课件制作人：谢希仁计算机网络第 6 章 网络互连第 6 章 网络互连
*6.1 路由器在网际互连中的作用
6.1.1 路由器的构成
6.1.2 交换构件
6.1.3 互联网与因特网
*6.2 因特网的网际协议 IP
6.2.1 分类的 IP地址
6.2.2 IP 地址与硬件地址
6.2.3 地址解析协议 ARP 和逆地址解析协议 RARP
6.2.4 IP 数据报的格式
6.2.5 IP 层处理数据报的流程第 6 章 网络互连（续）
*6.3 划分子网和构造超网
6.3.1 划分子网
6.3.2 使用子网掩码的分组转发过程
6.3.3 无分类编址 CIDR
*6.4 因特网控制报文协议 ICMP
*6.5 因特网的路由选择协议
6.5.1 有关路由选择协议的几个基本概念
6.5.2 内部网关协议 RIP
6.5.3 内部网关协议 OSPF
6.5.4 外部网关协议 BGP
第 6 章 网络互连（续）
6.6 IP 多播和因特网组管理协议 IGMP
6.6.1 IP 多播的基本概念
6.6.2 因特网组管理协议 IGMP
6.6.3 多播路由选择
*6.7 虚拟专用网 VPN 和网络地址转换 NAT
6.8 下一代的网际协议 IPv6 (IPng)
*6.8.1 解决 IP 地址耗尽的措施
*6.8.2 IPv6 的基本首部
6.8.3 IPv6 的扩展首部
6.8.4 IPv6 的地址空间
6.8.5 从 IPv4 到 IPv6 的过渡
6.8.6 ICMPv6
6.1 路由器在网际互连中的作用
6.1.1 路由器的构成
当主机 A 要向另一个主机 B 发送数据报时,
先要检查目的主机 B 是否与源主机 A 连接在同一个网络上 。
如果是,就将数据报 直接交付 给目的主机 B 而不需要通过路由器 。
但如果目的主机与源主机 A 不是连接在同一个网络上,则应将数据报发送给本网络上的某个路由器,由该路由器按照转发表指出的路由将数据报转发给下一个路由器 。 这就叫作 间接交付 。
直接交付和间接交付间接交付间接交付 间接交付
A
B
C
直接交付直接交付直接交付不需要使用路由器但间接交付就必须使用路由器典型的路由器的结构路由选择路由选择处理机路由选择协议路由表
3
输入端口
3 交换结构输入端口输出端口分组转发转发表分组处理输出端口
… …
1
11
3
3
1 2
2
2
2
3——网络层
2——数据链路层
1——物理层
―转发”和“路由选择”的区别
―转发,(forwarding)就是路由器根据转发表将用户的 IP 数据报从合适的端口转发出去 。
,路由选择,(routing)则是按照分布式算法,
根据从各相邻路由器得到的关于网络拓扑的变化 情况,动态地改变所选择的路由 。
路由表是根据路由选择算法得出的 。 而转发表是从路由表得出的 。
在讨论路由选择的原理时,往往不去区分转发表和路由表的区别,
输入端口对线路上收到的分组的处理
数据链路层剥去帧首部和尾部后,将分组送到网络层的队列中排队等待处理 。 这会产生一定的时延 。
物理层处理 数据链路层 处理网络层处理分组排队 交换结构输入端口的处理从线路接收分组 查表和转发输出端口将交换结构传送来的分组发送到线路
当交换结构传送过来的分组先进行缓存 。 数据链路层处理模块将分组加上链路层的首部和尾部,交给物理层后发送到外部线路 。
物理层处理数据链路层 处理网络层处理分组排队输出端口的处理向线路发送分组缓存管理交换结构分组丢弃
若路由器处理分组的速率赶不上分组进入队列的速率，则队列的存储空间最终必定减少到零，这就使后面再进入队列的分组由于没有存储空间而只能被丢弃。
路由器中的输入或输出队列产生溢出是造成分组丢失的重要原因。
6.1.2 交换结构
I1
I3
I2
O1
O2存储器
I1
I3
I2
O1
O2
I1
I3
I2
O1 O2 O3
(a) 通过存储器
(c) 通过互连网络
(b) 通过总线总线互连网络
O3O3
互连在一起的网络要进行通信，会遇到许多问题需要解决，如：
不同的寻址方案
不同的最大分组长度
不同的网络接入机制
不同的超时控制
不同的差错恢复方法
不同的状态报告方法
不同的路由选择技术
不同的用户接入控制
不同的服务（面向连接服务和无连接服务）
不同的管理与控制方式
6.1.3 互联网与因特网
中间设备 又称为 中间系统 或 中继 (relay)系统。
物理层中继系统,转发器 (repeater)。
数据链路层中继系统,网桥 或 桥接器 (bridge)。
网络层中继系统,路由器 (router)。
网桥和路由器的混合物,桥路器 (brouter)。
网络层以上的中继系统,网关 (gateway)。
网络互相连接起来要使用一些中间设备
当中继系统是转发器或网桥时，一般并不称之为网络互连，因为这仅仅是把一个网络扩大了，而这仍然是一个网络。
网关由于比较复杂，目前使用得较少。
互联网都是指用路由器进行互连的网络。
由于历史的原因，许多有关 TCP/IP 的文献将网络层使用的路由器称为网关。
网络互连使用路由器互连网络与虚拟互连网络网络网络网络网络网络
(a) 互连网络 (b) 虚拟互连网络路由器虚拟互连网络
（ IP 网）
虚拟互连网络的意义
所谓虚拟互连网络也就是逻辑互连网络,它的意思就是互连起来的各种物理网络的异构性本来是客观存在的,但是我们利用 IP 协议就可以使这些性能各异的网络从用户看起来好像是一个统一的网络 。
使用 IP 协议的虚拟互连网络可简称为 IP 网 。
使用虚拟互连网络的好处是：当互联网上的主机进行通信时,就好像在一个网络上通信一样,
而看不见互连的各具体的网络异构细节 。
名词 internet 和 Internet
以小写字母 i 开始的 internet（ 互联网或互连网 ）
是一个 通用名词,它泛指由多个计算机网络互连而成的虚拟网络 。
以大写字母 I 开始的的 Internet（ 因特网 ） 则是一个 专用名词,它指当前全球最大的,开放的,
由众多网络相互连接而成的特定计算机网络,
它采用 TCP/IP 协议族,且其前身是美国的
ARPANET。
6.2 因特网的网际协议 IP
网际协议 IP 是 TCP/IP 体系中两个最主要的协议之一 。与 IP 协议配套使用的还有四个协议：
地址解析协议 ARP
(Address Resolution Protocol)
逆地址解析协议 RARP
(Reverse Address Resolution Protocol)
因特网控制报文协议 ICMP
(Internet Control Message Protocol)
因特网组管理协议 IGMP
(Internet Group Management Protocol)
网际协议 IP 及其配套协议各种应用层协议网络接口层
(TELNET,FTP,SMTP 等 )
物理硬件运输层 TCP,UDP
应用层
ICMP
IP
RARP ARP
与各种网络接口网际层
IGMP
6.2.1 分类的 IP 地址
1,IP 地址及其表示方法
我们把整个因特网看成为一个单一的,抽象的网络 。 IP 地址就是给每个连接在因特网上的主机 （ 或路由器 ） 分配一个在全世界范围是惟一的 32 bit 的标识符 。
IP 地址现在由因特网名字与号码指派公司
ICANN (Internet Corporation for Assigned
Names and Numbers)进行分配
IP 地址的编址方法
分类的 IP 地址 。 这是最基本的编址方法,
在 1981 年就通过了相应的标准协议 。
子网的划分 。 这是对最基本的编址方法的改进,其标准 [RFC 950]在 1985 年通过 。
构成超网 。 这是比较新的无分类编址方法 。
1993 年提出后很快就得到推广应用 。
分类 IP 地址
每一类地址都由两个固定长度的字段组成,
其中一个字段是网络号 net-id,它标志主机 （ 或路由器 ） 所连接到的网络,而另一个字段则是主机号 host-id,它标志该主机
（ 或路由器 ） 。
两级的 IP 地址可以记为：
IP 地址,:= { <网络号 >,<主机号 >} (6-1)
::= 代表,定义为,
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
A 类地址的网络号字段 net-id 为 1 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
B 类地址的网络号字段 net-id 为 2 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
C 类地址的网络号字段 net-id 为 3 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
A 类地址的主机号字段 host-id 为 3 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
B 类地址的主机号字段 host-id 为 2 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
C 类地址的主机号字段 host-id 为 1 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
D 类地址是多播地址
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
E 类地址保留为今后使用路由器转发分组的步骤
先按所要找的 IP 地址中的网络号 net-id
把目的网络找到 。
当分组到达目的网络后,再利用主机号
host-id 将数据报直接交付给目的主机 。
按照整数字节划分 net-id 字段和 host-id
字段,就可以使路由器在收到一个分组时能够更快地将地址中的网络号提取出来 。
点分十进制记法
10000000000010110000001100011111 机器中存放的 IP 地址是 32 bit 二进制代码
10000000 00001011 00000011 00011111 每隔 8 bit 插入一个空格能够提高可读性采用点分十进制记法则进一步提高可读性 128.11.3.31
128 11 3 31 将每 8 bit 的二进制数转换为十进制数
2,常用的三种类别的 IP 地址
IP 地址的使用范围网络 最大 第一个 最后一个 每个网络类别 网络数 可用的 可用的 中最大的网络号 网络号 主机数
A 126 (27 – 2) 1 126 16,777,214
B 16,384 (214) 128.0 191.255 65,534
C 2,097,152 (221) 192.0.0 223.255.255 254
IP 地址的一些重要特点
(1) IP 地址是一种分等级的地址结构 。 分两个等级的好处是：
第一,IP 地址管理机构在分配 IP 地址时只分配网络号,而剩下的主机号则由得到该网络号的单位自行分配 。 这样就方便了 IP 地址的管理 。
第二,路由器仅根据目的主机所连接的网络号来转发分组 （ 而不考虑目的主机号 ）,这样就可以使路由表中的项目数大幅度减少,从而减小了路由表所占的存储空间 。
IP 地址的一些重要特点
(2) 实际上 IP 地址是标志一个主机 （ 或路由器 ） 和一条链路的接口 。
当一个主机同时连接到两个网络上时,该主机就必须同时具有两个相应的 IP 地址,其网络号
net-id 必须是不同的 。 这种主机称为多接口主机
(multihomed host)。
由于一个路由器至少应当连接到两个网络 （ 这样它才能将 IP 数据报从一个网络转发到另一个网络 ）,因此一个路由器至少应当有两个不同的 IP
地址 。
IP 地址的一些重要特点
(3) 用转发器或网桥连接起来的若干个局域网仍为一个网络,因此这些局域网都具有同样的网络号 net-id。
(4) 所有分配到网络号 net-id 的网络,范围很小的局域网,还是可能覆盖很大地理范围的广域网,都是平等的 。
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网在同一个局域网上的主机或路由器的
IP 地址中的网络号必须是一样的。
图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网在同一个局域网上的主机或路由器的
IP 地址中的网络号必须是一样的。
图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网在同一个局域网上的主机或路由器的
IP 地址中的网络号必须是一样的。
图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网在同一个局域网上的主机或路由器的
IP 地址中的网络号必须是一样的。
图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网路由器总是具有两个或两个以上的 IP 地址。
路由器的每一个接口都有一个不同网络号的 IP 地址。
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网路由器总是具有两个或两个以上的 IP 地址。
路由器的每一个接口都有一个不同网络号的 IP 地址。
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网路由器总是具有两个或两个以上的 IP 地址。
路由器的每一个接口都有一个不同网络号的 IP 地址。
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网两个路由器直接相连的接口处，可指明也可不指明
IP 地址。如指明 IP 地址，则这一段连线就构成了一种只包含一段线路的特殊“网络” 。现在常不指明 IP 地址。
6.2.2 IP 地址与硬件地址
TCP 报文
IP 数据报
MAC 帧应用层数据首部首部尾部首部链路层及以下使用硬件地址硬件地址网络层及以上使用 IP 地址
IP 地址
HA1 HA5HA4HA3 HA6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1硬件地址 路由器 R2
HA2
IP1 IP2
局域网 局域网 局域网通信的路径
H1→ 经过 R1 转发 → 再经过 R2 转发 → H2
查找路由表 查找路由表
HA1 HA5HA4HA3 HA6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1硬件地址 路由器 R2
HA2
IP1 IP2
局域网 局域网 局域网
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报从协议栈的层次上看数据的流动
HA1 HA5HA4HA3 HA6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1硬件地址 路由器 R2
HA2
IP1 IP2
局域网 局域网 局域网
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报从虚拟的 IP 层上看 IP 数据报的流动
HA1 HA5HA4HA3 HA6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1硬件地址 路由器 R2
HA2
IP1 IP2
局域网 局域网 局域网
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报在链路上看 MAC 帧的流动
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报在 IP 层抽象的互联网上只能看到 IP 数据报图中的 IP1→ IP2 表示从源地址 IP1 到目的地址 IP2
两个路由器的 IP 地址并不出现在 IP 数据报的首部中
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报路由器只根据目的站的 IP 地址的网络号进行路由选择
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
MAC 帧从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报在具体的物理网络的链路层只能看见 MAC 帧而看不见 IP 数据报
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
MAC 帧从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报
IP层抽象的互联网屏蔽了下层很复杂的细节在抽象的网络层上讨论问题，就能够使用统一的、抽象的 IP 地址研究主机和主机或主机和路由器之间的通信
6.2.3 地址解析协议 ARP 和逆地址解析协议 RARP
不管网络层使用的是什么协议，在实际网络的链路上传送数据帧时，最终还是必须使用硬件地址。
每一个主机都设有一个 ARP 高速缓存 (ARP
cache)，里面有所在的局域网上的各主机和路由器的 IP 地址到硬件地址的映射表。
当主机 A 欲向本局域网上的某个主机 B 发送 IP 数据报时，就先在其 ARP 高速缓存中查看有无主机
B 的 IP 地址。如有，就可查出其对应的硬件地址，
再将此硬件地址写入 MAC 帧，然后通过局域网将该 MAC 帧发往此硬件地址。
ARP 响应
A YX B Z
主机 B 向 A 发送
ARP 响应分组主机 A 广播发送
ARP 请求分组
ARP 请求 ARP 请求 ARP 请求ARP 请求
209.0.0.5 209.0.0.6
00-00-C0-15-AD-18
08-00-2B-00-EE-0A
我是 209.0.0.5，硬件地址是 00-00-C0-15-AD-18
