IP: 提供一种能力,将数据从A主机送到B主机的能力,但不一定会成功
主机 : 配有 IP 地址 , 但是不进行路由控制的设备 ;
路由器: 即配有 IP 地址 , 又能进行路由控制 ;
节点 : 主机和路由器的统称;

协议头格式

如何封装和解包: 定长报头 + 自描述字段

如何交付(分用) : 8位协议(udp或tcp)

第一层

4位版本号(version): 指定IP协议的版本, 对于IPv4来说, 就是4.
4位头部长度(header length):
- 4为首部长度虽然是4个bit位,但是单位是字节
- 0000->1111 => 0 -> 15,即范围是0 -> 60字节
- 报头的范围: [20,60]
  - x * 4 = 20 推出 x = 5->0101
  - x * 4 = 60 推出 x = 15->1111
8位服务类型(Type Of Service):
- 3位优先权字段(已经弃用),
- 4位TOS字段(a.最小延时, b.最大吞吐量, c.最高可靠性, d.最小成本)
- 1位保留字段(必须置为0)
16位总长度(total length): IP数据报整体占多少个字节

第三层

8位生存时间(Time To Live, TTL): 数据报到达目的地的最大报文跳数. 一般是64. 每次经过一个路由, TTL-= 1, 一直减到0还没到达, 那么就丢弃了. 这个字段主要是用来防止出现路由循环
8位协议: 表示上层协议的类型 (udp或者tcp)
16位头部校验和: 使用CRC进行校验, 来鉴别头部是否损坏.
32位源地址和32位目标地址: 表示发送端和接收端.

第二层

分片问题

网络层的下层链路层由于物理特征的原因,一般无法发生太大的数据
这时发送端的网络层就会把数据进行分片然后发送,而接收端的网络层就会进行组装

将一个比较大的ip报文,拆分成为多个小的满足条件的报文,

分片的行为是网络做的,同样组装的行为也必须由对方的网络层来做

网络向上交付也必须是一个完整的报文,
IP分片和组装的行为,TCP是不知道的,不关心的

如何实现分片

16位标识: IP报文序号
3位标志:
- 第一位保留 (保留的意思是现在不用, 但是还没想好说不定以后要用到).
- 第二位置为 1表示禁止分片 , 这时候如果报文长度超过MTU, IP模块就会丢弃报文.
- 第三位表示 "更多分片" , 如果分片了的话,最后一个分片置为1, 其他是0(结束标记)
13位片偏移: 是分片相对于原始IP报文开始处的偏移(确认位置)

区分分片并确认收全->提供组装方案

分片行为不是主流
1. 在网络层分片和组装中,丢包是有概率的,分片会增加丢包的概率
识别报文与报文的不同
1. 不同报文的16位标识不同,这就能区分报文和报文之间的不同,
识别报文是否被分片
1. 如果更多分片标志位是1,就表明它被分片了
2. 如果我就是最后一个分片,但这个更多分片标志位就是0,无法区分是否被分片了
  但是最后一个分片的13位片偏移,一定不为0,能区分是否被分片了
  if(报文->更多分片 & 0x1) return 分片的
  else if(报文->片偏移 > 0) return 分片的
  else return 独立的报文
识别那些分片是开始,中间,结尾
1. 开始: 更多分片1,片偏移0
2. 中间: 更多分片1,片偏移不是0
3. 结尾: 更多分片0,片偏移不是0
识别任何一个分片丢失
1. 通过16位标识,确定这个报文的所有分片,并将其放在一起
2. 然后按照片偏移进行升序排列
  
  偏移量 + 自身大小 = 下一个报文的偏移量
3. 扫描整个报文如果不匹配,中间就一定会有丢失的,
  如果成功计算到结尾,就一定收取完整了(组装时也是这样做的)

分片之前,一定是一个独立的ip报文
分片之后,每一个分片都要有ip报文,
为了支持未来的组装,每一个分片都必须有ip报文

网段划分(重要)

ip = 网络号+主机号

网络号: 保证相互连接的两个网段具有不同的标识;
主机号: 同一网段内, 主机之间具有相同的网络号, 但是必须有不同的主机号;

通过 合理设置 主机号和网络号 , 就可以保证在相互连接的网络中 , 每台主机的 IP 地址都不相同 .

那么问题来了 , 手动管理子网内的 IP, 是一个相当麻烦的事情 .

有一种技术叫做DHCP, 能够自动的给子网内新增主机节点分配IP地址, 避免了手动管理IP的不便.
一般的路由器都带有DHCP功能. 因此路由器也可以看做一个DHCP服务器.

