프레임의 전송 공간을 확보합니다.

TCP는 전송 계층에서 신뢰성 있는 연결 지향형 통신을 제공하기 위해 슬라이딩 윈도우 알고리즘을 핵심 메커니즘으로 사용한다. TCP의 슬라이딩 윈도우는 흐름 제어와 혼잡 제어라는 두 가지 주요 목적을 동시에 수행한다. 흐름 제어는 수신자의 처리 능력을 초과하지 않도록 데이터 전송 속도를 조절하는 반면, 혼잡 제어는 네트워크의 혼잡을 방지하고 대역폭을 효율적으로 활용하는 데 중점을 둔다.

TCP 연결에서 각 측은 자신의 송신 윈도우와 수신 윈도우를 유지 관리한다. 송신 윈도우의 크기는 수신자가 통지한 수신 윈도우 크기와 송신자가 추정한 혼잡 윈도우 크기 중 더 작은 값에 의해 결정된다[3]. 윈도우 내의 데이터는 시퀀스 번호로 식별되며, 수신자는 연속적으로 올바르게 수신된 데이터에 대해 확인 응답을 보낸다. 확인 응답이 도착함에 따라 윈도우는 앞으로 "슬라이드"하여 새로운 데이터의 전송을 허용한다.

TCP의 슬라이딩 윈도우 구현은 누적 확인 응답 방식을 사용한다. 이는 특정 시퀀스 번호까지의 모든 데이터가 정상 수신되었음을 암시적으로 확인하는 방식이다. 예를 들어, 수신자가 시퀀스 번호 500에 대한 ACK를 보내면, 번호 500 미만의 모든 데이터가 성공적으로 전달되었음을 의미한다. 이를 통해 단일 확인 응답으로 여러 패킷의 수신을 확인할 수 있어 네트워크 오버헤드를 줄인다. 또한, 지연된 확인 응답 및 선택적 확인 응답과 같은 최적화 기법을 함께 사용하여 성능을 향상시킨다.

HDLC(High-Level Data Link Control)는 ISO(국제표준화기구)에서 표준화한 비트 지향적 데이터 링크 계층 프로토콜이다. 이 프로토콜은 슬라이딩 윈도우 기법을 핵심 메커니즘으로 채택하여 신뢰성 있는 전이중 통신을 제공한다. HDLC의 프레임 구조는 플래그, 주소, 제어, 정보, FCS(프레임 검사 시퀀스) 필드로 구성되며, 제어 필드에서 시퀀스 번호와 확인 응답 번호를 관리하여 슬라이딩 윈도우 동작을 제어한다.

HDLC는 여러 동작 모드를 지원하는데, 주로 비균형 응답 모드(NRM)와 비동기 균형 모드(ABM)에서 슬라이딩 윈도우가 활용된다. 특히 ABM 모드는 피어 투 피어 통신에 적합하며, 각 스테이션이 동등한 지위에서 데이터 전송과 관리를 수행한다. HDLC의 슬라이딩 윈도우 구현은 Go-Back-N ARQ 방식을 기본으로 하여 오류 제어를 수행한다.

HDLC를 기반으로 한 여러 프로토콜이 발전했다. 대표적인 예는 다음과 같다.

이러한 프로토콜들은 HDLC의 기본 프레임 구조와 슬라이딩 윈도우 원리를 공유하면서도, 특정 네트워크 환경(예: 광역망, 신호 채널, 지역망, 점대점 링크)에 맞게 기능을 확장하거나 간소화했다. 이들은 신뢰적인 데이터 전달을 보장하기 위해 윈도우 크기를 관리하고, 확인 응답(ACK) 및 부정 확인 응답(NAK)을 교환하며, 프레임 손실이나 오류 발생 시 재전송을 수행하는 공통된 메커니즘을 가진다.

수신자 기반 제어는 슬라이딩 윈도우 알고리즘을 활용한 흐름 제어 방식 중 하나로, 데이터 수신 측이 송신 측의 데이터 전송 속도를 직접 제어하는 메커니즘이다. 이 방식의 핵심은 수신자가 자신의 현재 처리 능력과 버퍼 여유 공간에 기반하여 송신자에게 허용 가능한 윈도우 크기를 지속적으로 알려주는 것이다. 수신자는 확인 응답 패킷에 포함된 수신 윈도우 필드를 통해 "더 많은 데이터를 받을 수 있다" 또는 "전송을 일시 중지하라"는 신호를 보낸다.