我想知道主机 209.0.0.6 的硬件地址我是 209.0.0.6
硬件地址是 08-00-2B-00-EE-0A
A YX B Z
209.0.0.5 209.0.0.6
00-00-C0-15-AD-18
ARP 高速缓存的作用
为了减少网络上的通信量,主机 A 在发送其 ARP 请求分组时,就将自己的 IP 地址到硬件地址的映射写入 ARP 请求分组 。
当主机 B 收到 A 的 ARP 请求分组时,就将主机 A 的这一地址映射写入主机 B 自己的 ARP 高速缓存中 。 这对主机 B 以后向
A 发送数据报时就更方便了 。
应当注意的问题
ARP 是解决同一个局域网上的主机或路由器的 IP 地址和硬件地址的映射问题 。
如果所要找的主机和源主机不在同一个局域网上,那么就要通过 ARP 找到一个位于本局域网上的某个路由器的硬件地址,然后把分组发送给这个路由器,让这个路由器把分组转发给下一个网络 。 剩下的工作就由下一个网络来做 。
应当注意的问题
从 IP地址到硬件地址的解析是自动进行的,
主机的用户对这种地址解析过程是不知道的 。
只要主机或路由器要和本网络上的另一个已知 IP 地址的主机或路由器进行通信,ARP
协议就会自动地将该 IP 地址解析为链路层所需要的硬件地址 。
什么我们不直接使用硬件地址进行通信？
由于全世界存在着各式各样的网络，它们使用不同的硬件地址。要使这些异构网络能够互相通信就必须进行非常复杂的硬件地址转换工作，因此几乎是不可能的事。
连接到因特网的主机都拥有统一的 IP 地址，它们之间的通信就像连接在同一个网络上那样简单方便，因为调用 ARP 来寻找某个路由器或主机的硬件地址都是由计算机软件自动进行的，对用户来说是看不见这种调用过程的。
逆地址解析协议 RARP
逆地址解析协议 RARP 使只知道自己硬件地址的主机能够知道其 IP 地址。
这种主机往往是无盘工作站。 因此 RARP
协议目前已很少使用。
6.2.4 IP 数据报的格式
一个 IP 数据报由首部和数据两部分组成。
首部的前一部分是固定长度，共 20 字节，
是所有 IP 数据报必须具有的。
在首部的固定部分的后面是一些可选字段，其长度是可变的。
固定部分可变部分
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特数 据 部 分首 部传送
IP 数据报首部可变部分首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特数 据 部 分首 部传送
IP 数据报固定部分首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特数 据 部 分首 部传送
IP 数据报固定部分可变部分首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分版本 ——占 4 bit，指 IP协议的版本目前的 IP 协议版本号为 4 (即 IPv4)
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分首部长度 ——占 4 bit，可表示的最大数值是 15 个单位 (一个单位为 4 字节 )
因此 IP 的首部长度的最大值是 60字节。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分服务类型 ——占 8 bit，用来获得更好的服务这个字段以前一直没有被人们使用首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分总长度 ——占 16 bit，指首部和数据之和的长度，
单位为字节，因此数据报的最大长度为 65535 字节。
总长度必须不超过最大传送单元 MTU。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分标识 (identification) 占 16 bit，
它是一个计数器，用来产生数据报的标识。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分标识 (identification) 占 16 bit，
它是一个计数器，用来产生数据报的标识。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分片偏移 (12 bit)指出：较长的分组在分片后某片在原分组中的相对位置。
片偏移以 8 个字节为偏移单位。
偏移 = 0/8 = 0
偏移 = 0/8
= 0
偏移 = 1400/8 = 175 偏移 = 2800/8 = 350
1400 2800 379927991399
3799
需分片的数据报数据报片 1
首部数据部分共 3800 字节首部 1 首部 2 首部 3
字节 0
数据报片 2 数据报片 3
1400 2800字节 0
IP 数据报分片的举例首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分生存时间 (8 bit)记为 TTL (Time To Live)
数据报在网络中的寿命，其单位为秒。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分协议 (8 bit)字段指出此数据报携带的数据使用何种协议以便目的主机的 IP 层将数据部分上交给哪个处理过程运输层网络层 首部
TCP UDP
ICMP IGMP OSPF
数 据 部 分
IP 数据报协议字段指出应将数据部分交给哪一个进程首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分首部检验和 (16 bit)字段只检验数据报的首部不包括数据部分。
这里不采用 CRC 检验码而采用简单的计算方法。
发送端 接收端
16 bit字 1
16 bit字 2
置为全 0检验和
16 bit字 n
16 bit反码算术运算求和
…
…
取反码数据报首部
IP 数据报
16 bit检验和
16 bit字 1
16 bit字 2
16 bit检验和
16 bit字 n
16 bit反码算术运算求和
16 bit结果
…
…
取反码数据部分若结果为 0,则保留；
否则，丢弃该数据报数据部分不参与检验和的计算首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分源地址和目的地址都各占 4 字节
2,IP 数据报首部的可变部分
IP 首部的可变部分就是一个选项字段,用来支持排错,测量以及安全等措施,内容很丰富 。
选项字段的长度可变,从 1 个字节到 40 个字节不等,取决于所选择的项目 。
增加首部的可变部分是为了增加 IP 数据报的功能,但这同时也使得 IP 数据报的首部长度成为可变的 。 这就增加了每一个路由器处理数据报的开销 。
实际上这些选项很少被使用 。
6.2.5 IP 层转发分组的流程路由器和结点交换机有些区别：
路由器是用来连接不同的网络，而结点交换机只是在一个特定的网络中工作。
路由器是专门用来转发分组的，而结点交换机还可接上许多个主机。
路由器使用统一的 IP 协议，而结点交换机使用所在广域网的特定协议。
路由器根据目的网络地址找出下一个路由器，而结点交换机则根据目的站所接入的交换机号找出下一跳（即下一个结点交换机）。
网 1
10.0.0.0
网 4
40.0.0.0
网 3
30.0.0.0
网 2
20.0.0.0
10.0.0.4 40.0.0.430.0.0.220.0.0.920.0.0.7
目的主机所在的网络 下一跳路由器的地址
20.0.0.0
30.0.0.0
10.0.0.0
40.0.0.0
20.0.0.7
30.0.0.1
直接交付，接口 1
直接交付，接口 0
路由器 R2 的路由表
30.0.0.1
10.0.0.4 40.0.0.430.0.0.220.0.0.920.0.0.7 30.0.0.1
链路 4链路 3链路 2链路 1
R2 R3R1
0 1
R2 R3R1
在路由表中，对每一条路由，最主要的是
（目的网络地址，下一跳地址）
特定主机路由
这种路由是为特定的目的主机指明一个路由。
采用特定主机路由可使网络管理人员能更方便地控制网络和测试网络，同时也可在需要考虑某种安全问题时采用这种特定主机路由。
分组转发算法
(1) 从数据报的首部提取目的站的 IP 地址 D,得出目的网络地址为 N。
(2) 若网络 N 与此路由器直接相连,则 直接 将数据报交付给目的站 D；否则是 间接 交付,执行 (3)。
(3) 若路由表中有目的地址为 D 的特定主机路由,则将数据报传送给路由表中所指明的下一跳路由器；否则,执行 (4)。
(4) 若路由表中有到达网络 N 的路由,则将数据报传送给路由表指明的下一跳路由器；否则,执行 (5)。
(5) 若路由表中有一个默认路由,则将数据报传送给路由表中所指明的默认路由器；否则,执行 (6)。
(6) 报告转发分组出错 。
必须强调指出
IP 数据报的首部中没有地方可以用来指明,下一跳路由器的 IP 地址,。
当路由器收到待转发的数据报,不是将下一跳路由器的 IP 地址填入 IP数据报,而是送交下层的网络接口软件 。
网络接口软件使用 ARP 负责将下一跳路由器的
IP 地址转换成硬件地址,并将此硬件地址放在链路层的 MAC 帧的首部,然后根据这个硬件地址找到下一跳路由器 。
6.3 划分子网和构造超网
6.3.1 划分子网
1,从两级 IP 地址到三级 IP 地址
在 ARPANET 的早期,IP 地址的设计确实不够合理 。
IP 地址空间的利用率有时很低 。
给每一个物理网络分配一个网络号会使路由表变得太大因而使网络性能变坏 。
两级的 IP 地址不够灵活 。
从 1985 年起在 IP 地址中又增加了一个
“子网号字段”，使两级的 IP 地址变成为三级的 IP 地址 。
这种做法叫作 划分子网 (subnetting) 。划分子网已成为因特网的正式标准协议。
三级的 IP 地址
划分子网纯属一个 单位内部的事情 。 单位对外仍然表现为没有划分子网的网络 。
从主机号 借用 若干个比特作为 子网号 subnet-id,而主机号 host-id 也就相应减少了若干个比特 。
IP地址,:= {<网络号 >,<子网号 >,<主机号 >} (6-2)
划分子网的基本思路
凡是从其他网络发送给本单位某个主机的 IP 数据报,
仍然是根据 IP 数据报的 目的网络号 net-id,先找到连接在 本单位网络上的路由器 。
然后 此路由器 在收到 IP 数据报后,再按目的网络号
net-id 和子网号 subnet-id 找到目的子网 。
最后就将 IP 数据报直接交付给目的主机 。
划分子网的基本思路（续）
145.13.3.10
145.13.3.11 145.13.3.101 145.13.7.34
145.13.7.35
145.13.7.56
145.13.21.23
145.13.21.9
145.13.21.8所有到网络145.13.0.0的分组均到达此路由器我的网络地址是 145.13.0.0
R1
R3
R2
网络
145.13.0.0
一个未划分子网的 B 类网络 145.13.0.0
划分为三个子网后对外仍是一个网络
145.13.3.10145.13.3.11
145.13.3.101 145.13.7.34
145.13.7.35
145.13.7.56
145.13.21.23
145.13.21.9
145.13.21.8
…
…
…
子网 145.13.21.0
子网 145.13.3.0
子网
145.13.7.0
所有到达网络
145.13.0.0
的分组均到达此路由器网络
145.13.0.0
R1R
3
R2
当没有划分子网时,IP 地址是两级结构,
地址的网络号字段也就是 IP 地址的,因特网部分,,而主机号字段是 IP 地址的
,本地部分,。
划分子网后 IP 地址就变成了三级结构 。
划分子网只是将 IP 地址的 本地部分 进行再划分,而 不改变 IP 地址的因特网部分 。
划分子网后变成了三级结构
从一个 I P数据报的首部并 无法判断 源主机或目的主机所连接的网络是否进行了子网的划分 。
使用 子网掩码 (subnet mask)可以找出
IP 地址中的子网部分 。
2,子网掩码
IP 地址的各字段和子网掩码网络号 net-id 主机号 host-id两级 IP 地址网络号
net-id host-id三级 IP 地址主机号
subnet-id
子网号子网掩码因特网部分 本地部分因特网部分 本地部分划分子网时的网络地址
1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0
net-id subnet-id host-id 为全 0
(IP地址 ) AND (子网掩码 ) =
网络地址网络号 net-id 主机号 host-id两级 IP 地址网络号三级 IP 地址主机号
net-id host-idsubnet-id
子网号子网掩码因特网部分 本地部分因特网部分 本地部分划分子网时的网络地址
1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0
net-id subnet-id host-id 为全 0
AND
net-id
net-id host-id 为全 0
net-id
网络地址A类地址 默认子网掩码 255.0.0.0
网络地址B类地址 默认子网掩码 255.255.0.0
网络地址C类地址 默认子网掩码
255.255.255.0 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1
0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0
1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0
1 1 1 1 1 1 1 1
0 0 0 0 0 0 0 0
host-id 为全 0
host-id 为全 0
A 类,B 类和 C 类 IP 地址的默认子网掩码
在不划分子网的两级 IP 地址下，从 IP 地址得出网络地址是个很简单的事。
但在划分子网的情况下，从 IP地址却不能惟一地得出网络地址来，这是因为网络地址取决于那个网络所采用的子网掩码，但数据报的首部并没有提供子网掩码的信息。
因此分组转发的算法也必须做相应的改动。
6.3.2 使用子网掩码的分组转发过程
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1 的路由表（未给出默认路由器）
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.1380
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
划分子网后分组的转发举例主机 H1 要发送分组给 H2
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
要发送的分组的目的 IP 地址,128.30.33.138
请注意,H1并不知道 H2 连接在哪一个网络上。
H1仅仅知道 H2 的 IP 地址是
128.30.33.138
因此 H1首先检查主机 128.30.33.138是否连接在本网络上如果是，则直接交付；
否则，就送交路由器 R1，并逐项查找路由表。
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
H1
子网 1：
网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2
128.30.33.13
128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
主机 H1 首先将本子网的子网掩码 255.255.255.128
与分组的 IP 地址 128.30.33.138 逐比特相,与,(AND 操作 )
255.255.255.128 AND 128.30.33.138 的计算
255 就是二进制的全 1，因此 255 AND xyz = xyz，
这里只需计算最后的 128 AND 138 即可。
12 → 10000000
138 → 10001010
逐比特 AND 操作后,10000000 → 128
255.255.255.128
128,30,33.138
255.255.255.128
逐比特 AND 操作
H1的网络地址因此 H1 必须把分组传送到路由器 R1
然后逐项查找路由表
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
路由器 R1 收到分组后就用路由表中第 1 个项目的子网掩码和 128.30.33.138 逐比特 AND 操作
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
255.255.255.128 AND 128.30.33.138 = 128.30.33.128
不匹配 !
（因为 128.30.33.128 与路由表中的 128.30.33.0 不一致）
R1收到的分组的目的 IP 地址,128.30.33.138
不一致路由器 R1 再用路由表中第 2 个项目的子网掩码和 128.30.33.138 逐比特 AND 操作
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
255.255.255.128 AND 128.30.33.138 = 128.30.33.128
匹配 !
这表明子网 2 就是收到的分组所要寻找的目的网络
R1收到的分组的目的 IP 地址,128.30.33.138
一致 !
