1. IP 编址

IP 概述

• IP是TCP/IP协议族中最为核心的协议，所有的TCP，UDP，ICMP，IGMP数据都是以IP数据报格式进行传输的。
• IP提供不可靠的，无连接的数据报传送服务。
• 不可靠（unreliable）的意思是它不能保证IP数据报能成功地到达目的地。IP 仅提供最好的传输服务。如果发生某种错误时，如某个路由器暂时用完了缓冲区，IP 有一个简单的错误处理算法：丢弃该数据报，然后发送 ICMP 消息报给信源端。任何要求的可靠性必须由上层来提供（如TCP)。
• 无连接（connectionless）这个术语的意思是IP并不维护任何关于后续数据报的状态信息。每个数据报的处理是相互独立的。IP数据报可以不按发送顺序接收。如果一信源向相同的信宿发送两个连续的数据报（先是A，然后是B)，每个数据报都是独立地进行路由选择，可能选择不同的路线，因此B可能在A到达之前先到达。
• 命令：ifconfig 和 netstat。

1.1 IP 报文头部

说明：

• **版本字段（Version）：**用于区分不同IP协议的版本。如IPv4、IPv6，用4bit表示（4位），IPV4头部为0100（4），IPV6头部为0110（6）。

• **首部长度（Header Length）：**因为头部长度不固定（IP首部的选项部分 Option 不固定），所以需要标识该分组的头部长度用4bit表示（4位），以4byte为单位，取值范围：5-15，即20-40byte（其他字段也是类似的计算方式，因为bit位是不够表示该字段的值）。

  • 确定IP首部的结束位置：通过首部长度字段，接收方能够确定整个IP首部的结束位置，从而能够准确地找到IP数据包中的数据部分的起始位置。

• DS Field字段：早期用来表示业务类型，现在用于支持QoS中的差别服务模型，实现网络流量优化。

  • DSCP（Differentiated Services Code Point）占据了前6位，用于标识数据包的优先级和处理方式。它通过定义一系列编码值来实现不同类型数据流的区分。这些编码值可以被用来指定数据包的转发优先级、队列处理方式等，以便网络设备能够根据这些值对数据包进行适当的处理。
  • ECN（Explicit Congestion Notification）占据了后2位，用于指示网络中的拥塞情况。当网络出现拥塞时，数据包的ECN位会被设置以通知接收方网络的拥塞状态，从而触发相应的拥塞控制机制。

• Total Length总长度：长16位，描述了 IP 数据包头部和后续数据的总长度，最大可达到 65535 的一个长度，当数据包被分片的时候该字段的值也随着变化。

  

• 标识 Identification：16位长度，每一个IP包都有标识。便于在IP包分片后，判断是否是一个数据包。

• **源和目的IP地址：**是分配给主机的逻辑地址，用于在网络层标识报文的发送方和接收方。根据源IP地址和目的IP地址可以判断目的端是否与发送端位于同一网段，如果二者不在同一网段，则需要采用路由机制进行跨网段转发。

Wireshark抓包查看

1.2 进制之间的转换

1.3 网络通信

说明：源主机必须知道目的主机的ip地址才能将数据发送到目的地，源主机向其他主机发送报文之前，需要检查目的IP地址和源主机IP地址是否处于同一网段，如果是则将报文下发到底层的协议进行以太网的封装处理。如果目的地址和源主机地址不属于同一个网段，则主机需要获取下一跳路由的IP地址才能将报文下发到底层的协议处理。

1.4 有类 IP 编制的缺陷

如果企业网络中希望通过规划多个网段来隔离物理网络上的主机，使用缺省子网掩码就会存在一定的局限性。网络中划分多个网段后，每个网段中的实际主机数量可能很有限，导致很多地址未被使用。

如图所示的场景下，C类地址的缺省子网掩码为24位，可以支持254台这主机，而图中只有30台主机，如果使用缺省子网掩码的编址方案，则地址使用率很低。

128 64 32 16 8 4 2 1

1 1 1 0 0 0 0 0

第一个子网

网络地址：192.168.1.0

第一个IP地址：192.168.1.1

最后一个IP地址：192.168.1.30

广播地址：192.168.1.31

第二个子网

网络地址：192.168.1.32

第一个IP地址：192.168.1.33

最后一个IP地址：192.168.1.62

广播地址：192.168.1.63

第三个子网

网络地址：192.168.1.64

第一个IP地址：192.168.1.65

最后一个IP地址：192.168.1.94

广播地址：192.168.1.95

1.5 变长子网掩码

可变长子网掩码缓解了使用缺省子网掩码导致的地址浪费问题，同时也为企业网络提供了更为有效的编址方案。本例中需要使用可变长子网掩码来划分多个子网，借用一定数量的主机位作为子网位的同时，剩余的主机位必须保证有足够的IP地址供每个子网上的所有主机使用。

