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在应用层和传输层，我们已经办理了应用步伐之间的通讯标题，以及端到端的可靠通讯标题。
（“端”可以是应用步伐的实例、历程，大概是用户装备中的某个服务，端到端的通讯依赖于主机到主机的传输本领）
那在广阔的网络环境中，主机与主机又是怎么通讯的呢？
网络层就是来办理该标题的
通讯两边的主机并没有直连，它们是先交给路由器，由路由器再做“局域网”的通讯标题。
重谈TCP/IP
- IP协议的核心作用：把数据包从一主机，跨网络转发到目标主机（不关心丢包，它也不知道是否丢了）
- TCP + IP两协议的核心作用：将数据可靠的从A主机发送到B主机。 此时就办理了两通讯主机间隔变长的核心标题了，
1. IP协议
- 主机：配有 IP 地点，但是不举行路由控制的装备;
- 路由器：既配有 IP 地点，又能举行路由控制;
- 节点：主机和路由器的统称
- 4位版本：IPV4/IPV6
- 4位首部长度，4位范围是[0,15]，根本单位是4字节，那也就是[0,60]，由于报头占20字节，以是也就是[20,60]，支持40个字节的选项。（如果没有选项，4位首部长度默以为5）
- 8位服务范例：即数据报转发的战略。
- 3 位优先权字段(已经弃用)，4 位 TOS 字段，和1 位生存字段(必须置为 0)。
- 4 位 TOS 分别表现:最小延时、最大吞吐量、最高可靠性、最小本钱。这四者相互辩论，只能选择一个。对于 ssh/telnet 如许的应用步伐，最小延时比力告急；对于 ftp 如许的步伐，最大吞吐量比力告急
- 16位总长度：即该数据报的总长度，最小值为20字节（仅包罗最小的20字节IP报头）
- 32位源IP/32位目标IP：表现发送端和吸收端
- 8 位生存时间(Time To Live，TTL): 数据报到达目标地的最大报文跳数； 一样寻常是64. 每次颠末一个路由, TTL -= 1，不绝减到 0 还没到达， 那么就扬弃了. 这个字段告急是用来防止出现路由循环
- 8 位协议：表现上层协议的范例（TCP/UDP）
- 16 位头部校验和：利用 CRC 举行校验, 来辨别头部是否破坏
背面先容
2. 网段分别（重点）
2.1 根本共识
为什么要举行网段分别呢？
由于只有源IP地点、目标IP地点是不敷的。网络通讯的门路应该被计划！（被运营商计划）
IP地点 = 网络号 + 主机号
- 网络号: 包管相互毗连的两个网段具有差别的标识;
- 主机号: 同一网段内，主机之间具有雷同的网络号，但是必须有差别的主机号
网络分别的意义在于：先根据目标网络号镌汰非目标网络，到达目标网络后，再根据目标主机号举行内网转发，进步团体的查找转发服从了
- 差别的子网着实就是把网络号雷同的主机放到一起.
- 如果在子网中新增一台主机，则这台主机的网络号和这个子网的网络号划一，但是主机号必须不能和子网中的其他主机重复
- 由于路由器属于两个子网，以是它肯定要有两个IP地点。
通过公道设置主机号和网络号, 就可以包管在相互毗连的网络中, 每台主机的 IP 地点都不雷同.
那么标题来了，手动管理子网内的 IP，是一个相称贫困的事变
- 有一种技能叫做 DHCP，可以大概主动的给子网内新增主机节点分配 IP 地点，制止了手动管理 IP 的未便
- 一样寻常的路由器都带有 DHCP 功能，因此路由器也可以看做一个 DHCP 服务器。子网中主机的IP地点，都是路由器给的，它具有构建子网的本领。
那网络具体是怎么分别的呢？
已往曾经提出一种分别网络号和主机号的方案，把全部 IP 地点分为五类，如下图所示：
- A类 0.0.0.0 到 127.255.255.255
- B 类 128.0.0.0 到 191.255.255.255
- C 类 192.0.0.0 到 223.255.255.255
- D 类 224.0.0.0 到 239.255.255.255
- E 类 240.0.0.0 到 247.255.255.255
2.2 子网掩码
随着 Internet 的飞速发展，上方分别方案的范围性很快显现出来，大多数构造都申请 B 类网络地点，导致 B 类地点很快就分配完了，而 A 类却浪费了大量地点;
- 比方, 申请了一个 B 类地点，理论上一个子网内能允许 65535 千多个主机，A 类地点的子网内的主机数更多。然而现实网络架设中，不会存在一个子网内有这么多的环境，因此大量的 IP 地点都被浪费掉了
针对这种环境提出了新的分别方案, 称为 CIDR(Classless Interdomain Routing):
引入一个额外的子网掩码(subnet mask)来区分网络号和主机号;
- 子网掩码也是一个 32 位的正整数，通常用一串 “0” 来末端;
- 将 IP 地点和子网掩码举行 “按位与” 利用，得到的效果就是网络号;
- 网络号和主机号的分别与这个 IP 地点是 A 类、 B 类还是 C 类无关;
可见，IP 地点与子网掩码做与运算可以得到网络号，主机号从全 0 到全 1 就是子网的地点范围;
IP 地点和子网掩码另有一种更简便的表现方法，比方 140.252.20.68/24，表现 IP 地点为140.252.20.68，子网掩码的高 24 位是 1，也就是 255.255.255.0
特殊的 IP 地点
- 将 IP 地点中的主机地点全部设为 0, 就成为了网络号, 代表这个局域网;
- 将 IP 地点中的主机地点全部设为 1, 就成为了广播地点, 用于给同一个链路中相互毗连的全部主机发送数据包;
- 127.*的 IP 地点用于本机环回(loop back)测试,通常是 127.0.0.1
我们知道，IP 地点(IPv4)是一个 4 字节 32 位的正整数，那么一共只有 2 32 个 IP地点，大概是 43 亿左右。而 TCP/IP 协议规定，每个主机都必要有一个 IP 地点，这意味着, 一共只有 43 亿台主性能接入网络么?