在划分子网的情况下路由器转发分组的算法
(1) 从收到的分组的首部提取目的 IP 地址 D。
(2) 先用各网络的子网掩码和 D 逐比特相“与”，看是否和相应的网络地址匹配。若匹配，则将分组直接交付。
否则就是间接交付，执行 (3)。
(3) 若路由表中有目的地址为 D 的特定主机路由，则将分组传送给指明的下一跳路由器；否则，执行 (4)。
(4) 对路由表中的每一行的子网掩码和 D 逐比特相
“与”，
若其结果与该行的目的网络地址匹配，则将分组传送给该行指明的下一跳路由器；否则，执行 (5)。
(5) 若路由表中有一个默认路由，则将分组传送给路由表中所指明的默认路由器；否则，执行 (6)。
(6) 报告转发分组出错。
划分子网在一定程度上缓解了因特网在发展中遇到的困难 。 然而在 1992年因特网仍然面临三个必须尽早解决的问题,这就是：
B 类地址在 1992 年已分配了近一半,眼看就要在 1994 年 3 月全部分配完毕 ！
因特网主干网上的路由表中的项目数急剧增长
（ 从几千个增长到几万个 ） 。
整个 IPv4 的地址空间最终将全部耗尽 。
6.3.3 无分类编址 CIDR
1,网络前缀
1987 年,RFC 1009 就指明了在一个划分子网的网络中可同时使用几个不同的子网掩码 。 使用 变 长 子网 掩 码 VLSM
(Variable Length Subnet Mask)可进一步提高 IP 地址资源的利用率 。
在 VLSM 的基础上又进一步研究出无分类编址方法,它的正式名字是 无分类域间路由选择 CIDR (Classless Inter-Domain
Routing)。
IP 编址问题的演进
CIDR 消除了传统的 A 类,B 类和 C 类地址以及划分子网的概念,因而可以更加有效地分配 IPv4 的地址空间 。
CIDR 使 用 各 种 长 度 的,网 络 前缀,(network-prefix)来代替分类地址中的网络号和子网号 。
IP 地址从三级编址 （ 使用子网掩码 ） 又回到了两级编址 。
CIDR 最主要的特点
无分类的两级编址的记法是：
IP地址,:= {<网络前缀 >,<主机号 >} (6-3)
CIDR 还使用,斜线记法,(slash notation),它又称为 CIDR记法,即在 IP地址后面加上一个斜线
,/‖,然后写上网络前缀所占的比特数 （ 这个数值对应于三级编址中子网掩码中比特 1 的个数 ） 。
CIDR 将网络前缀都相同的连续的 IP 地址组成
,CIDR地址块,。
无分类 的两级编址
CIDR 地址块
128.14.32.0/20 表示的地址块共有 212 个地址 （ 因为 斜线后面的 20 是网络前缀的比特数,所以主机号的比特数是 12） 。
这个地址块的起始地址是 128.14.32.0。
在不需要指出地址块的起始地址时,也可将这样的地址块简称为,/20 地址块,。
128.14.32.0/20 地址块的最小地址,128.14.32.0
128.14.32.0/20 地址块的最大地址,128.14.32.255
全 0 和全 1 的主机号地址一般不使用 。
128.14.32.0/20 表示的地址（ 212 个地址）
10000000 00001110 00100000 00000000
10000000 00001110 00100000 00000001
10000000 00001110 00100000 00000010
10000000 00001110 00100000 00000011
10000000 00001110 00100000 00000100
10000000 00001110 00100000 00000101
10000000 00001110 00111111 11111011
10000000 00001110 00111111 11111100
10000000 00001110 00111111 11111101
10000000 00001110 00111111 11111110
10000000 00001110 00111111 11111111
所有地址的 20 bit
前缀都是一样的最小地址最大地址
一个 CIDR 地址块可以表示很多地址,这种地址的聚合常称为 路由聚合,它使得路由表中的一个项目可以表示很多个 （ 例如上千个 ） 原来传统分类地址的路由 。
路由聚合也称为 构成超网 (supernetting)。
CIDR 虽然不使用子网了,但仍然使用,掩码,
这一名词 （ 但不叫子网掩码 ） 。
对于 /20地址块,它的掩码是 20个连续的 1。
斜线记法中的数字就是掩码中 1的个数 。
路由聚合 (route aggregation)
CIDR 记法的其他形式
10.0.0.0/10 可简写为 10/10,也就是将点分十进制中低位连续的 0 省略 。
10.0.0.0/10 隐含地指出 IP 地址 10.0.0.0 的掩码 是 255.192.0.0。 此掩码可表示为
11111111 11000000 00000000 00000000
255 192 0 0
掩码中有 10 个连续的 0
CIDR 记法的其他形式
10.0.0.0/10 可简写为 10/10,也就是将点分十进制中低位连续的 0 省略 。
10.0.0.0/10 相当于指出 IP 地址 10.0.0.0 的掩码是 255.192.0.0,即
11111111 11000000 00000000 00000000
网络前缀的后面加一个星号 * 的表示方法如 00001010 00*，在星号 * 之前是网络前缀，
而星号 * 表示 IP 地址中的主机号，即构成超网
前缀长度不超过 23 bit 的 CIDR 地址块都包含了多个 C 类地址 。
这些 C 类地址合起来就构成了超网 。
CIDR 地址块中的地址数一定是 2 的整数次幂 。
网络前缀越短,其地址块所包含的地址数就越多 。 而在三级结构的 IP地址中,
划分子网是使网络前缀变长 。
CIDR 地址块划分举例因特网 206.0.68.0/22206.0.64.0/18
ISP 大学 X
一系 二系三系 四系
206.0.71.128/26
206.0.71.192/26
206.0.68.0/25
206.0.68.128/25
206.0.69.0/25
206.0.69.128/25
206.0.70.0/26
206.0.70.64/26
206.0.70.128/26
206.0.70.192/26
206.0.70.0/24 206.0.71.0/25
206.0.71.0/26
206.0.71.64/26
206.0.71.128/25206.0.68.0/23
单位 地址块 二进制表示 地址数
ISP 206.0.64.0/18 11001110.00000000.01* 16384
大学 206.0.68.0/22 11001110.00000000.010001* 1024
一系 206.0.68.0/23 11001110.00000000.0100010* 512
二系 206.0.70.0/24 11001110.00000000.01000110.* 256
三系 206.0.71.0/25 11001110.00000000.01000111.0* 128
四系 206.0.71.128/25 11001110.00000000.01000111.1* 128
CIDR 地址块划分举例因特网 206.0.68.0/22206.0.64.0/18
ISP 大学 X
一系 二系三系 四系
206.0.71.128/26
206.0.71.192/26
206.0.68.0/25
206.0.68.128/25
206.0.69.0/25
206.0.69.128/25
206.0.70.0/26
206.0.70.64/26
206.0.70.128/26
206.0.70.192/26
206.0.70.0/24 206.0.71.0/25
206.0.71.0/26
206.0.71.64/26
206.0.71.128/25206.0.68.0/23
这个 ISP 共有 64 个 C 类网络。如果不采用 CIDR 技术，则在与该 ISP 的路由器交换路由信息的每一个路由器的路由表中，就需要有 64 个项目。但采用地址聚合后，只需用路由聚合后的 1 个项目 206.0.64.0/18 就能找到该 ISP。
2,最长前缀匹配
使用 CIDR 时,路由表中的每个项目由,网络前缀,和,下一跳地址,组成 。 在查找路由表时可能会得到不止一个匹配结果 。
应当从匹配结果中选择具有最长网络前缀的路由,最长前缀匹配 (longest-prefix matching)。
网络前缀越长,其地址块就越小,因而路由就越具体 。
最长前缀匹配又称为 最长匹配 或 最佳匹配 。
最长前缀匹配举例收到的分组的目的地址 D = 206.0.68.0/22
路由表中的项目,206.0.68.0/22 （ ISP）
206.0.71.128/25 （四系）
查找路由表中的第 1 个项目
AND D = 206,0,01000100,0
第 1 个项目 206.0.68.0/22 的掩码 M 有 22 个连续的 1。
M = 11111111 11111111 11111100 00000000
因此只需把 D 的第 3 个字节转换成二进制。
M = 11111111 11111111 11111100 00000000
206,0,01000100,0
与 206.0.68.0/22 匹配最长前缀匹配举例收到的分组的目的地址 D = 206.0.68.0/22
路由表中的项目,206.0.68.0/22 （ ISP）
206.0.71.128/25 （四系）
再查找路由表中的第 2 个项目
AND D = 206,0,71,10000000
第 2 个项目 206.0.71.128/25 的掩码 M 有 25 个连续的 1。
M = 11111111 11111111 11111111 10000000
因此只需把 D 的第 4 个字节转换成二进制。
M = 11111111 11111111 11111111 10000000
206,0,71,10000000
与 206.0.71.128/25 匹配最长前缀匹配
D AND (11111111 11111111 11111100 00000000)
= 206.0.68.0/22 匹配
D AND (11111111 11111111 11111111 10000000)
= 206.0.71.128/25 匹配
选择两个匹配的地址中更具体的一个，即选择最长前缀的地址。
3,使用二叉线索查找路由表
当路由表的项目数很大时,怎样设法减小路由表的查找时间就成为一个非常重要的问题 。
为了进行更加有效的查找,通常是将无分类编址的路由表存放在一种层次的数据结构中,然后自上而下地按层次进行查找 。 这里最常用的就是 二叉线索 (binary
trie)。
IP 地址中从左到右的比特值决定了从根结点逐层向下层延伸的路径,而二叉线索中的各个路径就代表路由表中存放的各个地址 。
为了提高二叉线索的查找速度,广泛使用了各种压缩技术 。
6.4 因特网控制报文协议 ICMP
为了提高 IP 数据报交付成功的机会，在网际层使用了因特网控制报文协议 ICMP (Internet
Control Message Protocol)。
ICMP 允许主机或路由器报告差错情况和提供有关异常情况的报告。
ICMP 不是高层协议，而是 IP 层的协议。
ICMP 报文作为 IP 层数据报的数据，加上数据报的首部，组成 IP 数据报发送出去。
ICMP 报文的格式首 部
ICMP 报文
0
数 据 部 分检验和类型 代码
（这 4 个字节取决于 ICMP 报文的类型）
8 16 31
IP 数据报前 4 个字节都是一样的
ICMP 的数据部分（长度取决于类型）
ICMP 报文
ICMP 报文的种类有两种,即 ICMP 差错报告报文和 ICMP 询问报文 。
ICMP 报文的前 4 个字节是统一的格式,共有三个字段：即类型,代码和检验和 。 接着的 4 个字节的内容与 ICMP 的类型有关 。
ICMP 差错报告报文共有 5 种
终点不可达
源站抑制
时间超过
参数问题
改变路由 （ 重定向 ）
ICMP 差错报告报文的数据字段的内容首部
IP 数据报
ICMP 的前 8 字节装入 ICMP 报文的 IP 数据报
IP 数据报首部
ICMP 差错报告报文
8
字节收到的 IP 数据报
IP 数据报首部
8
字节
ICMP 差错报告报文
IP 数据报的数据字段不应发送 ICMP 差错报告报文的几种情况
对 ICMP 差错报告报文不再发送 ICMP 差错报告报文 。
对第一个分片的数据报片的所有后续数据报片都不发送 ICMP 差错报告报文 。
对具有多播地址的数据报都不发送 ICMP 差错报告报文 。
对具有特殊地址 （ 如 127.0.0.0或 0.0.0.0）
的数据报不发送 ICMP 差错报告报文 。
ICMP 询问报文有四种
回送请求和回答报文
时间戳请求和回答报文
掩码地址请求和回答报文
路由器询问和通告报文
PING (Packet InterNet Groper)
PING 用来测试两个主机之间的连通性 。
PING 使用了 ICMP 回送请求与回送回答报文 。
PING 是应用层直接使用网络层 ICMP 的例子,它没有通过运输层的 TCP 或 UDP。
6.5 因特网的路由选择协议
6.5.1 有关路由选择协议的几个基本概念
1,理想的路由算法
算法必须是正确的和完整的 。
算法在计算上应简单 。
算法应能适应通信量和网络拓扑的变化,这就是说,要有自适应性 。
算法应具有稳定性 。
算法应是公平的 。
算法应是最佳的 。
代价
在研究路由选择时,需要给每一条链路指明一定的 代价 。
这里,代价,并不是指,钱,,而是由一个或几个因素综合决定的一种 度量 (metric)，
如链路长度,数据率,链路容量,是否要保密,传播时延等,甚至还可以是一天中某一个小时内的通信量,结点的缓存被占用的程度,链路差错率等 。
最佳路由
不存在一种绝对的最佳路由算法 。
所谓,最佳,只能是相对于某一种特定要求下得出的较为合理的选择而已 。
实际的路由选择算法,应尽可能接近于理想的算法 。
路由选择是个非常复杂的问题
它是网络中的所有结点共同协调工作的结果 。
路由选择的环境往往是不断变化的,而这种变化有时无法事先知道 。
从路由算法 的自适应性考虑
静态路由选择策略 ——即非自适应路由选择,
其特点是简单和开销较小,但不能及时适应网络状态的变化 。
动态路由选择策略 ——即自适应路由选择,
其特点是能较好地适应网络状态的变化,但实现起来较为复杂,开销也比较大 。
2,分层次的路由选择协议
因特网采用分层次的路由选择协议 。
因特网的规模非常大 。 如果让所有的路由器知道所有的网络应怎样到达,则这种路由表将非常大,处理起来也太花时间 。 而所有这些路由器之间交换路由信息所需的带宽就会使因特网的通信链路饱和 。
许多单位不愿意外界了解自己单位网络的布局细节和本部门所采用的路由选择协议 （ 这属于本部门内部的事情 ）,但同时还希望连接到因特网上 。
自治系统 (autonomous system)
因特网将整个互联网划分为许多较小的自治系统 AS。
一个自治系统是一个互联网,其最重要的特点就是自治系统有权自主地决定在本系统内应采用何种路由选择协议 。
一个自治系统内的所有网络都属于一个行政单位 (例如,一个公司,一所大学,政府的一个部门,等等 )来管辖 。
一个自治系统的所有路由器在本自治系统内都必须是连通的 。
因特网有两大类路由选择协议
内部网关协议 IGP (Interior Gateway Protocol)
即在一个自治系统内部使用的路由选择协议 。 目前这类路由选择协议使用得最多,如 RIP 和
OSPF 协议 。
外部网关协议 EGP (External Gateway Protocol)
若源站和目的站处在不同的自治系统中,当数据报传到一个自治系统的边界时,就需要使用一种协议将路由选择信息传递到另一个自治系统中 。
这样的协议就是外部网关协议 EGP。 在外部网关协议中目前使用最多的是 BGP-4。
R1H
1 H
2
内部网关协议
IGP
（例如,RIP）
自治系统 A
自治系统 B自治系统 C
IGPIGP IGP
IGP
IGP
IGP
IGP
IGP
IGPIGPIGP IGP
EGP EGP
EGP
内部网关协议
IGP
（例如,OSPF）
外部网关协议
EGP
（例如,BGP-4）
IGP
R3
R2
自治系统和内部网关协议、外部网关协议这里要指出两点
因特网的早期 RFC 文档中未使用,路由器,
而是使用,网关,这一名词 。 但是在新的
RFC 文档中又使用了,路由器,这一名词 。
应当把这两个属于当作同义词 。
IGP 和 EGP 是协议类别的名称 。 但 RFC
在使用 EGP 这个名词时出现了一点混乱,
因为最早的一个外部网关协议的协议名字正好也是 EGP。 因此在遇到名词 EGP 时,应弄清它是指旧的协议 EGP 还是指外部网关协议 EGP 这个类别 。
因特网的路由选择协议
内部网关协议 IGP：具体的协议有多种，如 RIP 和 OSPF 等。
外部网关协议 EGP：目前使用的协议就是 BGP。
6.5.2 内部网关协议 RIP
(Routing Information Protocol)
1,工作原理
路由信息协议 RIP 是内部网关协议 IGP
中最先得到广泛使用的协议。
RIP 是一种分布式的基于 距离向量 的路由选择协议。
RIP 协议要求网络中的每一个路由器都要维护从它自己到其他每一个目的网络的距离记录。
―距离”的定义
从一路由器到 直接连接 的网络的距离定义为 1。
从一个路由器到非直接连接的网络的距离定义为所经过的路由器数加 1。
RIP 协议中的,距离,也称为,跳数,(hop count),因为每经过一个路由器,跳数就加 1。
―距离”的定义
RIP 认为一个好的路由就是它通过的路由器的数目少,即,距离短,。
RIP 允许一条路径最多只能包含 15 个路由器 。
,距离,的最大值为 16 时即相当于不可达 。
可见 RIP 只适用于小型互联网 。
RIP 不能在两个网络之间同时使用多条路由 。
RIP 选择一个具有最少路由器的路由 （ 即最短路由 ）,哪怕还存在另一条高速 (低时延 )但路由器较多的路由 。
RIP 协议的三个要点
仅和相邻路由器交换信息 。
交换的信息是当前本路由器所知道的全部信息,即自己的路由表 。
按固定的时间间隔交换路由信息,例如,
每隔 30 秒 。
路由表的建立
路由器在刚刚开始工作时,只知道到直接连接的网络的距离 （ 此距离定义为 1） 。
以后,每一个路由器也只和数目非常有限的相邻路由器交换并更新路由信息 。
经过若干次更新后,所有的路由器最终都会知道到达本自治系统中任何一个网络的最短距离和下一跳路由器的地址 。
RIP 协议的 收敛 (convergence)过程较快,即在自治系统中所有的结点都得到正确的路由选择信息的过程 。
2,距离向量算法收到相邻路由器（其地址为 X）的一个 RIP 报文：
(1) 先修改此 RIP 报文中的所有项目：将“下一跳”字段中的地址都改为 X，并将所有的“距离”字段的值加 1。
(2) 对修改后的 RIP 报文中的每一个项目，重复以下步骤：
若项目中的目的网络不在路由表中，则将该项目加到路由表中。
否则若下一跳字段给出的路由器地址是同样的，则将收到的项 目替换原路由表中的项目。
否则若收到项目中的距离小于路由表中的距离，则进行更新，
否则，什么也不做。
(3) 若 3 分钟还没有收到相邻路由器的更新路由表，则将此相邻路由器记为不可达的路由器，即将距离置为 16（距离为 16表示不可达）。
(4) 返回。
路由器之间交换信息
RIP协议让互联网中的所有路由器都和自己的相邻路由器不断交换路由信息,
并不断更新其路由表,使得从每一个路由器到每一个目的网络的路由都是最短的 （ 即跳数最少 ） 。
虽然所有的路由器最终都拥有了整个自治系统的全局路由信息,但由于每一个路由器的位置不同,它们的路由表当然也应当是不同的 。
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
一开始，各路由表只有到相邻路由器的信息网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
―4‖表示“从本路由器到网 4‖ ―1‖表示“距离是 1‖
―?‖表示“直接交付”
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
A 说：“我到网 1 的距离是 1。”
因此 B 现在也可以到网 1，
距离是 2，经过 A。”
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 1?
2 1?
3 1?
4 1?
6 1?
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
A 说：“我到网 2 的距离是 1。”
因此 B 现在也可以到网 2，
距离是 2，经过 A。”
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 1?
2 1?
3 1?
4 1?
6 1?
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
A 说：“我到网 3 的距离是 1。”
但 B没有必要绕道经过路由器 A
再到达网 3，因此这一项目不变。
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 1?
2 1?
3 1?
4 1?
6 1?
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
C 说：“我到网 4 的距离是 1。”
但 B没有必要绕道经过路由器 C
再到达网 4，因此这一项目不变。
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 1?
2 1?
3 1?
4 1?
6 1?
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
C 说：“我到网 6 的距离是 1。”
因此 B 现在也可以到网 6，
距离是 2，经过 C。”
最终所有的路由器的路由表都更新了
F
E
D
CB
A
1 1?
2 1?
3 1?
4 2 B
5 2 E
6 3 B
1 1?
2 2 A
3 2 A
4 3 A
5 1?