例如：公司有C类网段192.168.1.0/24，目前有以下几个部门：

• 销售部 59台
• 技术部 27台
• 业务部 121台
• 会计部 10台

需求是将一个C类网段合理分配给如下几个部门，保证地址合理分配

销售部地址范围：

子网掩码：255.255.255.192

子网范围：192.168.1.128~192.168.1.191

技术部地址范围：

子网掩码：255.255.255.224

子网范围：192.168.1.192~192.168.1.223

业务部地址范围：

子网掩码：255.255.255.128

子网范围：192.168.1.0~192.168.1.127

会计部地址范围：

子网掩码：255.255.255.240

子网范围：192.168.1.224~192.168.1.241

1.6 网关

在没有路由器的情况下，两个网络之间的主机是不能进行TCP/IP通信的，即使是两个网络连接在同一台交换机，TCP/IP协议也会根据子网掩码（255.255.255.0）与主机的IP 地址作 “与” 运算的结果不同判定两个网络中的主机处在不同的网络里。

而要实现这两个网络之间的通信，则必须通过网关。如果主机A发现数据包的目的主机不在本地网络中，就把数据包转发给它自己的网关（在封装MAC地址的时候是封装的是网关的MAC地址），再由网关转发给主机B的网关。

网关由管理员设置，从主机地址中随机挑选一个作为网关地址。

1.7 IP 包分片

只有UDP的数据包才会有分片。

• IP把MTU与数据报长度进行比较。
• 如果需要则进行分片，分片可以发生在原始发送端主机，也可以发生在中间的路由器上。
• 把一份IP数据报分片以后，只有到达目的地才进行重新组装。(FRfragment)
• 重新组装由目的端的IP层来完成，其目的是使分片和重新组装过程对传输层（TCP和UDP）是透明的。
• 已经分片过的数据报有可能会再次进行分片（可能不止一次)

网络中转发的IP报文的长度可以不同，但如果报文长度超过了数据链路所支持的最大长度，则报文需要分割成若干个较小的片段才能够在链路上传输。将报文分割成多个片段的过程叫做分片。

说明：

接收端根据分片报文中的标识符（Identification），标志（Flags)，及片偏移（Fragment Offset）字段对分片报文进行重组。

• Identification：标识符，用于识别属于同一个数据包的分片，以区别于同一主机或其他主机发送的其它数据包分片，保证分片被正确的重新组合。

  • Identification该字段还在流量分析中也会起到重要的意义。例如在防火墙之前和之后去抓取同一个会话，那么数据在经过防火墙后，其源IP地址和目的IP地址甚至是端口可能都已经被改变了。很难去分辨在防火墙前和防火墙后是否是同一组流量。那么就可以使用Identification这个字段进行判断，因为Identification值是一样的。

  • 标识字段唯一的标识主机发送的每一份数据报，通常每发送一个报文，它的值就会加1。

• Flags：标志字段，用于判断是否已经收到最后一个分片。（最后一个分配的标志字段（flag）值为0，其他分片设置为1）

  • CU位：当前没有使用。
  • DF位：当该位置1的时候，表示禁止对本数据包进行分片操作。
  • MF位：当该位置1的时候，表示该数据包片段并不是数据包末尾，也就是“更多的片”，其他每个组成数据报的片都要把该比特置为1。

• Fragment Offset：片偏移，原始分片中的位置。标识某个分片在分组中的位置。第一个分片的片偏移为0，第二个分片的片偏移表示紧跟第一个分片后的第一个比特的位置。比如，如果首片报文包含1259比特，那么第二片报文的片偏移字段值就应该为1260。

当IP数据报被分片后，每一片都成为一个分组，具有自己的IP首部，并在选择路由时与其他分组独立。这样，当数据报的这些分片到达目的端时有可能会失序，但是在IP首部中有足够的信息让接收端能正确组装这些分片。