구체적인 동작 과정은 다음과 같다. 송신자는 수신자로부터 받은 최신 수신 윈도우 크기 값을 기준으로 자신의 송신 윈도우를 설정한다. 이 값은 수신자의 애플리케이션이 데이터를 소비하는 속도와 수신 측 운영체제의 버퍼 여유량에 따라 동적으로 변한다. 예를 들어, 수신자 버퍼가 가득 차면 수신 윈도우 크기는 0이 되고, 송신자는 이를 확인하면 새로운 데이터 전송을 중단한다. 이후 수신자가 데이터를 처리해 버퍼 공간이 생기면, 다음 확인 응답에 새로운 윈도우 크기를 담아 보내 송신자의 전송을 재개하게 한다.

이 방식은 송신자 기반 제어보다 효율적이다. 송신자가 수신자의 상태를 추측하지 않고 명시적인 피드백을 받아 행동하므로, 불필요한 패킷 손실이나 네트워크 혼잡을 초래할 위험이 줄어든다. 특히 TCP 프로토콜에서 이 방식을 사용하며, TCP 헤더의 'Window' 필드가 바로 수신 윈도우의 크기를 바이트 단위로 전달하는 역할을 한다[4]. 수신 윈도우 크기는 혼잡 윈도우 크기와 함께 송신 측의 실제 전송량을 결정하는 주요 요소가 된다.

수신자 기반 제어는 End-to-End 원리를 잘 반영한다. 최종 데이터 소비자의 처리 능력을 송신 출발지에 직접 전달함으로써, 네트워크 중간 노드의 상태만으로는 파악하기 어려운 진정한 수신 부하를 관리할 수 있다. 이는 혼잡 제어가 네트워크의 포화 상태를 관리하는 것과 구별되며, 두 메커니즘이 협력하여 전체 시스템의 효율성을 높인다.

혼잡 제어는 네트워크의 전반적인 부하를 관리하여 패킷 손실과 과도한 지연을 방지하는 메커니즘이다. 이는 슬라이딩 윈도우를 통한 흐름 제어와 밀접하게 연동되어 작동하지만, 그 목표와 작동 수준이 다르다. 흐름 제어가 수신자의 처리 능력에 맞춰 송신 속도를 조절하는 수신자 중심의 기법이라면, 혼잡 제어는 네트워크 경로 상의 라우터나 링크의 포화 상태를 감지하고 이를 완화하는 네트워크 중심의 기법이다.

TCP 프로토콜에서는 슬라이딩 윈도우 크기가 두 가지 요소에 의해 동적으로 결정된다. 하나는 수신자가 알려주는 수신 윈도우 크기이고, 다른 하나는 송신자가 네트워크 상태를 추정하여 계산하는 혼잡 윈도우 크기이다. 최종적인 송신 윈도우 크기는 이 두 값 중 더 작은 값을 사용한다. 이는 수신자의 버퍼 용량과 네트워크의 수용 능력 모두를 초과하지 않도록 이중으로 보장하는 역할을 한다. 혼잡 윈도우는 패킷 손실(타임아웃 또는 중복 ACK 수신)을 혼잡 발생의 주요 신호로 간주하고, 그 크기를 급격히 줄인 후 점진적으로 회복시키는 알고리즘(예: TCP Reno, TCP Cubic)에 의해 관리된다.

따라서 슬라이딩 윈도우는 혼잡 제어를 구현하는 핵심적인 프레임워크를 제공한다. 윈도우 크기라는 하나의 변수를 통해, 네트워크의 혼잡 상태에 따른 전송률 조절을 효과적으로 수행할 수 있다. 이 둘의 협력 관계는 효율적이고 공정한 네트워크 자원 활용의 기초가 된다.

Go-Back-N ARQ는 슬라이딩 윈도우 알고리즘을 기반으로 하는 오류 제어 방식 중 하나이다. 이 방식은 송신자가 윈도우 크기만큼의 프레임을 확인 응답 없이 연속적으로 전송할 수 있도록 허용하지만, 오류가 발생한 프레임 이후의 모든 프레임을 재전송한다는 특징을 가진다.

동작 원리는 다음과 같다. 송신자는 시퀀스 번호를 가진 프레임을 윈도우 크기(N)만큼 전송한다. 수신자는 오류 없이 순서대로 도착한 프레임에 대해 확인 응답(ACK)을 보낸다. 만약 수신자가 예상치 못한 시퀀스 번호의 프레임(즉, 순서가 틀리거나 오류가 있는 프레임)을 받으면, 마지막으로 올바르게 수신된 프레임에 대한 ACK을 반복적으로 보낸다. 송신자는 특정 프레임에 대한 ACK을 받지 못하거나, 중복된 ACK을 일정 횟수 받으면, 해당 프레임부터 윈도우 내의 모든 후속 프레임을 다시 전송한다. 이때 "Go-Back-N"이라는 이름은 오류 발생 지점(N번째 프레임)으로 돌아가서 다시 전송한다는 의미에서 유래한다.