6 2 F
1 2 E
2 2 D
3 3 C
4 2 C
5 1?
6 1?
1 3 B
2 3 B
3 2 B
4 1?
5 2 F
6 1?
网 2
网 6
网 5网 1
网 3
网 4
1 2 A
2 1?
3 2 A
4 3 A
5 1?
6 2 F1 2 A2 2 A
3 1?
4 1?
5 3 C
6 2 C
RIP 协议的位置
RIP 协议使用运输层的用户数据报 UDP
进行传送 （ 使用 UDP 的端口 520） 。
因此 RIP 协议的位置应当在应用层 。 但转发 IP 数据报的过程是在网络层完成的 。
4 字节
RIP 报文
3,RIP2 协议的报文格式路由信息
（ 20 字节 /路由）
可重复出现最多 25 个
IP 数据报路由标记网络地址地址族标识符距离 (1-16)
IP
首部
UDP
首部首部 路由部分必为 0版本命令
4 字节子网掩码下一跳路由器地址
UDP 用户数据报
RIP2 的报文由首部和路由部分组成。
RIP2 报文中的路由部分由若干个路由信息组成 。 每个路由信息需要用 20 个字节 。 地址族标识符 （ 又称为地址类别 ） 字段用来标志所使用的地址协议 。
路由标记填入自治系统的号码,这是考虑使
RIP 有可能收到本自治系统以外的路由选择信息 。 再后面指出某个网络地址,该网络的子网掩码,下一跳路由器地址以及到此网络的距离 。
RIP 协议的优缺点
RIP 存在的一个问题是当网络出现故障时,要经过比较长的时间才能将此信息传送到所有的路由器 。
RIP 协议最大的优点就是实现简单,开销较小 。
RIP 限制了网络的规模,它能使用的最大距离为 15（ 16 表示不可达 ） 。
路由器之间交换的路由信息是路由器中的完整路由表,因而随着网络规模的扩大,开销也就增加 。
R2R1
网 1 网 3网 2
正常情况
1 1? 1 2 R1
R1 说：“我到网 1 的距离是 1，是直接交付。”
―1‖表示“从本路由器到网 1‖ ―1‖表示“距离是 1‖
―?‖表示“直接交付”
R2R1
网 1 网 3网 2
正常情况
1 1? 1 2 R1
R2 说：“我到网 1 的距离是 2，是经过 R1。”
―1‖表示“从本路由器到网 1‖
―2‖表示“距离是 2‖
―R1‖表示经过 R1
R2R1
网 1 网 3网 2
R2R1
网 1 网 3网 2
网 1出了故障正常情况
1 1?
1 16?
1 2 R1
1 2 R1
R1 说：“我到网 1 的距离是 16 （表示无法到达），
是直接交付。”
但 R2 在收到 R1 的更新报文之前，还发送原来的报文，
因为这时 R2 并不知道 R1 出了故障。
R2R1
网 1 网 3网 2
R2R1
网 1 网 3网 2
网 1出了故障正常情况
1 1?
1 16?
1 2 R1
1 2 R1
R1 收到 R2 的更新报文后,误认为可经过 R2 到达网 1,于是更新自己的路由表,说：,我到网 1 的距离是 3,下一跳经过 R2‖。 然后将此更新信息发送给 R2。
1 3 R2
R2R1
网 1 网 3网 2
R2R1
网 1 网 3网 2
网 1出了故障正常情况
1 1?
1 16?
1 2 R1
1 2 R1
R2 以后又更新自己的路由表为,1,4,R1‖,表明
,我到网 1 距离是 4,下一跳经过 R1‖。
1 3 R2
1 4 R1
R2R1
网 1 网 3网 2
R2R1
网 1 网 3网 2
网 1出了故障正常情况
1 1?
…
1 16?
1 3 R2
1 5 R2
1 16 R2
1 2 R1
1 2 R1
1 4 R1
1 16 R1
…
这样不断更新下去,直到 R1 和 R2 到网 1 的距离都增大到 16 时,R1 和 R2 才知道网 1是不可达的 。
这就是 好消息传播得快,而坏消息传播得慢 。 网络出故障的传播时间往往需要较长的时间 (例如数分钟 )。 这是 RIP 的一个主要缺点 。
6.5.3 内部网关协议 OSPF
(Open Shortest Path First)
1,OSPF 协议的基本特点
,开放”表明 OSPF 协议不是受某一家厂商控制，而是公开发表的。
,最短路径优先”是因为使用了 Dijkstra 提出的最短路径算法 SPF
OSPF 只是一个协议的名字，它并不表示其他的路由选择协议不是“最短路径优先”。
是分布式的 链路状态协议 。
三个要点
向本自治系统中所有路由器发送信息，这里使用的方法是洪泛法。
发送的信息就是与本路由器相邻的所有路由器的链路状态，但这只是路由器所知道的部分信息。
,链路状态”就是说明本路由器都和哪些路由器相邻，以及该链路的“度量” (metric)。
只有当链路状态发生变化时，路由器才用洪泛法向所有路由器发送此信息。
链路状态数据库
(link-state database)
由于各路由器之间频繁地交换链路状态信息，
因此所有的路由器最终都能建立一个链路状态数据库。
这个数据库实际上就是全网的拓扑结构图，它在全网范围内是一致的（这称为链路状态数据库的同步）。
OSPF 的链路状态数据库能较快地进行更新，
使各个路由器能及时更新其路由表。 OSPF 的更新过程收敛得快是其重要优点。
OSPF 的区域 (area)
为了使 OSPF 能够用于规模很大的网络，
OSPF 将一个自治系统再划分为若干个更小的范围，叫作 区域 。
每一个区域都有一个 32 bit 的区域标识符（用点分十进制表示）。
区域也不能太大，在一个区域内的路由器最好不超过 200 个。
自治系统 AS
OSPF 划分为两种不同的区域区域 0.0.0.1 区域 0.0.0.3
主干区域 0.0.0.0
至其他自治系统
R9R7
R6
R5
R4
R3
R2
R1
网 8
网 6
网 3
网 2
网 1
网 7
区域 0.0.0.2
网 4网 5 R8
划分区域
划分区域的好处就是将利用洪泛法交换链路状态信息的范围局限于每一个区域而不是整个的自治系统，这就减少了整个网络上的通信量。
在一个区域内部的路由器只知道本区域的完整网络拓扑，而不知道其他区域的网络拓扑的情况。
OSPF 使用层次结构的区域划分。在上层的区域叫作 主干区域 (backbone area)。主干区域的标识符规定为 0.0.0.0。主干区域的作用是用来连通其他在下层的区域。
自治系统 AS
主干路由器区域 0.0.0.1 区域 0.0.0.3
主干区域 0.0.0.0
至其他自治系统
R9R7
R6
R5
R4
R3
R2
R1
网 8
网 6
网 3
网 2
网 1
网 7
区域 0.0.0.2
网 4网 5 R8
自治系统 AS
区域边界路由器区域 0.0.0.1 区域 0.0.0.3
主干区域 0.0.0.0
至其他自治系统
R9R7
R6
R5
R4
R3
R2
R1
网 8
网 6
网 3
网 2
网 1
网 7
区域 0.0.0.2
网 4网 5 R8
OSPF 直接用 IP 数据报传送
OSPF 不用 UDP 而是直接用 IP 数据报传送，
可见 OSPF 的位置在网络层。
OSPF 构成的数据报很短。这样做可减少路由信息的通信量。
数据报很短的另一好处是可以不必将长的数据报分片传送。分片传送的数据报只要丢失一个，
就无法组装成原来的数据报，而整个数据报就必须重传。
OSPF 的其他特点
OSPF 对不同的链路可根据 IP 分组的不同服务类型 TOS 而设置成不同的代价。因此,OSPF 对于不同类型的业务可计算出不同的路由。
如果到同一个目的网络有多条相同代价的路径，
那么可以将通信量分配给这几条路径。这叫作多路径间的负载平衡。
所有在 OSPF 路由器之间交换的分组都具有鉴别的功能。
支持可变长度的子网划分和无分类编址 CIDR。
每一个链路状态都带上一个 32 bit 的序号，序号越大状态就越新。
IP 数据报
OSPF 分组
IP数据报首部 OSPF 分组
OSPF 分组首部 类型 1 至类型 5 的 OSPF 分组
24 字节
0 8 16 31
版 本路 由 器 标 识 符类 型 分 组 长 度检 验 和鉴 别比特鉴 别区 域 标 识 符鉴 别 类 型
2,OSPF 的五种分组类型
类型 1，问候 (Hello)分组。
类型 2，数据库描述 (Database Description)分组。
类型 3，链路状态请求 (Link State Request)分组。
类型 4，链路状态更新 (Link State Update)分组，
用洪泛法对全网更新链路状态。
类型 5，链路状态确认 (Link State Acknowledgment)
分组。
OSPF的基本操作问候问候数据库描述数据库描述数据库描述数据库描述链路状态请求链路状态更新链路状态确认确定可达性达到数据库的同步新情况下的同步
OSPF 使用的是可靠的洪泛法
t
更新报文
ACK报文
R
R
R
R
t1
t2
t3
t4
OSPF 的其他特点
OSPF 还规定每隔一段时间，如 30 分钟，要刷新一次数据库中的链路状态。
由于一个路由器的链路状态只涉及到与相邻路由器的连通状态，因而与整个互联网的规模并无直接关系。因此当互联网规模很大时，
OSPF 协议要比距离向量协议 RIP 好得多。
OSPF 没有“坏消息传播得慢”的问题，据统计，其响应网络变化的时间小于 100 ms。
指定的路由器
(designated router)
多点接入的局域网采用了指定的路由器的方法，使广播的信息量大大减少。
指定的路由器代表该局域网上所有的链路向连接到该网络上的各路由器发送状态信息。
OSPF 支持三种网络的连接
(1) 两个路由器之间的点对点连接
(2) 具有广播功能的局域网
(3) 无广播功能的广域网局域网
L1
局域网
L2
(a) 网络拓扑
(b) 有向图
L1 L
2
W1
W3
W2DB
C
A
I
H
GF
E
12
4
22
2 3 3
3
4
13
12
16
7
7
8
8
8
10
W4
W6
4
W5 6
5
2
2
5
44
3 3
3
2
8
8 13
12
12
10
7
6
16
A B H
GF
E
C
D
I
广域网
W5 广域网 W
3
广域网
W2
广域网
W6
广域网
W1
广域网
W4
有向图
L1 L
2
W1
W3
W2DB
C
A
I
H
GF
E
12
4
22
2 3 3
3
4
13
12
16
7
7
8
8
8
10
W4
W6
4
W5 6
5
L1
L2
W1
W3
W2DB
A
I
GF
E
4
3
3
12
16
7 8
8
W4
W6
W5
6
5
4
以路由器 F为根的最短路径树
6.5.4 外部网关协议 BGP
BGP 是不同自治系统的路由器之间交换路由信息的协议。
BGP 的较新版本是 1995 年发表的 BGP-4
（ BGP 的第 4 个版本）。
可以将 BGP-4 简写为 BGP。
BGP 使用的环境却不同
因特网的规模太大，使得自治系统之间路由选择非常困难。
对于自治系统之间的路由选择，要寻找最佳路由是很不现实的。
自治系统之间的路由选择必须考虑有关策略。
因此，边界网关协议 BGP 只能是力求寻找一条能够到达目的网络且 比较好的路由 （不能兜圈子），而 并非要寻找一条最佳路由 。
BGP 发言人
每一个自治系统的管理员要选择至少一个路由器作为该自治系统的,BGP 发言人” 。
一般说来，两个 BGP 发言人都是通过一个共享网络连接在一起的，而 BGP 发言人往往就是 BGP 边界路由器，但也可以不是 BGP 边界路由器。
BGP 交换路由信息
一个 BGP 发言人与其他自治系统中的 BGP 发言人要交换路由信息，就要先建立 TCP 连接，
然后在此连接上交换 BGP 报文以建立 BGP 会话 (session)，利用 BGP 会话交换路由信息。
使用 TCP 连接能提供可靠的服务，也简化了路由选择协议。
使用 TCP 连接交换路由信息的两个 BGP 发言人，彼此成为对方的邻站或对等站。
BGP 发言人和自治系统 AS 的关系
BGP 发言人
BGP
发言人
BGP 发言人
BGP 发言人
BGP
发言人AS1
AS3
AS2
AS5
AS4
自治系统连通图
BGP 发言人互相交换网络可达性的信息后，各 BGP 发言人就可找出到达各自治系统的比较好的路由。
AS1
AS6
AS2
AS3
AS5
AS4
AS7
AS8
BGP 发言人交换路径向量主干网
（ AS1）
地区 ISP
（ AS2）
地区 ISP
（ AS3）
本地 ISP（ AS4）
N1,N2
本地 ISP（ AS5）
N3,N4
本地 ISP（ AS6）
N5
本地 ISP（ AS7）
N6,N7
自治系统 AS2 的 BGP 发言人通知主干网的 BGP 发言人：“要到达网络 N1,N2,N3 和 N4 可经过 AS2。”
BGP 发言人交换路径向量主干网
（ AS1）
地区 ISP
（ AS2）
地区 ISP
（ AS3）
本地 ISP（ AS4）
N1,N2
本地 ISP（ AS5）
N3,N4
本地 ISP（ AS6）
N5
本地 ISP（ AS7）
N6,N7
主干网还可发出通知：“要到达网络 N5,N6 和 N7
可沿路径（ AS1,AS3）。”
BGP 协议的特点
BGP 协议交换路由信息的结点数量级是自治系统数的量级，这要比这些自治系统中的网络数少很多。
每一个自治系统中 BGP 发言人（或边界路由器）的数目是很少的。这样就使得自治系统之间的路由选择不致过分复杂。
BGP 协议的特点
BGP 支持 CIDR，因此 BGP 的路由表也就应当包括目的网络前缀、下一跳路由器，以及到达该目的网络所要经过的各个自治系统序列。
在 BGP 刚刚运行时,BGP 的邻站是交换整个的 BGP 路由表。但以后只需要在发生变化时更新有变化的部分。这样做对节省网络带宽和减少路由器的处理开销方面都有好处。
BGP-4 共使用四种报文
(1) 打开 (Open)报文，用来与相邻的另一个 BGP
发言人建立关系。
(2) 更新 (Update)报文，用来发送某一路由的信息，以及列出要撤消的多条路由。
(3) 保活 (Keepalive)报文，用来确认打开报文和周期性地证实邻站关系。
(3) 通知 (Notificaton)报文，用来发送检测到的差错。
BGP 报文的格式
4 字节类 型长 度标 记
BGP 报文的数据部分可变长度首部长度
19 字节
6.6 IP 多播和因特网组管理协议 IGMP
6.6.1 IP 多播的基本概念
多播可明显地减少网络中资源的消耗。
复制复制
R1
R3 R4
R5
R6
R2
X
B
D
C
A 多播组 G
多播组 G
多播组 G
IP 多播的一些特点
(1) 多播使用组地址 —— IP 使用 D 类地址支持多播。多播地址只能用于目的地址，
而不能用于源地址。
(2) 永久组地址 ——由因特网号码指派管理局 IANA 负责指派。
(3) 动态的组成员
(4) 使用硬件进行多播
D 类 IP 地址与以太网多播地址的映射关系
0000000000000001 010111100
1110
0 8 16 24 31
D 类 IP 地址多播主机组标识符的低 23 bit
复制到以太网地址中在多播主机组标识符中的 5 bit
不能用来构成 以太网地址
48 bit 以太网地址
0 1 0 0 5 E
目的地址的第 1 字节中的最低位比特置 1 表示多播
6.6.2 因特网组管理协议 IGMP
(Internet Group Management Protocol)
IGMP 是在多播环境下使用的协议，它位于网际层。
IGMP 使用 IP 数据报传递其报文（即
IGMP 报文加上 IP 首部构成 IP 数据报），但它也向 IP 提供服务。
不把 IGMP 看成是一个单独的协议，而是属于整个网际协议 IP 的一个组成部分。
IGMP 可分为两个阶段
第一阶段：当某个主机加入新的多播组时，该主机应向多播组的多播地址发送
IGMP 报文，声明自己要成为该组的成员。本地的多播路由器收到 IGMP 报文后，将组成员关系转发给因特网上的其他多播路由器。
IGMP 可分为两个阶段
第二阶段：因为组成员关系是动态的，因此本地多播路由器要周期性地探询本地局域网上的主机，以便知道这些主机是否还继续是组的成员。
只要对某个组有一个主机响应，那么多播路由器就认为这个组是活跃的。
但一个组在经过几次的探询后仍然没有一个主机响应，则不再将该组的成员关系转发给其他的多播路由器。
主机在多播中的几种状态加入组 / 启动计时器离开组 / 取消计时器
DELAYING
MEMBER
计时器时间到 / 发送响应询问到达 / 启动计时器其他主机响应 / 取消计时器参照计数器的值变为零 / 离开组