尽管IP分片过程看起来是透明的，但是有一个点：即使只丢失一片数据也要重新传递整个数据报。

IP层本身没有超时重传的机制一一由更高层来负责超时和重传（TCP有超时和重传机制，但UDP没有。一些UDP应用程序本身也执行超时和重传）。当来自TCP报文段的某一片丢失后，TCP在超时后会重发整个TCP报文段，该报文段对应于一份IP数据报。没有办法只重传据报中的一个数据报片。

如果对数据报分片的是中间路由器，而不是起始端系统，那么起始端系统就无法知道数据报是如何被分片的。就这个原因，经常要避免分片。

1.7.1 IP 包分片实例

使用UDP很容易导致IP分片，而TCP不会产生IP分片。这是因为TCP限制了传给IP层数据的长度，使IP数据报的长度不会超过路径MTU。

假设网络的MTU为1500字节。当发送一份数据长度为1473字节的UDP数据报时，封装成的IP数据报的长度为1501（1473+8+20）字节，大于路径的MTU值。于是IP层进行分片，一份IP数据报被分成两个分组，其中一个分组包含1472字节数据，另一个分组包含1字节数据。

1.7.2 IP 分片注意事项

• 在分片的时候，除了最后一片外，其他每一片中的数据部分（除 IP 首部外的其余部分）必须是8字节的整数倍。
• IP 首部被复制到各个片中。但是端口号在UDP首部，只能在第1片中被发现。
• IP 数据报是指 IP 层端到端的传输单元（在分片之前和重新组装之后)，分组是指在 IP 层和链路层之间传送的数据单元。一个分组可以是一个完整的 IP 数据报，也可以是 IP 数据报的一个分片。

1.7.3 Wireshark 抓取 IP 包分片

执行ping命令

ping -l 2000 192.168.188.133 -n 1

命令解析：

• -n：表示只发送一个数据包。
• -l：表示指定数据报中的数据（不包含IP首部和ICMP首部），这里是2000字节。

在虚拟机中进行抓包查看：

说明：

• DF位为0表示该数据报可以被分片。

• 以太网帧的数据大小最多要求1500个字节，其中IP头部占20个字节，ICMP头部占8个字节。数据部分就只剩下1472个字节了。

• 1472+528=2000。

抓取不分片的数据包

ping -l 1472 192.168.188.133 -n 1

1.7.4 OmniPeek 抓取 IP 包分片

OmniPeek 抓包查看

第一个分片

第二个分片

1500-20个字节的IP首部=1480数据部分

第三个分片

第四个分片

数据长度为1472+1480+1480+568=5000。

1.7.5 ICMP 不可达差错（需要分片）

ICMP 不可达差错需要分片。

• 发生ICMP不可达差错的另一种情况是，当路由器收到一份需要分片的数据报，而在IP首部又设置了不分片（DF）位。该差错报文的格式如上。
• 如果程序需要判断到达目的端的路径中最小MTU是多少，那么这个差错就可以被该程序使用。
• 下一站点网络的MTU字段有些操作系统可能不支持。

思科路由器会支持显示下一站网络的MTU。

1.7.6 实例

• 在点到点的链路中，不会去要求两个方向的MTU为相同的值。
• 在主机sun上运行tcpdump，观察SLIP链路，看什么时候发生分片。开始没有观察到分片，一切都很正常直到ping分组的数据长度从500增加到600字节。可以看到接收到的回显请求（仍然没有分片)，但不见回显应答。
• Ping的时候DF置位为0。

解析：主机solaris在和主机bsdi通信的时候，数据长度设置为600字节，在主机netb的MTU值是大于600的所以是可以通过并不需要就行分片操作。而主机sun的路径MTU是552（ping程序检查的出接口，这个MTU=552是入接口，所以在去的时候是不需要分片的）。但是在回来的时候由于MTU值是大于600，所以主机sun这里的出接口是过不来的。看不见回显应答，返回一个ICMP 不可达差错报文，不会返回给主机solaris，而是返回给主机bsdi。

1.8 生存时间/首部校验和

说明：

• Time to Live 生存周期：数据包每经过一个三层设备转发就将TTL值减1，当生存周期TTL为0时，向源IP地址发送ICMP错误消息。不同都操作系统的默认TTL值不同，Linux中的TTL值位64，Windows中的TTL值为128。（但是这个TTL值是可以修改的，只能是作为一个参考）

  • 并且有时候每个方向的TTL值是不一样的，有可能发包的时候TTL值是128，返回可能TTL值是255。

    