이 방식은 전송 효율성과 구현 복잡도 사이의 절충안이다. 대역폭과 지연 시간이 크지 않은 환경에서는 효과적이지만, 오류가 빈번한 환경에서는 성능이 저하된다. 이후 등장한 Selective Repeat ARQ는 이러한 비효율성을 개선하기 위해 오류난 프레임만 선택적으로 재전송하는 방식을 채택했다.

Selective Repeat ARQ는 Go-Back-N ARQ와 함께 슬라이딩 윈도우 기반의 주요 오류 제어 방식 중 하나이다. 이 방식은 전송 중 오류가 발생한 프레임만을 선택적으로 재전송한다는 특징을 가진다. 수신 측은 올바르게 수신된 프레임들을 순서에 관계없이 일시적으로 버퍼에 저장하고, 누락되거나 오류가 발생한 특정 프레임의 재전송만을 요청한다. 모든 후속 프레임을 폐기하고 재전송하는 Go-Back-N 방식에 비해 대역폭 활용 효율이 높지만, 구현 복잡도가 증가한다.

수신 측과 송신 측 모두 최대 윈도우 크기 N의 버퍼를 유지해야 한다. 수신 측은 시퀀스 번호가 순서대로 도착하지 않아도, 윈도우 범위 내의 정상 프레임은 모두 수락하여 버퍼링한다. 오류가 감지된 특정 프레임에 대해서는 NAK(Negative Acknowledgement) 패킷을 보내 재전송을 요청한다. 송신 측은 오류 프레임에 대한 NAK를 받거나 해당 프레임의 타이머가 만료되면, 그 특정 프레임만을 재전송한다. 모든 누적된 프레임이 순서대로 도착하면, 수신 측은 연속된 시퀀스 번호를 가진 프레임들을 상위 계층으로 전달하고 윈도우를 이동시킨다.

Selective Repeat의 성능은 윈도우 크기 설정에 크게 의존한다. 일반적으로 시퀀스 번호 공간이 2N보다 크거나 같아야 순서 번호의 혼동을 방지할 수 있다[6]. 이 방식은 지연 시간이 길거나 대역폭과 지연 곱이 큰 네트워크 환경에서 유리하다. 오류율이 높을수록 Go-Back-N 대비 처리량 우위가 두드러지지만, 개별 프레임에 대한 타이머 관리와 버퍼링으로 인한 메모리 오버헤드가 발생한다.

따라서 Selective Repeat ARQ는 신뢰성 있는 데이터 전송이 요구되면서도 효율성을 중시하는 전송 계층 프로토콜이나 무선 통신 환경 등에 적용 원리로 활용된다.

윈도우 크기 조정은 슬라이딩 윈도우 알고리즘의 성능을 최적화하기 위한 핵심 메커니즘이다. 네트워크의 상태, 즉 대역폭, 지연 시간, 혼잡 정도에 따라 동적으로 송신 윈도우의 크기를 늘리거나 줄이는 과정을 의미한다. 고정된 윈도우 크기는 네트워크 자원을 효율적으로 활용하지 못하거나, 반대로 오버플로를 일으킬 수 있으므로, 적응형 조정이 필수적이다.

조정은 주로 두 가지 목표를 위해 이루어진다. 첫째는 흐름 제어로, 수신자의 처리 능력을 초과하지 않도록 윈도우 크기를 제한하여 버퍼 오버런을 방지한다. 둘째는 혼잡 제어로, 네트워크 경로상의 병목 현상을 감지하고 윈도우 크기를 줄여 패킷 손실을 최소화한다. TCP에서는 혼잡 윈도우라는 개념을 도입하여 이 두 가지 목적을 함께 관리한다.

구체적인 조정 알고리즘은 프로토콜에 따라 다르다. 대표적인 예로 TCP의 혼잡 회피 알고리즘은 AIMD 방식을 사용한다. 네트워크가 정상적일 때는 윈도우 크기를 점진적으로 증가시키다가(혼잡 윈도우 크기를 1 MSS씩 선형 증가), 패킷 손실 등의 혼잡 신호를 감지하면 윈도우 크기를 급격히 줄인다(보통 절반으로 감소). 또한, 고속 네트워크 환경을 위한 TCP BBR과 같은 최신 알고리즘은 대역폭과 지연 시간을 직접 측정하여 윈도우 크기를 조정한다.

