在7.4.1节介绍的协议都假定数据帧沿着一个方向传输，但事实上大多数的通信都是双向的。当双方都有数据发送时，将确认序号携带在数据帧中传输可以减少开销，这称为捎带应答（Piggybacking）。捎带应答带来的一个问题是：当需要发送确认时没有要发送的数据帧怎么办？这可以让确认信息推迟一点时间再发送，如果仍然没有数据帧要发送，再用一个单独的帧进行确认。本节及后面两节将要介绍的三个协议都是用于双向数据传输的协议，且都属于滑动窗口协议，但它们的效率、复杂度及对内存的需求都不同。
1位滑动窗口协议使用"停-等"方式，所以只需要1比特长的帧序号。由于支持双向传输，所以每个协议实体需要同时完成发送和接收两个功能，过程如下。
（1）初始化发送序号和期待接收的帧序号：next_frame_to_send = 0，frame_expected = 0（next_frame_to_send指明发送方正在发送的哪一帧，而frame_expected则指明了接收方正在等待的哪一帧，在1位滑动窗口协议中，这两个值只能是"0"或者"1"）；
（2）从网络层接收一个分组，放入缓冲区；
（3）从缓冲区中取出分组构造一个帧，它又分为以下三个小步骤。
将缓冲区中的分组拷入帧的信息域；
将next_frame_to_send拷入发送序号域；
将1- frame_expected（第一个期待的帧）拷入确认序号域。
（4）对最近收到的帧确认。
（5）将帧传给物理层，同时启动相关的计时器；
（6）等待事件发生（帧到达，收到坏帧，超时）；
（7）如果发生的事件为帧到达，则从物理层接收一个帧，首先检查帧的seq域，若正是期待接收的帧（seq = frame_expected），则将帧中携带的分组交给网络层，frame_expected加1；然后检查帧的ack域，若正是等待确认的帧（ack = next_frame_to_send），终止相关的计时器，从网络层接收一个新的分组放入缓冲区，next_frame_to_send加1，继续执行下一步。如果发生的是其他事件（收到坏帧，超时），则也继续进行下一步。
（8）用缓冲区中的数据分组、next_frame_to_send和1- frame_expected构造一个帧，传给物理层，同时也启动计时器，返回到步骤（6）。以后就重复继续执行这样的循环。
在这种1位滑动窗口协议中，在正常情况下，发送方和接收方是交替发送的；但当发送方和接收方同时向对方发送或超时设置得太短时，会造成不必要的重发，但协议也能够正常运行。
（ii） GO-BACK-N协议的窗口机制
在前面已介绍了GO-BACK-N协议，在此继续介绍这一协议中的窗口机制。
直到现在，我们一直假定信号的传播延迟可以忽略不计，但事实上有些时候是不能忽略的，比如在卫星信道上，如果信道的数据速率为b bit/s，帧的长度为l bit，信号的来回延迟为R秒，则线路的效率为l/（l+bR）。如果我们在等待确认的时候多发送一些帧，就可以提高线路的效率，这事实上允许发送窗口包含多个未被确认的帧，这种技术称为"管道化"（Pipelining）。当信号传播延迟远大于帧的传输时间时，适合采用这个技术。
当管道化技术建立在不可靠的信道上时会有一些问题。比如，如果位于帧流中的某个帧丢失或损坏了，另外在发送进程发现出错前，大量的后继帧会到达接收方；也可能当一个坏帧到达接收方时，显然会被接收方丢弃，这些又如何处理呢？
有两种基本的方法来处理以上问题：（1）称之为"GO-BACK-N"协议，接收进程丢弃所有的后继帧，并且不通知发送进程。该策略对应接收窗口为1的情况，即只能按顺序接收帧，当发送进程超时后，必须按顺序重传所有未被确认的帧。如果错误率高的话，这种方法会浪费很多带宽，但对内存需求不大。（2）称之为"选择重传"（对应接收窗口大于1的情况），只要是落入接收窗口且校验正确的帧，都要接收下来放到缓冲区里，这样当发送进程意识到某个帧出错时，只是重传此帧而不是所有的后继帧。选择重传通常使用NAK对校验出错或疑为丢失的帧进行确认，以便发送进程尽快重传该帧。如果第二次重传成功，接收方的数据链路层中会有许多按顺序排列的正确帧，这些帧可以一起交给网络层，并只对最高序号的帧进行确认。当窗口很大时，这种方法需要大量的数据链路层内存，但它不浪费带宽。