NON-
MEMBER MEMBER
IGMP 的报文格式
IP数据报首部 IGMP 报文
IP 数据报
0 8 16 31
类 型组地址（询问时为零）
响 应 时 间 检 验 和比特
6.6.3 多播路由选择多播路由选择相当复杂
(1) 即使网络拓扑不发生变化,但由于某个应用程序加入或离开了一个多播组,多播路由都会发生变化 。
(2) 多播转发要求路由器不仅要检查目的地址,
而且还要检查源地址,以便确定何时需要复制多播数据报和转发多播数据报副本 。
(3) 多播数据报可以由不是多播组成员的主机产生,并且可能通过没有任何组成员的网络 。
隧道技术 (tunneling)
不支持多播的网络隧道多播数据报单播 IP 数据报首部 数 据首部 数 据网 1和网 2 中的多播数据报隧道中通行的单播 IP 数据报
R2R1
网 1
（支持多播）
网 2
（支持多播）
几种多播路由选择协议
距离向量多播路由选择协议 DVMRP (Distance
Vector Multicast Routing Protocol)
核心基干树 CBT (Core Based Tree)
开放最短通路优先的多播扩展 MOSPF (Multicast
Extensions to OSPF)
协议无关多播 -稀疏方式 PIM-SM
(Protocol Independent Multicast-Sparse Mode)
协议无关多播 -密集方式 PIM-DM
(Protocol Independent Multicast-Dense Mode)
6.7 虚拟专用网 VPN 和网络地址转换 NAT
6.7.1 虚拟专用网 VPN
本地地址 ——仅在机构内部使用的 IP 地址，可以由本机构自行分配，而不需要向因特网的管理机构申请。
全球地址 ——全球惟一的 IP地址，必须向因特网的管理机构申请。
[RFC 1918]指明的专用地址
(private address)
10.0.0.0 到 10.255.255.255
172.16.0.0 到 172.31.255.255
192.168.0.0 到 192.168.255.255
这些地址只能用于一个机构的内部通信，而不能用于和因特网上的主机通信。
专用地址只能用作本地地址而不能用作全球地址。在因特网中的所有路由器对目的地址是专用地址的数据报一律不进行转发。
X
10.1.0.1
用隧道技术实现虚拟专用网部门 A
因特网部门 B
R1 R2
隧道125.1.2.3 194.4.5.6
Y
10.2.0.3
使用隧道技术本地地址 本地地址全球地址
X
10.1.0.1
用隧道技术实现虚拟专用网部门 A
因特网部门 B
R1 R2
隧道125.1.2.3 194.4.5.6
Y
10.2.0.3
使用隧道技术加密的从 X到 Y的内部数据报外部数据报的数据部分源地址,125.1.2.3
目的地址,194.4.5.6
数据报首部部门 A 部门 B
X YR1 R2
125.1.2.3 194.4.5.6
10.1.0.1 10.2.0.3
虚拟专用网 VPN
内联网 Intranet 和外联网 Extranet
（都是基于 TCP/IP协议）
由部门 A 和 B 的内部网络所构成的虚拟专用网 VPN 又称为 内联网 (Intranet)，表示部门 A
和 B 都是在同一个机构的内部。
一个机构和某些外部机构共同建立的虚拟专用网 VPN 又称为 外联网 (Extranet)。
部门 A 部门 B
X YR1 R2
125.1.2.3 194.4.5.6
10.1.0.1 10.2.0.3
虚拟专用网 VPN
6.7.2 网络地址转换 NAT
(Network Address Translation)
网络地址转换 NAT 方法于 1994年提出。
需要在专用网连接到因特网的路由器上安装
NAT 软件。装有 NAT 软件的路由器叫做 NAT
路由器，它至少有一个有效的外部全球地址
IPG。
所有使用本地地址的主机在和外界通信时都要在 NAT 路由器上将其本地地址转换成 IPG 才能和因特网连接。
网络地址转换的过程
内部主机 X 用本地地址 IPX 和因特网上主机 Y 通信所发送的数据报必须经过 NAT 路由器。
NAT 路由器将数据报的源地址 IPX 转换成全球地址 IPG，但目的地址 IPY 保持不变，然后发送到因特网。
NAT 路由器收到主机 Y 发回的数据报时，知道数据报中的源地址是 IPY 而目的地址是 IPG。
根据 NAT 转换表,NAT 路由器将目的地址 IPG
转换为 IPX，转发给最终的内部主机 X。
6.8 下一代的网际协议 IPv6 (IPng)
6.8.1 解决 IP 地址耗尽的措施
从计算机本身发展以及从因特网规模和网络传输速率来看，现在 IPv4 已很不适用。
最主要的问题就是 32 bit 的 IP 地址不够用。
要解决 IP 地址耗尽的问题的措施：
采用无类别编址 CIDR，使 IP 地址的分配更加合理。
采用网络地址转换 NAT方法以节省全球 IP 地址。
采用具有更大地址空间的新版本的 IP 协议 IPv6。
6.8.2 IPv6 的基本首部
IPv6 所引进的主要变化如下
更大的地址空间。 IPv6 将地址从 IPv4 的 32 bit
增大到了 128 bit，
扩展的地址层次结构。
灵活的首部格式。
改进的选项。
允许协议继续扩充。
支持即插即用（即自动配置）
支持资源的预分配。
IPv6 数据报的首部
IPv6 将首部长度变为固定的 40 字节，称为 基本首部 (base header)。
将不必要的功能取消了，首部的字段数减少到只有 8 个。
取消了首部的检验和字段，加快了路由器处理数据报的速度。
在基本首部的后面允许有零个或多个扩展首部。
所有的扩展首部和数据合起来叫做数据报的 有效载荷 (payload)或 净负荷 。
IPv6 数据报的一般形式基本首部扩展首部 1
扩展首部 N… 数 据 部 分选项
IPv6 数据报有效载荷
IPv6 数据报首部与
IPv4 数据报首部的对比
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度固定部分
20
字节可变部分
IPv4
首部取消有变化上面是 IPv4 数据报的首部
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
扩展首部 / 数据
IPv6 的基本首部
（ 40 B）
IPv6 的有效载荷
（至 64 KB）
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
扩展首部 / 数据
IPv6 的基本首部
（ 40 B）
IPv6 的有效载荷
（至 64 KB）
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
版本 (version)—— 4 bit。它指明了协议的版本，
对 IPv6 该字段总是 6。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
通信量类 (traffic class)—— 8 bit。这是为了区分不同的 IPv6 数据报的类别或优先级。目前正在进行不同的通信量类性能的实验。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
流标号 (flow label)—— 20 bit。,流”是互联网络上从特定源点到特定终点的一系列数据报,“流”所经过的路径上的路由器都保证指明的服务质量。
所有属于同一个流的数据报都具有同样的流标号。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
有效载荷长度 (payload length)—— 16 bit。它指明
IPv6 数据报除基本首部以外的字节数（所有扩展首部都算在有效载荷之内），其最大值是 64 KB。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
下一个首部 (next header)—— 8 bit。它相当于 IPv4 的协议字段或可选字段。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
跳数限制 (hop limit)—— 8 bit。源站在数据报发出时即设定跳数限制。路由器在转发数据报时将跳数限制字段中的值减 1。
当跳数限制的值为零时，就要将此数据报丢弃。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
源地址 —— 128 bit。是数据报的发送站的 IP 地址。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
目的地址 —— 128 bit。是数据报的接收站的 IP 地址。
6.8.3 IPv6 的扩展首部
1,扩展首部及下一个首部字段
IPv6 将原来 IPv4 首部中选项的功能都放在扩展首部中，并将扩展首部留给路径两端的源站和目的站的主机来处理。
数据报途中经过的路由器都不处理这些扩展首部（只有一个首部例外，即逐跳选项扩展首部）。
这样就大大提高了路由器的处理效率。
六种扩展首部在 [RFC 2460]中定义了六种扩展首部：
逐跳选项
路由选择
分片
鉴别
封装安全有效载荷
目的站选项
IPv6 的扩展首部基本首部下一个首部
= TCP/UDP
基本首部下一个首部
= 路由选择路由选择首部下一个首部
= 分片分片首部下一个首部
= TCP/UDP
TCP/UDP 首部和数据
(TCP/UDP 报文段）
有效载荷有效载荷
TCP/UDP 首部和数据
(TCP/UDP 报文段）
无扩展首部有扩展首部
2,扩展首部举例
IPv6 将分片限制为由源站来完成。源站可以采用保证的最小 MTU（ 1280字节），或者在发送数据前完成 路径最大传送单元发现 (Path
MTU Discovery)，以确定沿着该路径到目的站的最小 MTU。
分片扩展首部的格式如下：
0 2916 31比特下 一 个 首 部 片 偏 移
8
标 识 符保 留 保 留 M
扩展首部举例
IPv6 数据报的有效载荷长度为 3000 字节。下层的以太网的最大传送单元 MTU 是 1500 字节。
分成三个数据报片，两个 1400 字节长，最后一个是 200 字节长。
IPv6 基本首部 分片首部 1 第 一 个 分 片
1400 字节
IPv6 基本首部 分片首部 2 第 二 个 分 片
1400 字节
IPv6 基本首部 分片首部 3 第三个分片
200 字节扩展首部用隧道技术来传送长数据报
当路径途中的路由器需要对数据报进行分片时，
就创建一个全新的数据报，然后将这个新的数据报分片，并在各个数据报片中插入扩展首部和新的基本首部。
路由器将每个数据报片发送给最终的目的站，而在目的站将收到的各个数据报片收集起来，组装成原来的数据报，再从中抽取出数据部分。
用隧道技术将一个 IPv6 数据报分成 3 个数据报片基本首部 有 效 载 荷
F1 F2 F3
新的基本首部 F1
分片 1
扩展首部新的基本首部 F3
分片 3
扩展首部新的基本首部分片 2
扩展首部 F2
6.8.4 IPv6 的地址空间
1,128 bit 的地址空间
IPv6 数据报的目的地址可以是以下三种基本类型地址之一：
(1) 单播 (unicast) 单播就是传统的点对点通信。
(2) 多播 (multicast) 多播是一点对多点的通信。
(3) 任播 (anycast) 这是 IPv6 增加的一种类型。
任播的目的站是一组计算机，但数据报在交付时只交付给其中的一个，通常是距离最近的一个。
结点与接口
IPv6 将实现 IPv6 的主机和路由器均称为结点。
IPv6 地址是分配给结点上面的接口。
一个接口可以有多个单播地址。
一个结点接口的单播地址可用来惟一地标志该结点。
冒号十六进制记法
(colon hexadecimal notation)
每个 16 bit 的值用十六进制值表示，各值之间用冒号分隔。
68E6:8C64:FFFF:FFFF:0:1180:960A:FFFF
零压缩 (zero compression)，即一连串连续的零可以为一对冒号所取代。
FF05:0:0:0:0:0:0:B3 可以写成：
FF05::B3
点分十进制记法的后缀
0:0:0:0:0:0:128.10.2.1
再使用零压缩即可得出：,:128.10.2.1
CIDR 的斜线表示法仍然可用。
60 bit的前缀 12AB00000000CD3 可记为：
12AB:0000:0000:CD30:0000:0000:0000:0000/60
或 12AB::CD30:0:0:0:0/60
或 12AB:0:0:CD30::/60
2,地址空间的分配
IPv6 将 128 bit 地址空间分为两大部分。
第一部分是可变长度的类型前缀，它定义了地址的目的。
第二部分是地址的其余部分，其长度也是可变的。
类型前缀 地址的其他部分长度可变 长度可变
128 bit
前缀为 0000 0000 的地址
前缀为 0000 0000 是保留一小部分地址与 IPv4
兼容的，这是因为必须要考虑到在比较长的时期
IPv 4和 IPv6 将会同时存在，而有的结点不支持
IPv6。
因此数据报在这两类结点之间转发时，就必须进行地址的转换。
IPv4 兼容的 IPv6 地址 0000..................0000 0000 IPv4 地址
IPv4 映射的 IPv6 地址 0000..................0000 FFFF IPv4 地址
80 16 32比特数
IPv6 单播地址的等级结构
IPv6 扩展了地址的分级概念，使用以下三个等级：
(1) 第一级（顶级），指明全球都知道的公共拓扑。
(2) 第二级（地点级），指明单个的地点。
(3) 第三级，指明单个的网络接口。
3 13 8 24 16 64
P 保留TLA标识符 接口标识符NLA标识符 SLA标识符顶级 第三级地点级比特数第三级地址
IPv6 地址的最低的第三级对应于计算机和网络的单个接口。
IPv6 地址的后缀有 64 bi t之多，它足够大，因而可以将各种接口的硬件地址直接进行编码。
IPv6 使用邻站发现协议使结点能够确定哪些计算机是和它相邻接的。
3 13 8 24 16 64
P 保留TLA标识符 接口标识符NLA标识符 SLA标识符顶级 第三级地点级比特数
EUI-64
IEEE定 义了一个标准的 64 bit 全球惟一地址格式 EUI-64。
EUI-64 的前三个字节（ 24 bit）仍为公司标识符，但后面的扩展标识符是五个字节（ 40
bit）。
较为复杂的是当需要将 48 bit 的以太网硬件地址转换为 IPv6 地址。
0xFFFE
将以太网地址转换为 IPv6 地址低位 24 bitcccccc1gcccccccccccccccc 1111111111111110
cccccc0gcccccccccccccccc
比特 0 8 24 47
比特 0 8 24 40 63
IEEE 802 地址接口标识符低位 24 bit
I/G 比特G/L 比特
G/L 比特置 1
第二级地址
IPv6 地址中间的第二级对应于在一个地点的一组计算机和网络，它们通常是相距较近的且都归一个单位来管理。
SLA 级表示 Site Level Aggregation，即地点级聚合，它和 IPv4 中的子网字段相似。
3 13 8 24 16 64
P 保留TLA标识符 接口标识符NLA标识符 SLA标识符顶级 第三级地点级比特数第一级地址（ 有四个字段 ）
(1) P字段 —— 3 bit，即格式前缀。
(2) 顶级聚合标识符 TLA ID——13 bit，指派给
ISP 或拥有这些地址的汇接点 (exchange)。
(3) 保留字段 —— 8 bit。
(4) 下一级聚合标识符 NLA ID—— 16 bit。指派给一个特定的用户。
3 13 8 24 16 64
P 保留TLA标识符 接口标识符NLA标识符 SLA标识符顶级 第三级地点级比特数
6.8.5 从 IPv4 向 IPv6 过渡
向 IPv6 过渡只能采用逐步演进的办法，
同时，还必须使新安装的 IPv6 系统能够向后兼容。
IPv6 系统必须能够接收和转发 IPv4 分组，并且能够为 IPv4 分组选择路由。