효과적인 윈도우 크기 조정의 결과는 처리량과 지연 시간에 직접적으로 반영된다. 이상적인 윈도우 크기는 대역폭 지연 곱에 해당하며, 이 크기를 유지할 때 네트워크 파이프라인이 꽉 차 있어 최대 처리량을 달성할 수 있다. 너무 작은 윈도우는 대역폭을 제대로 활용하지 못하게 하고, 너무 큰 윈도우는 과도한 큐잉 지연과 패킷 손실을 초래한다.

지연 시간은 데이터 패킷이 송신자에서 수신자까지 이동하고 확인 응답이 돌아오기까지 걸리는 총 시간을 의미한다. 이는 전파 지연, 전송 지연, 처리 지연, 큐잉 지연 등의 요소로 구성된다. 긴 지연 시간은 슬라이딩 윈도우 알고리즘의 성능에 직접적인 영향을 미친다. 특히, 대역폭-지연 곱은 네트워크 경로의 데이터 운반 능력을 나타내는 핵심 지표로, 이 값이 클수록 채워질 수 있는 데이터 양이 많아지며, 이를 효율적으로 활용하기 위해 윈도우 크기를 적절히 설정해야 한다.

처리량은 단위 시간당 성공적으로 전달된 데이터의 양을 측정한다. 슬라이딩 윈도우 알고리즘에서 처리량은 윈도우 크기와 지연 시간에 의해 결정된다. 이상적인 조건에서 최대 처리량은 윈도우 크기를 지연 시간 동안 전송할 수 있는 데이터 양(대역폭-지연 곱) 이상으로 설정했을 때 달성된다. 윈도우 크기가 너무 작으면 송신자가 확인 응답을 기다리는 유휴 시간이 길어져 대역폭을 제대로 활용하지 못하고 처리량이 저하된다.

지연 시간과 처리량의 관계는 다음 표를 통해 요약할 수 있다.

따라서 성능 최적화를 위해서는 네트워크의 현재 왕복 지연 시간과 대역폭을 추정하여 윈도우 크기를 동적으로 조정하는 메커니즘이 필수적이다. TCP의 혼잡 제어 알고리즘은 이러한 조정을 수행하는 대표적인 사례이다.

슬라이딩 윈도우 알고리즘은 데이터 링크 계층에서 신뢰성 있는 데이터 전송을 보장하기 위한 핵심 메커니즘으로 널리 사용된다. 이 계층은 물리적인 링크를 통해 직접 연결된 두 노드 사이의 프레임 전송을 책임지며, 흐름 제어와 오류 제어를 결합하여 효율성을 높인다. 특히 HDLC 및 PPP와 같은 프로토콜에서 기본적인 오류 복구 방식으로 채택되었다.

주요 동작 방식은 Go-Back-N ARQ와 Selective Repeat ARQ로 구분된다. Go-Back-N 방식은 오류가 발생한 프레임 이후의 모든 프레임을 재전송하는 반면, Selective Repeat 방식은 오류가 발생한 특정 프레임만 선택적으로 재전송한다. 후자는 수신 측에 더 큰 버퍼가 필요하지만, 대역폭 활용도가 더 높다는 장점이 있다. 두 방식 모두 송신 윈도우와 수신 윈도우를 사용하여 전송 가능한 최대 프레임 수를 제한한다.

데이터 링크 계층에서의 슬라이딩 윈도우 구현은 하드웨어에 가까운 낮은 수준에서 이루어지기 때문에, 효율적인 버퍼 관리와 타이머 처리가 매우 중요하다. 또한 전이중 통신과 반이중 통신에 따라 윈도우 관리 방식에 차이가 있을 수 있다. 이 기법은 링크의 대역폭과 지연 시간을 고려하여 윈도우 크기를 조정함으로써, 송신자가 수신자의 처리 능력을 초과하는 데이터를 보내는 것을 방지한다.

전송 계층에서 슬라이딩 윈도우 알고리즘은 TCP와 같은 프로토콜의 핵심 메커니즘으로 작동하여 신뢰성 있는 데이터 전송과 효율성을 동시에 보장한다. 이 계층에서의 주요 역할은 호스트 간 종단 간 통신에서 패킷의 순서화, 오류 제어, 흐름 제어, 그리고 혼잡 제어를 통합적으로 관리하는 것이다. 특히 TCP는 슬라이딩 윈도우를 기반으로 한 확인응답 및 재전송 정책을 통해 네트워크의 상태 변화에 적응적으로 대응한다.