GO-BACK-N的过程如下。
（1）初始化。
开网络层允许；
ack_expected = 0（此时处于发送窗口的下沿）；
next_frame_to_send = 0，frame_expected = 0（初始化正在发送的帧和期待的帧序号）；
nbuffered = 0（进行发送窗口大小初始化）；
（2）等待事件发生（网络层准备好，帧到达，收到坏帧，超时）。
（3）如果事件为网络层准备好，则执行以下步骤。
从网络层接收一个分组，放入相应的缓冲区；
发送窗口大小加1；
使用缓冲区中的数据分组、next_frame_to_send和frame_expected构造帧，继续发送；
next_frame_to_send加1；
跳转（7）；
（4）如果事件为帧到达，则从物理层接收一个帧，则执行以下步骤。
首先检查帧的seq域，若正是期待接收的帧（seq = frame_expected），将帧中携带的分组交给网络层，frame_expected加1；
然后检查帧的ack域，若ack落于发送窗口内，表明该序号及其之前所有序号的帧均已正确收到，因此终止这些帧的计时器，修改发送窗口大小及发送窗口下沿值将这些帧去掉，继续执行步骤（7）；
（5）如果事件是收到坏帧，继续执行步骤（7）。
（6）如果事件是超时，即：next_frame_to_send = ack_expected，从发生超时的帧开始重发发送窗口内的所有帧，然后继续执行步骤（7）。
（7）若发送窗口大小小于所允许的最大值（MAX-SEQ），则可继续向网络层发送，否则则暂停继续向网络层发送，同时返回互步骤（2）等待。
注：在这个协议中有一个问题，没有考虑到当某个方向上没有数据要发送时，要对收到的帧进行单独确认。在收到期待的帧后应该启动一个ACK超时计时器，当发生超时事件时，判断哪个计时器超时，若是ACK计时器超时，应该单独发送一个确认帧。而当发送了一个数据包时，应将被捎带确认的帧的ACK计时器终止。另外，在使用GO-BACK-N协议时，发送窗口的大小不能超过2n-1。
（iii） 选择性重传协议的窗口机制
同样，在前面我们已介绍了选择性重传协议，在此继续介绍这一协议中的窗口机制。
在该协议中，发送方的窗口大小从0开始增长到某个预定的最大值，而接收方的窗口总是保持固定大小的，并等于该最大值。接收窗口内的每个序号都有一个缓冲区，并有一位指示缓冲区是空还是满。当一个帧到达时，只要其序号落在接收窗口内，且此前并未收到过（相应缓冲区为空），就接收此帧，并存于相应的缓冲区中；仅当序号比它小的所有帧都已递交给了网络层，此帧才会被提交给网络层。使用选择重发协议，发送窗口也不能大于2n-1。
具体的选择重发过程可以描述如下：
（1）初始化：类似GO-BACK-N的初始化，但增加了与接收窗口相关的内容，如设定接收窗口的大小、清空缓冲区满标志等。
（2）等待事件发生（帧到达，收到坏帧，数据帧超时，网络层准备好，ACK超时）。
（3）如果发生的事件为网络层准备好，则从网络层接收一个分组，组帧发送，修改相关参数，与GO-BACK-N的处理方法相同，继续执行步骤（6）。
（4）如果事件为帧到达，则从物理层接收一个帧，若为数据帧，且不是期待接收、未发送过NAK（不应答）的帧，则发送一个NAK帧，要求重发指定序号的帧（Frame_expected）；否则启动ACK计时器；若收到的帧落在接收窗口内，且此前未收到过，则放入相应缓冲区并设置缓冲区满标志；若接收窗口下沿帧已经到达，则从该帧开始将连续的若干个帧交给网络层，并修改相应参数（缓冲区满标志，接收窗口范围），启动ACK计时器。
若为NAK帧，且请求重发的帧落在当前的发送窗口内，则重发这个帧。若从发送窗口下沿开始连续的若干个帧已被确认，则终止这些帧的计时器，修改发送窗口大小及发送窗口下沿值将这些帧去掉；继续执行下一步。
（5）如果发生的事件为收到坏帧，则在尚未发送过NAK时，发送一个NAK，继续执行步骤（6）；如果发生的事件为超时（数据帧超时），重发超时的帧，也继续执行步骤（6）；如果事件为ACK超时，为指定的帧发送单独的确认帧，同样继续执行步骤（6）。
（6）若发送窗口大小小于所允许的最大值（NR_BUFS），则允许继续向网络层发送帧，否则暂停向网络层继续发送帧，返回到步骤（2），继续等待