双协议栈 (dual stack)是指在完全过渡到
IPv6 之前，使一部分主机（或路由器）
装有两个协议栈，一个 IPv4 和一个
IPv6。
双协议栈
IPv6
数据链路层物理层数据链路层物理层
IPv6IPv4/IPv6 双协议栈IPv4
IPv4 IPv6
TCP 或 UDP
应用层
TCP 或 UDP
应用层
TCP 或 UDP
应用层数据链路层物理层
IPv4
和 IPv4 通信 和 IPv6 通信用双协议栈进行从 IPv4 到 IPv6 的过渡双协议栈
IPv6/IPv4IPv6 IPv6
IPv4 网络
A B C D E F
流标号,X
源地址,A
目的地址：
F
……
数据部分流标号：无源地址,A
目的地址：
F
……
数据部分双协议栈
IPv6/IPv4
…
IPv6 数据报 IPv6 数据报源地址,A
目的地址,F
……
数据部分源地址,A
目的地址,F
……
数据部分
IPv4 数据报
IPv4 网络IPv6 IPv6
A B C D E F
…
IPv4 数据报 IPv4 数据报
IPv4
网络
IPv6 IPv6
A B E F隧道源地址,B
目的地址,E
IPv6
数据报双协议栈
IPv6/IPv4
双协议栈
IPv6/IPv4
双协议栈
IPv6/IPv4
双协议栈
IPv6/IPv4
IPv4 网络流标号,X
源地址,A
目的地址：
F
……
数据部分
IPv6 数据报流标号,X
源地址,A
目的地址：
F
……
数据部分
IPv6 数据报源地址,B
目的地址,E
IPv6
数据报使用隧道技术从 IPv4 到 IPv6 过渡
6.8.6 ICMPv6
ICMPv6 的报文格式和 IPv4 使用的
ICMP 的相似，即前 4个字节的字段名称都是一样的。
但 ICMPv6 将第 5 个字节起的后面部分作为报文主体。
ICMPv6 的报文划分为两大类
差错报文 (error message)
提供信息的报文 (informational message
取消了使用得很少的 ICMP 报文
*6.1 路由器在网际互连中的作用
6.1.1 路由器的构成
6.1.2 交换构件
6.1.3 互联网与因特网
*6.2 因特网的网际协议 IP
6.2.1 分类的 IP地址
6.2.2 IP 地址与硬件地址
6.2.3 地址解析协议 ARP 和逆地址解析协议 RARP
6.2.4 IP 数据报的格式
6.2.5 IP 层处理数据报的流程第 6 章 网络互连（续）
*6.3 划分子网和构造超网
6.3.1 划分子网
6.3.2 使用子网掩码的分组转发过程
6.3.3 无分类编址 CIDR
*6.4 因特网控制报文协议 ICMP
*6.5 因特网的路由选择协议
6.5.1 有关路由选择协议的几个基本概念
6.5.2 内部网关协议 RIP
6.5.3 内部网关协议 OSPF
6.5.4 外部网关协议 BGP
第 6 章 网络互连（续）
6.6 IP 多播和因特网组管理协议 IGMP
6.6.1 IP 多播的基本概念
6.6.2 因特网组管理协议 IGMP
6.6.3 多播路由选择
*6.7 虚拟专用网 VPN 和网络地址转换 NAT
6.8 下一代的网际协议 IPv6 (IPng)
*6.8.1 解决 IP 地址耗尽的措施
*6.8.2 IPv6 的基本首部
6.8.3 IPv6 的扩展首部
6.8.4 IPv6 的地址空间
6.8.5 从 IPv4 到 IPv6 的过渡
6.8.6 ICMPv6
6.1 路由器在网际互连中的作用
6.1.1 路由器的构成
当主机 A 要向另一个主机 B 发送数据报时,
先要检查目的主机 B 是否与源主机 A 连接在同一个网络上 。
如果是,就将数据报 直接交付 给目的主机 B 而不需要通过路由器 。
但如果目的主机与源主机 A 不是连接在同一个网络上,则应将数据报发送给本网络上的某个路由器,由该路由器按照转发表指出的路由将数据报转发给下一个路由器 。 这就叫作 间接交付 。
直接交付和间接交付间接交付间接交付 间接交付
A
B
C
直接交付直接交付直接交付不需要使用路由器但间接交付就必须使用路由器典型的路由器的结构路由选择路由选择处理机路由选择协议路由表
3
输入端口
3 交换结构输入端口输出端口分组转发转发表分组处理输出端口
… …
1
11
3
3
1 2
2
2
2
3——网络层
2——数据链路层
1——物理层
―转发”和“路由选择”的区别
―转发,(forwarding)就是路由器根据转发表将用户的 IP 数据报从合适的端口转发出去 。
,路由选择,(routing)则是按照分布式算法,
根据从各相邻路由器得到的关于网络拓扑的变化 情况,动态地改变所选择的路由 。
路由表是根据路由选择算法得出的 。 而转发表是从路由表得出的 。
在讨论路由选择的原理时,往往不去区分转发表和路由表的区别,
输入端口对线路上收到的分组的处理
数据链路层剥去帧首部和尾部后,将分组送到网络层的队列中排队等待处理 。 这会产生一定的时延 。
物理层处理 数据链路层 处理网络层处理分组排队 交换结构输入端口的处理从线路接收分组 查表和转发输出端口将交换结构传送来的分组发送到线路
当交换结构传送过来的分组先进行缓存 。 数据链路层处理模块将分组加上链路层的首部和尾部,交给物理层后发送到外部线路 。
物理层处理数据链路层 处理网络层处理分组排队输出端口的处理向线路发送分组缓存管理交换结构分组丢弃
若路由器处理分组的速率赶不上分组进入队列的速率，则队列的存储空间最终必定减少到零，这就使后面再进入队列的分组由于没有存储空间而只能被丢弃。
路由器中的输入或输出队列产生溢出是造成分组丢失的重要原因。
6.1.2 交换结构
I1
I3
I2
O1
O2存储器
I1
I3
I2
O1
O2
I1
I3
I2
O1 O2 O3
(a) 通过存储器
(c) 通过互连网络
(b) 通过总线总线互连网络
O3O3
互连在一起的网络要进行通信，会遇到许多问题需要解决，如：
不同的寻址方案
不同的最大分组长度
不同的网络接入机制
不同的超时控制
不同的差错恢复方法
不同的状态报告方法
不同的路由选择技术
不同的用户接入控制
不同的服务（面向连接服务和无连接服务）
不同的管理与控制方式
6.1.3 互联网与因特网
中间设备 又称为 中间系统 或 中继 (relay)系统。
物理层中继系统,转发器 (repeater)。
数据链路层中继系统,网桥 或 桥接器 (bridge)。
网络层中继系统,路由器 (router)。
网桥和路由器的混合物,桥路器 (brouter)。
网络层以上的中继系统,网关 (gateway)。
网络互相连接起来要使用一些中间设备
当中继系统是转发器或网桥时，一般并不称之为网络互连，因为这仅仅是把一个网络扩大了，而这仍然是一个网络。
网关由于比较复杂，目前使用得较少。
互联网都是指用路由器进行互连的网络。
由于历史的原因，许多有关 TCP/IP 的文献将网络层使用的路由器称为网关。
网络互连使用路由器互连网络与虚拟互连网络网络网络网络网络网络
(a) 互连网络 (b) 虚拟互连网络路由器虚拟互连网络
（ IP 网）
虚拟互连网络的意义
所谓虚拟互连网络也就是逻辑互连网络,它的意思就是互连起来的各种物理网络的异构性本来是客观存在的,但是我们利用 IP 协议就可以使这些性能各异的网络从用户看起来好像是一个统一的网络 。
使用 IP 协议的虚拟互连网络可简称为 IP 网 。
使用虚拟互连网络的好处是：当互联网上的主机进行通信时,就好像在一个网络上通信一样,
而看不见互连的各具体的网络异构细节 。
名词 internet 和 Internet
以小写字母 i 开始的 internet（ 互联网或互连网 ）
是一个 通用名词,它泛指由多个计算机网络互连而成的虚拟网络 。
以大写字母 I 开始的的 Internet（ 因特网 ） 则是一个 专用名词,它指当前全球最大的,开放的,
由众多网络相互连接而成的特定计算机网络,
它采用 TCP/IP 协议族,且其前身是美国的
ARPANET。
6.2 因特网的网际协议 IP
网际协议 IP 是 TCP/IP 体系中两个最主要的协议之一 。与 IP 协议配套使用的还有四个协议：
地址解析协议 ARP
(Address Resolution Protocol)
逆地址解析协议 RARP
(Reverse Address Resolution Protocol)
因特网控制报文协议 ICMP
(Internet Control Message Protocol)
因特网组管理协议 IGMP
(Internet Group Management Protocol)
网际协议 IP 及其配套协议各种应用层协议网络接口层
(TELNET,FTP,SMTP 等 )
物理硬件运输层 TCP,UDP
应用层
ICMP
IP
RARP ARP
与各种网络接口网际层
IGMP
6.2.1 分类的 IP 地址
1,IP 地址及其表示方法
我们把整个因特网看成为一个单一的,抽象的网络 。 IP 地址就是给每个连接在因特网上的主机 （ 或路由器 ） 分配一个在全世界范围是惟一的 32 bit 的标识符 。
IP 地址现在由因特网名字与号码指派公司
ICANN (Internet Corporation for Assigned
Names and Numbers)进行分配
IP 地址的编址方法
分类的 IP 地址 。 这是最基本的编址方法,
在 1981 年就通过了相应的标准协议 。
子网的划分 。 这是对最基本的编址方法的改进,其标准 [RFC 950]在 1985 年通过 。
构成超网 。 这是比较新的无分类编址方法 。
1993 年提出后很快就得到推广应用 。
分类 IP 地址
每一类地址都由两个固定长度的字段组成,
其中一个字段是网络号 net-id,它标志主机 （ 或路由器 ） 所连接到的网络,而另一个字段则是主机号 host-id,它标志该主机
（ 或路由器 ） 。
两级的 IP 地址可以记为：
IP 地址,:= { <网络号 >,<主机号 >} (6-1)
::= 代表,定义为,
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
A 类地址的网络号字段 net-id 为 1 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
B 类地址的网络号字段 net-id 为 2 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
C 类地址的网络号字段 net-id 为 3 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
A 类地址的主机号字段 host-id 为 3 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
B 类地址的主机号字段 host-id 为 2 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
C 类地址的主机号字段 host-id 为 1 字节
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
D 类地址是多播地址
net-id
24 bit
host-id
24 bit
net-id
16 bit
net-id
8 bit
IP 地址中的网络号字段和主机号字段
0A 类地址
host-id
16 bit
B 类地址
C 类地址 01 1
host-id
8 bit
D 类地址 1110 多 播 地 址
E 类地址 保 留 为 今 后 使 用1111 0
01
E 类地址保留为今后使用路由器转发分组的步骤
先按所要找的 IP 地址中的网络号 net-id
把目的网络找到 。
当分组到达目的网络后,再利用主机号
host-id 将数据报直接交付给目的主机 。
按照整数字节划分 net-id 字段和 host-id
字段,就可以使路由器在收到一个分组时能够更快地将地址中的网络号提取出来 。
点分十进制记法
10000000000010110000001100011111 机器中存放的 IP 地址是 32 bit 二进制代码
10000000 00001011 00000011 00011111 每隔 8 bit 插入一个空格能够提高可读性采用点分十进制记法则进一步提高可读性 128.11.3.31
128 11 3 31 将每 8 bit 的二进制数转换为十进制数
2,常用的三种类别的 IP 地址
IP 地址的使用范围网络 最大 第一个 最后一个 每个网络类别 网络数 可用的 可用的 中最大的网络号 网络号 主机数
A 126 (27 – 2) 1 126 16,777,214
B 16,384 (214) 128.0 191.255 65,534
C 2,097,152 (221) 192.0.0 223.255.255 254
IP 地址的一些重要特点
(1) IP 地址是一种分等级的地址结构 。 分两个等级的好处是：
第一,IP 地址管理机构在分配 IP 地址时只分配网络号,而剩下的主机号则由得到该网络号的单位自行分配 。 这样就方便了 IP 地址的管理 。
第二,路由器仅根据目的主机所连接的网络号来转发分组 （ 而不考虑目的主机号 ）,这样就可以使路由表中的项目数大幅度减少,从而减小了路由表所占的存储空间 。
IP 地址的一些重要特点
(2) 实际上 IP 地址是标志一个主机 （ 或路由器 ） 和一条链路的接口 。
当一个主机同时连接到两个网络上时,该主机就必须同时具有两个相应的 IP 地址,其网络号
net-id 必须是不同的 。 这种主机称为多接口主机
(multihomed host)。
由于一个路由器至少应当连接到两个网络 （ 这样它才能将 IP 数据报从一个网络转发到另一个网络 ）,因此一个路由器至少应当有两个不同的 IP
地址 。
IP 地址的一些重要特点
(3) 用转发器或网桥连接起来的若干个局域网仍为一个网络,因此这些局域网都具有同样的网络号 net-id。
(4) 所有分配到网络号 net-id 的网络,范围很小的局域网,还是可能覆盖很大地理范围的广域网,都是平等的 。
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网在同一个局域网上的主机或路由器的
IP 地址中的网络号必须是一样的。
图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网在同一个局域网上的主机或路由器的
IP 地址中的网络号必须是一样的。
图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网在同一个局域网上的主机或路由器的
IP 地址中的网络号必须是一样的。
图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网在同一个局域网上的主机或路由器的
IP 地址中的网络号必须是一样的。
图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网路由器总是具有两个或两个以上的 IP 地址。
路由器的每一个接口都有一个不同网络号的 IP 地址。
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网路由器总是具有两个或两个以上的 IP 地址。
路由器的每一个接口都有一个不同网络号的 IP 地址。
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网路由器总是具有两个或两个以上的 IP 地址。
路由器的每一个接口都有一个不同网络号的 IP 地址。
互联网中的 IP 地址
B
222.1.1.
222.1.1.1 222.1.1.2 222.1.1.3
222.1.1.4R
1
222.1.2.5 222.1.2.2
222.1.2.1
222.1.2.3222.1.2.4
222.1.2.
222.1.6.1222.1.5.1
222.1.5.2 222.1.6.2
222.1.4.1222.1.4.2
222.1.3.3
222.1.3.2
222.1.3.1 R3 R2
222.1.3.
LAN3
N3
N2
222.1.4.
222.1.5.
222.1.6.