• Header Checksum 首部校验和：长16位，只对IPv4头部进行校验，如果出现错误则丢弃数据包。

  • 首部检验和字段是根据IP首部计算的检验和码。它不对首部后面的数据进行计算。ICMP、IGMP、UDP和TCP在它们各自的首部中均含有同时覆盖首部和数据检验和码。

数据包在网络中传输为什么会出现拥塞？

• 报文在网段间转发时，如果网络设备上的路由规划不合理，就可能会出现环路，导致报文在网络中无限循环，无法到达目的端。环路发生后，所有发往这个目的地的报文都会被循环转发，随着这种报文逐渐增多，网络将会发生拥塞。

TTL解决环路导致拥塞

• 为避免环路导致的网络拥塞，IP报文头中包含一个生存时间TTL（Time To Live）字段。报文每经过一台三层设备，TTL值减1。初始TTL值由源端设备设置（自己设置）。当报文中的TTL降为0时，报文会被丢弃。同时，丢弃报文的设备会根据报文头中的源IP地址向源端发送ICMP错误消息。

Ping是ICMP协议

1.9 协议位

协议字段被 IP 用来对数据报进行分用，根据它可以识别是哪个协议向IP传送数据。

目的端的网络层在接收并处理报文以后，需要决定下一步对报文该做如何处理。IP报文头中的**协议字段(Protocol)**标识了将会继续处理报文的协议。与以太帧头中的Type字段类似，协议字段也是一个十六进制数。

IP报文头中的协议字段也标识上层协议如：

• ICMP 控制消息协议，对应值0x01。

• TCP 传输控制协议，对应值0x06。

• UDP 用户数据报协议，对应值0x17。

1.10 IP 首部的选项

最后一个字段是选项，它是数据报中的一个可变长的可选信息。选项字段以32位作为界限，在必要的时候插入值为0的填充字节。这样就保证IP首部长度始终是32位的整数倍（这是首部长度字段所要求的）。

有如下几个选项：

• 记录路径（让每个路由器都记下它的IP地址）。
• 时间戳（让每个路由器都记下它的IP地址和时间）。
• 宽松的源站选路（为数据报指定一系列必须经过的IP地址）。
• 严格的源站选路（与宽松的源站选路类似，但是要求只能经过指定的这些地址，不能经过其他的地址）。

这些选项很少被使用，并非所有的主机和路由器都支持这些选项。选项字段一直都是以32bit作为界限，在必要的时候插入值为0的填充字节。这样就保证IP首部始终是32bit的整数倍（这是首部长度字段所要求的)。

1.11 IP 路由选择

数据报从主机bsdi到sun的传送过程。

查询路由的过程：

• 策略明细路由
• 明细路由
• 策略默认路由
• 默认路由

1.12 特殊情况的 IP 地址

• 在这个图中，0表示所有的比特位全为0。-1表示所有的比特位全为1。netid、subnetid和hostid分别表示不为全0或全1的对应字段。子网号栏为空表示该地址没有进行子网划分。
• 表的头两项是特殊的源地址，中间项是特殊的环回地址，最后四项是广播地址。
• 表中的头两项，网络号为0，如主机使用BOOTP协议确定本机IP地址时只能作为初始化过程中的源地址出现。

DHCP的源IP地址就是0.0.0.0 。

127.0.0.1是环回地址，但是127后面随便写都是环回地址。

2. IP 选路

IP选路的原理涉及计算机网络中的路由协议和路由表。当数据包到达路由器时，路由器需要决定将数据包发送到哪个接口以及下一跳的地址是什么。

除了传统的路由选择方式外，还可以通过使用IP选路选项（如IP源站选路选项），来指定数据包的传输路径，以实现特定的路由策略和行为控制。

2.1 IP 选路概念

选路是IP最重要的功能之一。下图是IP层处理过程的简单流程。需要进行选路的数据报可以由本地主机产生，也可以由其他主机产生。在后一种情况下，主机必须配置成一个路由器，否则通过网络接口接收到的数据报，如果目的地址不是本机就要被丢弃（例如，悄无声息地被丢弃）。

在下图中，描述了一个路由守护程序（ daemon），通常这是一个用户进程。在Unix系统中，大多数普通的守护程序都是路由程序和网关程序（术语 daemon指的是运行在后台的进程，它代表整个系统执行某些操作。 daemon一般在系统引导时启动，在系统运行期间一直存在）。在某个给定主机上运行何种路由协议，如何在相邻路由器上交换选路信息，以及选路协议是如何工作的，所有这些问题都是非常复杂的。