现实上，由于一些特殊的 IP 地点的存在，数量远不敷43 亿；别的 IP 地点并非是按照主机台数来设置的，而是每一个网卡都必要设置一个或多个 IP 地点。
CIDR 在肯定水平上缓解了 IP 地点不敷用的标题(进步了利用率，淘汰了浪费，但是 IP地点的绝对上限并没有增长)，仍然不是很够用. 这时间有三种方式来办理:
- 动态分配 IP 地点: 只给接入网络的装备分配 IP 地点. 因此同一个 MAC 地点的装备, 每次接入互联网中, 得到的 IP地点不肯定是雷同的;
- NAT 技能(重点)：通过地点转换机制，使得利用私有IP地点的内部网络可以大概安全地访问外部网络，并办理IP地点不敷的标题（即允许差别的子网中有雷同的私有IP地点）
- IPv6: IPv6 并不是 IPv4 的简朴升级版.这是互不干系的两个协议, 相互并不兼容; IPv6 用 16 字节 128 位来表现一个 IP 地点; 但是现在 IPv6 还没有遍及;
2.3 私有 IP 和公网 IP
如果一个构造内部组建局域网，IP 地点只用于局域网内的通讯,而不直接连到 Internet 上，理论上利用恣意的 IP 地点都可以，但是 RFC 1918规定了用于组建局域网的私有 IP 地点
- 10.*，前 8 位是网络号,共 16,777,216 个地点
- 172.16.* 到 172.31. *，前 12 位是网络号，共 1,048,576 个地点
- 192.168.*,前 16 位是网络号,共 65,536 个地点
包罗在这个范围中的，都成为私有 IP，别的的则称为全局 IP(或公网 IP)； 私有IP不能出现在公网上，公网IP不能重复！
2.4 路由器
一个路由器可以设置两个 IP 地点, 一个是 WAN口 IP, 一个是 LAN口 IP(子网IP).
- 路由器LAN 口毗连的主机，都附属于当前这个路由器的子网中.
- 差别的路由器，子网 IP 着实都是一样的(通常都是 192.168.1.1)。子网内的主机IP 地点不能重复，但是子网之间的 IP 地点就可以重复了.
- 每一个家用路由器，着实又作为运营商路由器的子网中的一个节点。如许的运营商路由器大概会有很多级，最外层的运营商路由器, WAN 口 IP 就是一个公网 IP 了。
那IP数据包具体是怎么转发的呢？
子网内的主机必要和外网举行通讯时，路由器将 IP 首部中的 IP 地点举行更换(更换成 WAN 口 IP)，如许逐级更换，终极数据包中的 IP 地点成为一个公网 IP，这种技能称为 NAT(Network Address Translation）网络地点转换)。
从公网又是怎么转发到内网上的呢？ - - 背面先容
3. 路由
路由的本质：就是在复杂的网络布局中，找出一条通往尽头的门路
由于目标IP = 目标网络 + 目标主机，那路由的时间，就只关心目标网络（即路由的根本单位是目标网络）
路由的过程，就是如许一跳一跳 “问路” 的过程，所谓的一跳就是从一个子网跳转到另一个子网。
IP 数据包的传输过程也和问路一样。
- 当 IP 数据包，到达路由器时，路由器会先检察目标 IP;
- 路由器决定这个数据包是能直接发送给目标主机，还是必要发送给下一个路由器
（路由器肯定会尽大概的帮我举行路由，由于报文千里迢迢到这里不轻易，以是一样寻常会设置默认路由，谁有外部网络的通讯本领，一样寻常会被设置为缺省路由）;
- 依次反复，不绝到达目标 IP 地点;
那么怎样判定当前这个数据包该发送到那里呢? 这个就依赖每个节点内部维护一个路由表;
路由表可以利用 route 下令检察
- 如果目标 IP 掷中了路由表，就直接转发即可;
- 当目标地点与路由表中别的行都不匹配时，就按缺省路由条目规定的接口发送到下一跳地点。
假设某主机上的网络接口设置和路由表如下:
这台主机有两个网络接口,一个网络接口连到 192.168.10.0/24 网络，另一个网络接口连到 192.168.56.0/24 网络;
在路由表中，各项的寄义如下：
- Destination：表现数据包必要到达的目标网络的地点
- Genmask：子网掩码
- Gateway：是下一跳地点
- Iface：发送接口，表现数据包从哪个接口发出