N1
LAN2
LAN1
互联网两个路由器直接相连的接口处，可指明也可不指明
IP 地址。如指明 IP 地址，则这一段连线就构成了一种只包含一段线路的特殊“网络” 。现在常不指明 IP 地址。
6.2.2 IP 地址与硬件地址
TCP 报文
IP 数据报
MAC 帧应用层数据首部首部尾部首部链路层及以下使用硬件地址硬件地址网络层及以上使用 IP 地址
IP 地址
HA1 HA5HA4HA3 HA6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1硬件地址 路由器 R2
HA2
IP1 IP2
局域网 局域网 局域网通信的路径
H1→ 经过 R1 转发 → 再经过 R2 转发 → H2
查找路由表 查找路由表
HA1 HA5HA4HA3 HA6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1硬件地址 路由器 R2
HA2
IP1 IP2
局域网 局域网 局域网
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报从协议栈的层次上看数据的流动
HA1 HA5HA4HA3 HA6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1硬件地址 路由器 R2
HA2
IP1 IP2
局域网 局域网 局域网
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报从虚拟的 IP 层上看 IP 数据报的流动
HA1 HA5HA4HA3 HA6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1硬件地址 路由器 R2
HA2
IP1 IP2
局域网 局域网 局域网
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报在链路上看 MAC 帧的流动
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报在 IP 层抽象的互联网上只能看到 IP 数据报图中的 IP1→ IP2 表示从源地址 IP1 到目的地址 IP2
两个路由器的 IP 地址并不出现在 IP 数据报的首部中
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
MAC 帧
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报路由器只根据目的站的 IP 地址的网络号进行路由选择
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
MAC 帧从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报在具体的物理网络的链路层只能看见 MAC 帧而看不见 IP 数据报
IP1
HA1 HA5HA4HA3 HA6 HA2
IP6
主机 H1 主机 H2
路由器 R1
IP 层上的互联网
IP2
IP4IP3 IP5
路由器 R2
IP1 → IP 2 IP1 → IP 2 IP1 → IP 2
MAC 帧从 HA1 到 HA3 从 HA4 到 HA5 从 HA6 到 HA2
MAC 帧MAC 帧
IP 数据报
IP层抽象的互联网屏蔽了下层很复杂的细节在抽象的网络层上讨论问题，就能够使用统一的、抽象的 IP 地址研究主机和主机或主机和路由器之间的通信
6.2.3 地址解析协议 ARP 和逆地址解析协议 RARP
不管网络层使用的是什么协议，在实际网络的链路上传送数据帧时，最终还是必须使用硬件地址。
每一个主机都设有一个 ARP 高速缓存 (ARP
cache)，里面有所在的局域网上的各主机和路由器的 IP 地址到硬件地址的映射表。
当主机 A 欲向本局域网上的某个主机 B 发送 IP 数据报时，就先在其 ARP 高速缓存中查看有无主机
B 的 IP 地址。如有，就可查出其对应的硬件地址，
再将此硬件地址写入 MAC 帧，然后通过局域网将该 MAC 帧发往此硬件地址。
ARP 响应
A YX B Z
主机 B 向 A 发送
ARP 响应分组主机 A 广播发送
ARP 请求分组
ARP 请求 ARP 请求 ARP 请求ARP 请求
209.0.0.5 209.0.0.6
00-00-C0-15-AD-18
08-00-2B-00-EE-0A
我是 209.0.0.5，硬件地址是 00-00-C0-15-AD-18
我想知道主机 209.0.0.6 的硬件地址我是 209.0.0.6
硬件地址是 08-00-2B-00-EE-0A
A YX B Z
209.0.0.5 209.0.0.6
00-00-C0-15-AD-18
ARP 高速缓存的作用
为了减少网络上的通信量,主机 A 在发送其 ARP 请求分组时,就将自己的 IP 地址到硬件地址的映射写入 ARP 请求分组 。
当主机 B 收到 A 的 ARP 请求分组时,就将主机 A 的这一地址映射写入主机 B 自己的 ARP 高速缓存中 。 这对主机 B 以后向
A 发送数据报时就更方便了 。
应当注意的问题
ARP 是解决同一个局域网上的主机或路由器的 IP 地址和硬件地址的映射问题 。
如果所要找的主机和源主机不在同一个局域网上,那么就要通过 ARP 找到一个位于本局域网上的某个路由器的硬件地址,然后把分组发送给这个路由器,让这个路由器把分组转发给下一个网络 。 剩下的工作就由下一个网络来做 。
应当注意的问题
从 IP地址到硬件地址的解析是自动进行的,
主机的用户对这种地址解析过程是不知道的 。
只要主机或路由器要和本网络上的另一个已知 IP 地址的主机或路由器进行通信,ARP
协议就会自动地将该 IP 地址解析为链路层所需要的硬件地址 。
什么我们不直接使用硬件地址进行通信？
由于全世界存在着各式各样的网络，它们使用不同的硬件地址。要使这些异构网络能够互相通信就必须进行非常复杂的硬件地址转换工作，因此几乎是不可能的事。
连接到因特网的主机都拥有统一的 IP 地址，它们之间的通信就像连接在同一个网络上那样简单方便，因为调用 ARP 来寻找某个路由器或主机的硬件地址都是由计算机软件自动进行的，对用户来说是看不见这种调用过程的。
逆地址解析协议 RARP
逆地址解析协议 RARP 使只知道自己硬件地址的主机能够知道其 IP 地址。
这种主机往往是无盘工作站。 因此 RARP
协议目前已很少使用。
6.2.4 IP 数据报的格式
一个 IP 数据报由首部和数据两部分组成。
首部的前一部分是固定长度，共 20 字节，
是所有 IP 数据报必须具有的。
在首部的固定部分的后面是一些可选字段，其长度是可变的。
固定部分可变部分
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特数 据 部 分首 部传送
IP 数据报首部可变部分首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特数 据 部 分首 部传送
IP 数据报固定部分首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特数 据 部 分首 部传送
IP 数据报固定部分可变部分首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分版本 ——占 4 bit，指 IP协议的版本目前的 IP 协议版本号为 4 (即 IPv4)
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分首部长度 ——占 4 bit，可表示的最大数值是 15 个单位 (一个单位为 4 字节 )
因此 IP 的首部长度的最大值是 60字节。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分服务类型 ——占 8 bit，用来获得更好的服务这个字段以前一直没有被人们使用首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分总长度 ——占 16 bit，指首部和数据之和的长度，
单位为字节，因此数据报的最大长度为 65535 字节。
总长度必须不超过最大传送单元 MTU。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分标识 (identification) 占 16 bit，
它是一个计数器，用来产生数据报的标识。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分标识 (identification) 占 16 bit，
它是一个计数器，用来产生数据报的标识。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分片偏移 (12 bit)指出：较长的分组在分片后某片在原分组中的相对位置。
片偏移以 8 个字节为偏移单位。
偏移 = 0/8 = 0
偏移 = 0/8
= 0
偏移 = 1400/8 = 175 偏移 = 2800/8 = 350
1400 2800 379927991399
3799
需分片的数据报数据报片 1
首部数据部分共 3800 字节首部 1 首部 2 首部 3
字节 0
数据报片 2 数据报片 3
1400 2800字节 0
IP 数据报分片的举例首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分生存时间 (8 bit)记为 TTL (Time To Live)
数据报在网络中的寿命，其单位为秒。
首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分协议 (8 bit)字段指出此数据报携带的数据使用何种协议以便目的主机的 IP 层将数据部分上交给哪个处理过程运输层网络层 首部
TCP UDP
ICMP IGMP OSPF
数 据 部 分
IP 数据报协议字段指出应将数据部分交给哪一个进程首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分首部检验和 (16 bit)字段只检验数据报的首部不包括数据部分。
这里不采用 CRC 检验码而采用简单的计算方法。
发送端 接收端
16 bit字 1
16 bit字 2
置为全 0检验和
16 bit字 n
16 bit反码算术运算求和
…
…
取反码数据报首部
IP 数据报
16 bit检验和
16 bit字 1
16 bit字 2
16 bit检验和
16 bit字 n
16 bit反码算术运算求和
16 bit结果
…
…
取反码数据部分若结果为 0,则保留；
否则，丢弃该数据报数据部分不参与检验和的计算首部
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度
0 1 2 3 4 5 6 7
D T R C 未用优 先 级数 据 部 分比特固定部分可变部分源地址和目的地址都各占 4 字节
2,IP 数据报首部的可变部分
IP 首部的可变部分就是一个选项字段,用来支持排错,测量以及安全等措施,内容很丰富 。
选项字段的长度可变,从 1 个字节到 40 个字节不等,取决于所选择的项目 。
增加首部的可变部分是为了增加 IP 数据报的功能,但这同时也使得 IP 数据报的首部长度成为可变的 。 这就增加了每一个路由器处理数据报的开销 。
实际上这些选项很少被使用 。
6.2.5 IP 层转发分组的流程路由器和结点交换机有些区别：
路由器是用来连接不同的网络，而结点交换机只是在一个特定的网络中工作。
路由器是专门用来转发分组的，而结点交换机还可接上许多个主机。
路由器使用统一的 IP 协议，而结点交换机使用所在广域网的特定协议。
路由器根据目的网络地址找出下一个路由器，而结点交换机则根据目的站所接入的交换机号找出下一跳（即下一个结点交换机）。
网 1
10.0.0.0
网 4
40.0.0.0
网 3
30.0.0.0
网 2
20.0.0.0
10.0.0.4 40.0.0.430.0.0.220.0.0.920.0.0.7
目的主机所在的网络 下一跳路由器的地址
20.0.0.0
30.0.0.0
10.0.0.0
40.0.0.0
20.0.0.7
30.0.0.1
直接交付，接口 1
直接交付，接口 0
路由器 R2 的路由表
30.0.0.1
10.0.0.4 40.0.0.430.0.0.220.0.0.920.0.0.7 30.0.0.1
链路 4链路 3链路 2链路 1
R2 R3R1
0 1
R2 R3R1
在路由表中，对每一条路由，最主要的是
（目的网络地址，下一跳地址）
特定主机路由
这种路由是为特定的目的主机指明一个路由。
采用特定主机路由可使网络管理人员能更方便地控制网络和测试网络，同时也可在需要考虑某种安全问题时采用这种特定主机路由。
分组转发算法
(1) 从数据报的首部提取目的站的 IP 地址 D,得出目的网络地址为 N。
(2) 若网络 N 与此路由器直接相连,则 直接 将数据报交付给目的站 D；否则是 间接 交付,执行 (3)。
(3) 若路由表中有目的地址为 D 的特定主机路由,则将数据报传送给路由表中所指明的下一跳路由器；否则,执行 (4)。
(4) 若路由表中有到达网络 N 的路由,则将数据报传送给路由表指明的下一跳路由器；否则,执行 (5)。
(5) 若路由表中有一个默认路由,则将数据报传送给路由表中所指明的默认路由器；否则,执行 (6)。
(6) 报告转发分组出错 。
必须强调指出
IP 数据报的首部中没有地方可以用来指明,下一跳路由器的 IP 地址,。
当路由器收到待转发的数据报,不是将下一跳路由器的 IP 地址填入 IP数据报,而是送交下层的网络接口软件 。
网络接口软件使用 ARP 负责将下一跳路由器的
IP 地址转换成硬件地址,并将此硬件地址放在链路层的 MAC 帧的首部,然后根据这个硬件地址找到下一跳路由器 。
6.3 划分子网和构造超网
6.3.1 划分子网
1,从两级 IP 地址到三级 IP 地址
在 ARPANET 的早期,IP 地址的设计确实不够合理 。
IP 地址空间的利用率有时很低 。
给每一个物理网络分配一个网络号会使路由表变得太大因而使网络性能变坏 。
两级的 IP 地址不够灵活 。
从 1985 年起在 IP 地址中又增加了一个
“子网号字段”，使两级的 IP 地址变成为三级的 IP 地址 。
这种做法叫作 划分子网 (subnetting) 。划分子网已成为因特网的正式标准协议。
三级的 IP 地址
划分子网纯属一个 单位内部的事情 。 单位对外仍然表现为没有划分子网的网络 。
从主机号 借用 若干个比特作为 子网号 subnet-id,而主机号 host-id 也就相应减少了若干个比特 。
IP地址,:= {<网络号 >,<子网号 >,<主机号 >} (6-2)
划分子网的基本思路
凡是从其他网络发送给本单位某个主机的 IP 数据报,
仍然是根据 IP 数据报的 目的网络号 net-id,先找到连接在 本单位网络上的路由器 。
然后 此路由器 在收到 IP 数据报后,再按目的网络号
net-id 和子网号 subnet-id 找到目的子网 。
最后就将 IP 数据报直接交付给目的主机 。
划分子网的基本思路（续）
145.13.3.10
145.13.3.11 145.13.3.101 145.13.7.34
145.13.7.35
145.13.7.56
145.13.21.23
145.13.21.9
145.13.21.8所有到网络145.13.0.0的分组均到达此路由器我的网络地址是 145.13.0.0
R1
R3
R2
网络
145.13.0.0
一个未划分子网的 B 类网络 145.13.0.0
划分为三个子网后对外仍是一个网络
145.13.3.10145.13.3.11
145.13.3.101 145.13.7.34
145.13.7.35
145.13.7.56
145.13.21.23
145.13.21.9
145.13.21.8
…
…
…
子网 145.13.21.0
子网 145.13.3.0
子网
145.13.7.0
所有到达网络
145.13.0.0
的分组均到达此路由器网络
145.13.0.0
R1R
3
R2
当没有划分子网时,IP 地址是两级结构,
地址的网络号字段也就是 IP 地址的,因特网部分,,而主机号字段是 IP 地址的
,本地部分,。
划分子网后 IP 地址就变成了三级结构 。
划分子网只是将 IP 地址的 本地部分 进行再划分,而 不改变 IP 地址的因特网部分 。
划分子网后变成了三级结构
从一个 I P数据报的首部并 无法判断 源主机或目的主机所连接的网络是否进行了子网的划分 。
使用 子网掩码 (subnet mask)可以找出
IP 地址中的子网部分 。
2,子网掩码
IP 地址的各字段和子网掩码网络号 net-id 主机号 host-id两级 IP 地址网络号
net-id host-id三级 IP 地址主机号
subnet-id
子网号子网掩码因特网部分 本地部分因特网部分 本地部分划分子网时的网络地址
1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0
net-id subnet-id host-id 为全 0
(IP地址 ) AND (子网掩码 ) =
网络地址网络号 net-id 主机号 host-id两级 IP 地址网络号三级 IP 地址主机号
net-id host-idsubnet-id
子网号子网掩码因特网部分 本地部分因特网部分 本地部分划分子网时的网络地址
1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0
net-id subnet-id host-id 为全 0
AND
net-id
net-id host-id 为全 0
net-id
网络地址A类地址 默认子网掩码 255.0.0.0
网络地址B类地址 默认子网掩码 255.255.0.0
网络地址C类地址 默认子网掩码
255.255.255.0 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1
0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0
1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 1 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0 0
1 1 1 1 1 1 1 1
0 0 0 0 0 0 0 0
host-id 为全 0
host-id 为全 0
A 类,B 类和 C 类 IP 地址的默认子网掩码
在不划分子网的两级 IP 地址下，从 IP 地址得出网络地址是个很简单的事。
但在划分子网的情况下，从 IP地址却不能惟一地得出网络地址来，这是因为网络地址取决于那个网络所采用的子网掩码，但数据报的首部并没有提供子网掩码的信息。
因此分组转发的算法也必须做相应的改动。
6.3.2 使用子网掩码的分组转发过程
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1 的路由表（未给出默认路由器）
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.1380
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
划分子网后分组的转发举例主机 H1 要发送分组给 H2
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
要发送的分组的目的 IP 地址,128.30.33.138
请注意,H1并不知道 H2 连接在哪一个网络上。
H1仅仅知道 H2 的 IP 地址是
128.30.33.138
因此 H1首先检查主机 128.30.33.138是否连接在本网络上如果是，则直接交付；
否则，就送交路由器 R1，并逐项查找路由表。
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
H1
子网 1：
网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2
128.30.33.13
128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
主机 H1 首先将本子网的子网掩码 255.255.255.128
与分组的 IP 地址 128.30.33.138 逐比特相,与,(AND 操作 )
255.255.255.128 AND 128.30.33.138 的计算
255 就是二进制的全 1，因此 255 AND xyz = xyz，
这里只需计算最后的 128 AND 138 即可。
12 → 10000000
138 → 10001010
逐比特 AND 操作后,10000000 → 128
255.255.255.128
128,30,33.138
255.255.255.128
逐比特 AND 操作
H1的网络地址因此 H1 必须把分组传送到路由器 R1
然后逐项查找路由表
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
路由器 R1 收到分组后就用路由表中第 1 个项目的子网掩码和 128.30.33.138 逐比特 AND 操作
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
255.255.255.128 AND 128.30.33.138 = 128.30.33.128
不匹配 !
（因为 128.30.33.128 与路由表中的 128.30.33.0 不一致）
R1收到的分组的目的 IP 地址,128.30.33.138
不一致路由器 R1 再用路由表中第 2 个项目的子网掩码和 128.30.33.138 逐比特 AND 操作
128.30.33.1 0
目的网络地址 子网掩码 下一跳
128.30.33.0
128.30.33.128
128.30.36.0
255.255.255.128
255.255.255.128
255.255.255.0
接口 0
接口 1
R2
R1 的路由表（未给出默认路由器）
128.30.33.13
H1 子网 1：网络地址 128.30.33.0
子网掩码 255.255.255.128
128.30.33.130
R1
1
R2
子网 2：网络地址 128.30.33.128
子网掩码 255.255.255.128
H2 128.30.33.138
0
1
128.30.33.129
H3
128.30.36.2
子网 3：网络地址 128.30.36.0
子网掩码 255.255.255.0128.30.36.12
255.255.255.128 AND 128.30.33.138 = 128.30.33.128
匹配 !
这表明子网 2 就是收到的分组所要寻找的目的网络
R1收到的分组的目的 IP 地址,128.30.33.138
一致 !