TCP 슬라이딩 윈도우는 송신자와 수신자 각각이 유지하는 버퍼 공간을 기반으로 구성된다. 송신 측의 송신 윈도우 크기는 수신자의 공지 윈도우와 혼잡 윈도우 중 더 작은 값에 의해 결정되며, 이는 수신자의 처리 능력과 네트워크의 혼잡 상태를 모두 반영한다. 수신 측은 누적 확인응답을 사용하여 연속적으로 수신된 데이터의 최종 시퀀스 번호를 알림으로써 효율성을 높인다.

이러한 메커니즘은 전송 계층이 패킷 손실, 지연, 중복 등의 문제를 해결하면서도 대역폭을 효율적으로 활용할 수 있게 한다. 또한 혼잡 제어 알고리즘과 긴밀하게 연동되어 네트워크 혼잡을 감지하고 윈도우 크기를 동적으로 조절함으로써 전체 시스템의 안정성을 유지한다.

슬라이딩 윈도우 알고리즘의 구현에서 버퍼 관리는 송신측과 수신측의 데이터 버퍼를 효율적으로 운영하는 핵심 요소이다. 이는 제한된 메모리 자원 내에서 윈도우 크기만큼의 데이터를 보관하고 순서를 유지하며, 수신된 데이터를 상위 계층에 전달하는 역할을 담당한다.

송신측 버퍼는 아직 확인 응답을 받지 못한 모든 세그먼트를 보관한다. 윈도우가 슬라이딩되면 확인 응답을 받은 데이터는 버퍼에서 해제되고, 새로운 데이터를 위한 공간이 확보된다. 수신측 버퍼는 시퀀스 번호 순서와 무관하게 도착한 데이터를 임시 저장하는 데 사용된다. Selective Repeat ARQ 방식을 사용할 경우, 순서가 맞지 않는 데이터도 버퍼에 보관했다가 누락된 데이터가 도착하면 전체 순서를 맞춰 상위 계층에 전달한다. 버퍼 크기는 최대 윈도우 크기 이상으로 설계되어야 윈도우가 꽉 찼을 때도 데이터를 수용할 수 있다.

효율적인 버퍼 관리는 흐름 제어와 직접적으로 연관된다. 수신측은 수신 윈도우 크기를 ACK 패킷에 실어 알리며, 이는 수신측의 현재 버퍼 여유 공간을 반영한다. 버퍼가 가득 차면 수신 윈도우 크기는 0이 되어 송신을 일시 중지시킨다. 구현 시 고려사항은 다음과 같다.

버퍼 관리의 성능은 전체 프로토콜의 처리량과 지연 시간에 큰 영향을 미친다. 버퍼가 부족하면 윈도우 크기를 최대로 활용할 수 없어 대역폭을 낭비하고, 버퍼 관리 로직이 비효율적이면 CPU 사용률이 증가하여 시스템 성능을 저하시킨다.

슬라이딩 윈도우 알고리즘의 신뢰성 있는 동작을 보장하기 위해서는 각 데이터그램 또는 세그먼트의 전송 상태를 추적하고, 손실이나 지연에 대응하기 위한 타이머와 상태 관리 메커니즘이 필수적이다.

각 전송된 프레임은 일반적으로 별도의 재전송 타이머와 연결된다. Go-Back-N ARQ 방식에서는 송신 윈도우의 첫 번째 프레임에 대해 단일 타이머를 사용하는 경우가 많다. 반면, Selective Repeat ARQ 방식에서는 윈도우 내의 모든 미확인 프레임에 대해 개별 타이머를 관리하여 손실된 특정 프레임만 선택적으로 재전송한다. 타이머의 만료 시간은 왕복 지연 시간과 수신자의 처리 시간을 고려하여 설정되며, 네트워크 상태에 따라 동적으로 조정될 수 있다.

상태 관리는 송신자와 수신자가 각각 유지하는 버퍼와 변수들을 통해 이루어진다. 주요 변수는 다음과 같다.

수신자는 연속적인 시퀀스 번호를 가진 데이터를 올바르게 수신했는지 추적하고, 순서가 맞지 않는 프레임은 버퍼에 임시 저장하거나 폐기한다. 상태 변수와 타이머는 네트워크 혼잡이나 오류 발생 시 알고리즘이 정확한 복구 동작(예: 재전송 또는 윈도우 크기 조정)을 수행할 수 있는 기반 정보를 제공한다.