- Flags 中的 U 标记表现此条目有效(可以禁用某些 条目)，G标记表现此条目标下一跳地点是某个路由器的地点，没有 G 标记的条目表现目标网络地点是与本机接口直接相连的网络，不必经路由器转发;
转发过程例 1: 如果要发送的数据包的目标地点是 192.168.56.3
- 跟第一行的子网掩码做与运算得 到 192.168.56.0,与第一行的目标网络地点不符
- 再跟第二行的子网掩码做与运算得 到 192.168.56.0，正是第二行的目标网络地点，因此从 eth1 接口发送出去;
- 由于 192.168.56.0/24 正 是与 eth1 接口直接相连的网络（Flags不带G），因此可以直接发到目标主机,不必要经路由器转发;
转发过程例 2: 如果要发送的数据包的目标地点是 202.10.1.2
- 依次和路由表前几项举行对比，发现都不匹配;
- 按缺省路由条目，从 eth0 接口发出去，发往 192.168.10.1 路由器;
- 由 192.168.10.1 路由器根据它的路由表决定下一跳地点;
4. IP报文分片标题
为了讨论IP报文的分片标题，我们先思考一下为什么TCP协议中滑动窗口中的数据，不打包成一个报文发送呢？为什么要一段一段的发？
起首，传输层要依次将报文向下层发送（数据段–>数据报–>数据帧），由于数据链路层规定，单次发送数据帧的有效载荷不能凌驾MTU（最大传输单位），当一个 IP 数据报的巨细凌驾了网络的 MTU 限定时，就必要举行分片！
以是，当IP报文太长时，要举行分片；但是谁来分片呢？网络层自己分，因此网络层报头中多了3个字段。
初次我们要明确一下，分片是好还是不好呢？
不好，丢包概率增长了。
- 传输层向下发送一个X巨细的报文段，对端传输层就只关心收到的报文段巨细是不是X，它不关心是否分片了
- 分片以后，发送的包更多了，丢包的概率增长了；对端网络层无法对包举行组装，因此就会被传输层判定为丢包。
- 以是，丢包不但仅是在“路上”丢，也有大概是分片后导致拼不起来了，造成丢包
以是，分片不能作为网络发送的主流，那怎样不分片呢？- - 网络层不要发太长的报文，但是网络层决定不了，真正决定发多少的是传输层，以是标题的根源就是传输层不要发太长的报文段，以是滑动窗谈锋会一段一段的发（它思量了分片的标题）
那如果要举行分片，怎样分呢？
要讨论怎样分，我们要先分析它怎么能将分片完备的组装
- 吸收方怎样知道自己收到的报文分片了？
- 吸收方怎样知道自己收到的报文收全了？
- 怎样拼成完备的报文？
这些标题，由IP报头中的3个字段办理
- 16位标识：每一个报文，都有一个ID；如果报文分片了，分片后的报文ID雷同
- 3位标记：
- 第一位生存(生存的意思是现在不消，但是还没想好说不定以后要用到)
- 第二位为 1 表现克制分片，这时间如果报文长度凌驾 MTU，IP 模块就会扬弃报文
- 第三位表现"更多分片"，如果分片了的话，末了一个分片置为 0，其他是 1
- 3 位分片偏移：是分片相对于原始 IP 报文中有效载荷开始处的偏移，着实就是在表现当前分片在原报文中处在哪个位置。（片偏移必须是8的整数倍）
收到分片后怎样组装呢？
- 当目标主机的 IP 层吸收到这些分片后， 会根据标识字段将属于同一个数据报的全部分片挑选出来。
- 排序与组装：
- 利用片偏移字段， IP 层会对属于同一个数据报的分片举行排序。
- 对排序后的效果分析，根据片偏移，以及前一片的巨细决定是否一连
- 当全部的分片都到达并正确排序后， IP 层会将这些分片重新组装成一个完备的 IP 数据报。
具体怎样分呢？
- 分的是IP报文的有效载荷
- 片偏移，是指在原始报文中有效载荷的偏移量
- 片偏移的具体数字，必须是8的整数倍。除了末了一个报文之外，其他报文的长度必须是 8 的整数倍，否则报文就不一连了
- IP报文的总长度是16位，但是片偏移只有13位，无法全部表现；8 = 2 3，对一个报文分片和组装时，都对报文除以8，就可以办理。
分片后，每一片都是一个IP报文！
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发表于 2025-10-25 02:19:18