过去曾经提出一种划分网络号和主机号的方案, 把所有IP 地址分为五类, 如下图所示(该图出自[TCPIP])。

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

随着 Internet 的飞速发展 , 这种划分方案的局限性很快显现出来 ,
大多数组织都申请 B 类网络地址 , 导致 B 类地址很快就分配完了, 而 A 类却浪费了大量地址

例如, 申请了一个B类地址, 理论上一个子网内能允许6万5千多个主机. A类地址的子网内的主机数更多.
然而实际网络架设中, 不会存在一个子网内有这么多的情况. 因此大量的IP地址都被浪费掉了.

针对这种情况提出了新的划分方案, 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" 来结尾;
将IP地址和子网掩码进行 " 按位与 " 操作, 得到的结果就是网络号;
网络号和主机号的划分与这个IP地址是A类、B类还是C类无关;

可以给不同的路由器配置不同位数的子网掩码,就能看到不同的网络号
目的IP & 当前路由器的子网掩码 = 该报文要去的目的网络
又因为不同的路由器一定至少要级联2个网络,每一个网络的网络号可能是不同的
每一个路由器都要给自己直接链接的网络配置对应的子网掩码

特殊的IP地址

将IP地址中的主机地址全部设为0, 就成为了网络号, 代表这个局域网;
将IP地址中的主机地址全部设为1, 就成为了广播地址, 用于给同一个链路中相互连接的所有主机发送数据包;
127.*的IP地址用于 本机环回(loop back)测试 ,通常是127.0.0.1

IP地址的数量限制

我们知道, IP地址(IPv4)是一个4字节32位的正整数. 那么一共只有 2的32次方个IP地址, 大概是43亿左右.
而TCP/IP 协议规定, 每个主机都需要有一个IP地址. 且还有一些特殊的IP地址的存在, 数量远不足43亿;
另外IP地址并非是按照主机台数来配置的, 而是每一个网卡都需要配置一个或多个IP地址.
CIDR在一定程度上缓解了IP地址不够用的问题(提高了利用率, 减少了浪费, 但是IP地址的绝对上限并没有增加), 仍然不是很够用.

这时候有三种方式来解决

动态分配IP地址 : 只给接入网络的设备分配IP地址. 因此同一个MAC地址的设备, 每次接入互联网中, 得到的IP地址不一定是相同的;
NAT技术 (后面会重点介绍);
IPv6 : IPv6并不是IPv4的简单升级版. 这是互不相干的两个协议, 彼此并不兼容; IPv6用16字节128位来表示一个IP地址; 但是目前IPv6还没有普及;

私有IP地址和公网IP地址

路由器天然的会构建区域网(子网),内网IP,
家用路由器:
- 对内: 面对自己构建的子网
- 对外:自己本身也是别人构建子网的一个主机
所有路由器一定要有两套地址:
- 对内: Lan口IP,局域网ip(私有ip)
- 对外:WAN口IP,自己所在上级子网给自己分配的ip(公有ip)
私有网络对应的IP是局部的,可以在不同的子网中重复出现->IP不足问题就大大缓解了

缓解IP不足->NAT技术

路由器要做的一个事情:

将报文中的源IP替换成为路由器的WAN口IP
每经过一个运行商的内网路由器,都要做这个工作(公网路由器不做)
目的IP地址是不变的,源IP地址在不同的内网,通过不同层级的网络节点中转发(替换),
这种技术就叫做: NAT技术

路由

IP报文,被千里送到主机C的入口路由器,接下来需要进行交付给目标主机: 封装MAC报头,所以就必须知道主机C的MAC地址
IP提供的是转发的策略,想要解决设备转发的具体功能,需要交给数据链路层解决

数据链路层

1.以太网帧格式->数据帧格式

源地址和目的地址是指网卡的 硬件地址 (也叫 MAC地址 ), 长度是48位,是在网卡出厂时固化的;
帧协议类型字段有三种值,分别对应IP、ARP、RARP;
帧末尾是 CRC校验码 ->标识主机 唯一性 的方案

认识 MAC 地址

MAC地址用来识别数据链路层中相连的节点;
长度为48位, 及6个字节. 一般用16进制数字加上冒号的形式来表示(例如: 08:00:27:03:fb:19)

在网卡出厂时就确定了, 不能修改.
mac地址通常是唯一的(虚拟机中的mac地址不是真实的mac地址, 可能会冲突; 也有些网卡支持用户配置mac地址)