下图所示的路由表经常被IP访问（在一个繁忙的主机上，一秒钟内可能要访问几百次），但是它被路由守护程序更新的频度却要低得多（可能大约30秒种一次）。当接收到ICMP重定向，报文时，路由表也要被更新。

路由守护程序：动态路由协议RIP协议，OSPF协议。

2.2 选路原理

开始讨论 IP 选路之前，首先要理解内核是如何维护路由表的。路由表中包含的信息决定了 IP 层所做的所有决策。

IP 搜索路由表的几个步骤：

• 搜索匹配的主机地址；

• 搜索匹配的网络地址；

• 搜索默认表项（默认表项一般在路由表中被指定为一个网络表项，其网络号为 0）。

匹配主机地址步骤始终发生在匹配网络地址步骤之前。

IP层进行的选路实际上是一种选路机制，它搜索路由表并决定向哪个网络接口发送分组。（可以添加路由表）

这区别于选路策略，它只是一组决定把哪些路由放入路由表的规则。 IP 执行选路机制，而路由守护程序则一般提供选路策略。

2.3 简单路由表

下图是“srv4”主机的路由表：

对于一个给定的路由器，可以打印出五种不同的标志（ flag）：

• U 该路由可以使用。
• G 该路由是到一个网关（路由器）。如果没有设置该标志，说明目的地是直接相连的。
• H 该路由是到一个主机，也就是说，目的地址是一个完整的主机地址。如果没有设置该标志，说明该路由是到一个网络，而目的地址是一个网络地址：一个网络号，或者网络号与子网号的组合。
• D 该路由是由重定向报文创建的。
• M 该路由已被重定向报文修改。

标志G是非常重要的，因为由它区分了间接路由和直接路由（对于直接路由来说是不设置标志G的）。其区别在于：发往直接路由的分组中的IP地址是目的端的IP地址，链路层地址是目的端的链路层地址。而当分组被发往一个间接路由时，分组中的IP地址还是目的端的IP地址，但是链路层地址却是网关（即下一跳路由器）的链路层地址。

链路层地址也称为MAC地址。

Linux下查看路由表

netstat -rn

Windows下查看路由表

route print
netstat -r

2.4 路由查找失败

如果路由表中没有默认表项，而又没有找到匹配项，这时会发生什么情况呢？结果取决于该IP数据报是由本机产生的还是被转发的（主机充当一个路由器）。如果数据报是本机产生的，那么就给发送该数据报的应用程序返回一个错误，或者是“主机不可达差错”或者是“网络不可达差错”。如果是被转发的数据报，那么就给发送该数据报的主机发送一份ICMP主机不可达的差错报文。

2.5 ICMP 重定向差错

1. 假定主机发送一份IP数据报给R1（R1是主机的默认网关）。
2. R1收到数据报并且检查它的路由表，发现R2是发送该数据报的下一跳。当它把数据报发送给R2时，R1检测到它正在发送的接口与接收到数据报的接口是相同的。
3. R1发送一份ICMP重定向报文给主机，告诉它以后把数据报发送给R2而不是R1。

一旦默认路由发生差错，默认路由器将通知它进行重定向，并允许主机对路由表作相应的改动。

ICMP 重定向报文的格式如下：

ICMP重定向报文的接收者（主机）必须查看三个IP地址：

1. 导致重定向的IP地址（即ICMP重定向报文中包含的IP首部中的目的IP地址）。（目的IP地址）
2. 发送重定向报文的路由器的IP地址（IP数据报首部中的源IP地址）。（网关）
3. 应该采用的路由器IP地址（ICMP重定向报文中的4~7字节）。（优化的网关）

ICMP 重定向数据包

R1去往2.2.2.2的时候要走202.100.1.2这个IP

2.6 重定向的条件

在生成ICMP重定向报文之前这些条件需要满足：

• 出接口必须等于入接口。
• 用于向外传送数据包的路由不能被ICMP重定向报文创建或者修改过，而且不能是路由器的默认路由。
• 数据包不能用源站选路来转发。
• 内核必须配置成可以发送重定向报文。
• 在修改路由表之前要作一些检查。这是为了防止路由器或主机的误操作，以及恶意用户的破坏，导致错误地修改系统路由表。
• 新的路由器必须直接与网络相连接。
• 重定向报文必须来自当前到目的地所选择的路由器。
• 重定向报文不能让主机本身作为路由器。
• 被修改的路由必须是一个间接路由。