在划分子网的情况下路由器转发分组的算法
(1) 从收到的分组的首部提取目的 IP 地址 D。
(2) 先用各网络的子网掩码和 D 逐比特相“与”，看是否和相应的网络地址匹配。若匹配，则将分组直接交付。
否则就是间接交付，执行 (3)。
(3) 若路由表中有目的地址为 D 的特定主机路由，则将分组传送给指明的下一跳路由器；否则，执行 (4)。
(4) 对路由表中的每一行的子网掩码和 D 逐比特相
“与”，
若其结果与该行的目的网络地址匹配，则将分组传送给该行指明的下一跳路由器；否则，执行 (5)。
(5) 若路由表中有一个默认路由，则将分组传送给路由表中所指明的默认路由器；否则，执行 (6)。
(6) 报告转发分组出错。
划分子网在一定程度上缓解了因特网在发展中遇到的困难 。 然而在 1992年因特网仍然面临三个必须尽早解决的问题,这就是：
B 类地址在 1992 年已分配了近一半,眼看就要在 1994 年 3 月全部分配完毕 ！
因特网主干网上的路由表中的项目数急剧增长
（ 从几千个增长到几万个 ） 。
整个 IPv4 的地址空间最终将全部耗尽 。
6.3.3 无分类编址 CIDR
1,网络前缀
1987 年,RFC 1009 就指明了在一个划分子网的网络中可同时使用几个不同的子网掩码 。 使用 变 长 子网 掩 码 VLSM
(Variable Length Subnet Mask)可进一步提高 IP 地址资源的利用率 。
在 VLSM 的基础上又进一步研究出无分类编址方法,它的正式名字是 无分类域间路由选择 CIDR (Classless Inter-Domain
Routing)。
IP 编址问题的演进
CIDR 消除了传统的 A 类,B 类和 C 类地址以及划分子网的概念,因而可以更加有效地分配 IPv4 的地址空间 。
CIDR 使 用 各 种 长 度 的,网 络 前缀,(network-prefix)来代替分类地址中的网络号和子网号 。
IP 地址从三级编址 （ 使用子网掩码 ） 又回到了两级编址 。
CIDR 最主要的特点
无分类的两级编址的记法是：
IP地址,:= {<网络前缀 >,<主机号 >} (6-3)
CIDR 还使用,斜线记法,(slash notation),它又称为 CIDR记法,即在 IP地址后面加上一个斜线
,/‖,然后写上网络前缀所占的比特数 （ 这个数值对应于三级编址中子网掩码中比特 1 的个数 ） 。
CIDR 将网络前缀都相同的连续的 IP 地址组成
,CIDR地址块,。
无分类 的两级编址
CIDR 地址块
128.14.32.0/20 表示的地址块共有 212 个地址 （ 因为 斜线后面的 20 是网络前缀的比特数,所以主机号的比特数是 12） 。
这个地址块的起始地址是 128.14.32.0。
在不需要指出地址块的起始地址时,也可将这样的地址块简称为,/20 地址块,。
128.14.32.0/20 地址块的最小地址,128.14.32.0
128.14.32.0/20 地址块的最大地址,128.14.32.255
全 0 和全 1 的主机号地址一般不使用 。
128.14.32.0/20 表示的地址（ 212 个地址）
10000000 00001110 00100000 00000000
10000000 00001110 00100000 00000001
10000000 00001110 00100000 00000010
10000000 00001110 00100000 00000011
10000000 00001110 00100000 00000100
10000000 00001110 00100000 00000101
10000000 00001110 00111111 11111011
10000000 00001110 00111111 11111100
10000000 00001110 00111111 11111101
10000000 00001110 00111111 11111110
10000000 00001110 00111111 11111111
所有地址的 20 bit
前缀都是一样的最小地址最大地址
一个 CIDR 地址块可以表示很多地址,这种地址的聚合常称为 路由聚合,它使得路由表中的一个项目可以表示很多个 （ 例如上千个 ） 原来传统分类地址的路由 。
路由聚合也称为 构成超网 (supernetting)。
CIDR 虽然不使用子网了,但仍然使用,掩码,
这一名词 （ 但不叫子网掩码 ） 。
对于 /20地址块,它的掩码是 20个连续的 1。
斜线记法中的数字就是掩码中 1的个数 。
路由聚合 (route aggregation)
CIDR 记法的其他形式
10.0.0.0/10 可简写为 10/10,也就是将点分十进制中低位连续的 0 省略 。
10.0.0.0/10 隐含地指出 IP 地址 10.0.0.0 的掩码 是 255.192.0.0。 此掩码可表示为
11111111 11000000 00000000 00000000
255 192 0 0
掩码中有 10 个连续的 0
CIDR 记法的其他形式
10.0.0.0/10 可简写为 10/10,也就是将点分十进制中低位连续的 0 省略 。
10.0.0.0/10 相当于指出 IP 地址 10.0.0.0 的掩码是 255.192.0.0,即
11111111 11000000 00000000 00000000
网络前缀的后面加一个星号 * 的表示方法如 00001010 00*，在星号 * 之前是网络前缀，
而星号 * 表示 IP 地址中的主机号，即构成超网
前缀长度不超过 23 bit 的 CIDR 地址块都包含了多个 C 类地址 。
这些 C 类地址合起来就构成了超网 。
CIDR 地址块中的地址数一定是 2 的整数次幂 。
网络前缀越短,其地址块所包含的地址数就越多 。 而在三级结构的 IP地址中,
划分子网是使网络前缀变长 。
CIDR 地址块划分举例因特网 206.0.68.0/22206.0.64.0/18
ISP 大学 X
一系 二系三系 四系
206.0.71.128/26
206.0.71.192/26
206.0.68.0/25
206.0.68.128/25
206.0.69.0/25
206.0.69.128/25
206.0.70.0/26
206.0.70.64/26
206.0.70.128/26
206.0.70.192/26
206.0.70.0/24 206.0.71.0/25
206.0.71.0/26
206.0.71.64/26
206.0.71.128/25206.0.68.0/23
单位 地址块 二进制表示 地址数
ISP 206.0.64.0/18 11001110.00000000.01* 16384
大学 206.0.68.0/22 11001110.00000000.010001* 1024
一系 206.0.68.0/23 11001110.00000000.0100010* 512
二系 206.0.70.0/24 11001110.00000000.01000110.* 256
三系 206.0.71.0/25 11001110.00000000.01000111.0* 128
四系 206.0.71.128/25 11001110.00000000.01000111.1* 128
CIDR 地址块划分举例因特网 206.0.68.0/22206.0.64.0/18
ISP 大学 X
一系 二系三系 四系
206.0.71.128/26
206.0.71.192/26
206.0.68.0/25
206.0.68.128/25
206.0.69.0/25
206.0.69.128/25
206.0.70.0/26
206.0.70.64/26
206.0.70.128/26
206.0.70.192/26
206.0.70.0/24 206.0.71.0/25
206.0.71.0/26
206.0.71.64/26
206.0.71.128/25206.0.68.0/23
这个 ISP 共有 64 个 C 类网络。如果不采用 CIDR 技术，则在与该 ISP 的路由器交换路由信息的每一个路由器的路由表中，就需要有 64 个项目。但采用地址聚合后，只需用路由聚合后的 1 个项目 206.0.64.0/18 就能找到该 ISP。
2,最长前缀匹配
使用 CIDR 时,路由表中的每个项目由,网络前缀,和,下一跳地址,组成 。 在查找路由表时可能会得到不止一个匹配结果 。
应当从匹配结果中选择具有最长网络前缀的路由,最长前缀匹配 (longest-prefix matching)。
网络前缀越长,其地址块就越小,因而路由就越具体 。
最长前缀匹配又称为 最长匹配 或 最佳匹配 。
最长前缀匹配举例收到的分组的目的地址 D = 206.0.68.0/22
路由表中的项目,206.0.68.0/22 （ ISP）
206.0.71.128/25 （四系）
查找路由表中的第 1 个项目
AND D = 206,0,01000100,0
第 1 个项目 206.0.68.0/22 的掩码 M 有 22 个连续的 1。
M = 11111111 11111111 11111100 00000000
因此只需把 D 的第 3 个字节转换成二进制。
M = 11111111 11111111 11111100 00000000
206,0,01000100,0
与 206.0.68.0/22 匹配最长前缀匹配举例收到的分组的目的地址 D = 206.0.68.0/22
路由表中的项目,206.0.68.0/22 （ ISP）
206.0.71.128/25 （四系）
再查找路由表中的第 2 个项目
AND D = 206,0,71,10000000
第 2 个项目 206.0.71.128/25 的掩码 M 有 25 个连续的 1。
M = 11111111 11111111 11111111 10000000
因此只需把 D 的第 4 个字节转换成二进制。
M = 11111111 11111111 11111111 10000000
206,0,71,10000000
与 206.0.71.128/25 匹配最长前缀匹配
D AND (11111111 11111111 11111100 00000000)
= 206.0.68.0/22 匹配
D AND (11111111 11111111 11111111 10000000)
= 206.0.71.128/25 匹配
选择两个匹配的地址中更具体的一个，即选择最长前缀的地址。
3,使用二叉线索查找路由表
当路由表的项目数很大时,怎样设法减小路由表的查找时间就成为一个非常重要的问题 。
为了进行更加有效的查找,通常是将无分类编址的路由表存放在一种层次的数据结构中,然后自上而下地按层次进行查找 。 这里最常用的就是 二叉线索 (binary
trie)。
IP 地址中从左到右的比特值决定了从根结点逐层向下层延伸的路径,而二叉线索中的各个路径就代表路由表中存放的各个地址 。
为了提高二叉线索的查找速度,广泛使用了各种压缩技术 。
6.4 因特网控制报文协议 ICMP
为了提高 IP 数据报交付成功的机会，在网际层使用了因特网控制报文协议 ICMP (Internet
Control Message Protocol)。
ICMP 允许主机或路由器报告差错情况和提供有关异常情况的报告。
ICMP 不是高层协议，而是 IP 层的协议。
ICMP 报文作为 IP 层数据报的数据，加上数据报的首部，组成 IP 数据报发送出去。
ICMP 报文的格式首 部
ICMP 报文
0
数 据 部 分检验和类型 代码
（这 4 个字节取决于 ICMP 报文的类型）
8 16 31
IP 数据报前 4 个字节都是一样的
ICMP 的数据部分（长度取决于类型）
ICMP 报文
ICMP 报文的种类有两种,即 ICMP 差错报告报文和 ICMP 询问报文 。
ICMP 报文的前 4 个字节是统一的格式,共有三个字段：即类型,代码和检验和 。 接着的 4 个字节的内容与 ICMP 的类型有关 。
ICMP 差错报告报文共有 5 种
终点不可达
源站抑制
时间超过
参数问题
改变路由 （ 重定向 ）
ICMP 差错报告报文的数据字段的内容首部
IP 数据报
ICMP 的前 8 字节装入 ICMP 报文的 IP 数据报
IP 数据报首部
ICMP 差错报告报文
8
字节收到的 IP 数据报
IP 数据报首部
8
字节
ICMP 差错报告报文
IP 数据报的数据字段不应发送 ICMP 差错报告报文的几种情况
对 ICMP 差错报告报文不再发送 ICMP 差错报告报文 。
对第一个分片的数据报片的所有后续数据报片都不发送 ICMP 差错报告报文 。
对具有多播地址的数据报都不发送 ICMP 差错报告报文 。
对具有特殊地址 （ 如 127.0.0.0或 0.0.0.0）
的数据报不发送 ICMP 差错报告报文 。
ICMP 询问报文有四种
回送请求和回答报文
时间戳请求和回答报文
掩码地址请求和回答报文
路由器询问和通告报文
PING (Packet InterNet Groper)
PING 用来测试两个主机之间的连通性 。
PING 使用了 ICMP 回送请求与回送回答报文 。
PING 是应用层直接使用网络层 ICMP 的例子,它没有通过运输层的 TCP 或 UDP。
6.5 因特网的路由选择协议
6.5.1 有关路由选择协议的几个基本概念
1,理想的路由算法
算法必须是正确的和完整的 。
算法在计算上应简单 。
算法应能适应通信量和网络拓扑的变化,这就是说,要有自适应性 。
算法应具有稳定性 。
算法应是公平的 。
算法应是最佳的 。
代价
在研究路由选择时,需要给每一条链路指明一定的 代价 。
这里,代价,并不是指,钱,,而是由一个或几个因素综合决定的一种 度量 (metric)，
如链路长度,数据率,链路容量,是否要保密,传播时延等,甚至还可以是一天中某一个小时内的通信量,结点的缓存被占用的程度,链路差错率等 。
最佳路由
不存在一种绝对的最佳路由算法 。
所谓,最佳,只能是相对于某一种特定要求下得出的较为合理的选择而已 。
实际的路由选择算法,应尽可能接近于理想的算法 。
路由选择是个非常复杂的问题
它是网络中的所有结点共同协调工作的结果 。
路由选择的环境往往是不断变化的,而这种变化有时无法事先知道 。
从路由算法 的自适应性考虑
静态路由选择策略 ——即非自适应路由选择,
其特点是简单和开销较小,但不能及时适应网络状态的变化 。
动态路由选择策略 ——即自适应路由选择,
其特点是能较好地适应网络状态的变化,但实现起来较为复杂,开销也比较大 。
2,分层次的路由选择协议
因特网采用分层次的路由选择协议 。
因特网的规模非常大 。 如果让所有的路由器知道所有的网络应怎样到达,则这种路由表将非常大,处理起来也太花时间 。 而所有这些路由器之间交换路由信息所需的带宽就会使因特网的通信链路饱和 。
许多单位不愿意外界了解自己单位网络的布局细节和本部门所采用的路由选择协议 （ 这属于本部门内部的事情 ）,但同时还希望连接到因特网上 。
自治系统 (autonomous system)
因特网将整个互联网划分为许多较小的自治系统 AS。
一个自治系统是一个互联网,其最重要的特点就是自治系统有权自主地决定在本系统内应采用何种路由选择协议 。
一个自治系统内的所有网络都属于一个行政单位 (例如,一个公司,一所大学,政府的一个部门,等等 )来管辖 。
一个自治系统的所有路由器在本自治系统内都必须是连通的 。
因特网有两大类路由选择协议
内部网关协议 IGP (Interior Gateway Protocol)
即在一个自治系统内部使用的路由选择协议 。 目前这类路由选择协议使用得最多,如 RIP 和
OSPF 协议 。
外部网关协议 EGP (External Gateway Protocol)
若源站和目的站处在不同的自治系统中,当数据报传到一个自治系统的边界时,就需要使用一种协议将路由选择信息传递到另一个自治系统中 。
这样的协议就是外部网关协议 EGP。 在外部网关协议中目前使用最多的是 BGP-4。
R1H
1 H
2
内部网关协议
IGP
（例如,RIP）
自治系统 A
自治系统 B自治系统 C
IGPIGP IGP
IGP
IGP
IGP
IGP
IGP
IGPIGPIGP IGP
EGP EGP
EGP
内部网关协议
IGP
（例如,OSPF）
外部网关协议
EGP
（例如,BGP-4）
IGP
R3
R2
自治系统和内部网关协议、外部网关协议这里要指出两点
因特网的早期 RFC 文档中未使用,路由器,
而是使用,网关,这一名词 。 但是在新的
RFC 文档中又使用了,路由器,这一名词 。
应当把这两个属于当作同义词 。
IGP 和 EGP 是协议类别的名称 。 但 RFC
在使用 EGP 这个名词时出现了一点混乱,
因为最早的一个外部网关协议的协议名字正好也是 EGP。 因此在遇到名词 EGP 时,应弄清它是指旧的协议 EGP 还是指外部网关协议 EGP 这个类别 。
因特网的路由选择协议
内部网关协议 IGP：具体的协议有多种，如 RIP 和 OSPF 等。
外部网关协议 EGP：目前使用的协议就是 BGP。
6.5.2 内部网关协议 RIP
(Routing Information Protocol)
1,工作原理
路由信息协议 RIP 是内部网关协议 IGP
中最先得到广泛使用的协议。
RIP 是一种分布式的基于 距离向量 的路由选择协议。
RIP 协议要求网络中的每一个路由器都要维护从它自己到其他每一个目的网络的距离记录。
―距离”的定义
从一路由器到 直接连接 的网络的距离定义为 1。
从一个路由器到非直接连接的网络的距离定义为所经过的路由器数加 1。
RIP 协议中的,距离,也称为,跳数,(hop count),因为每经过一个路由器,跳数就加 1。
―距离”的定义
RIP 认为一个好的路由就是它通过的路由器的数目少,即,距离短,。
RIP 允许一条路径最多只能包含 15 个路由器 。
,距离,的最大值为 16 时即相当于不可达 。
可见 RIP 只适用于小型互联网 。
RIP 不能在两个网络之间同时使用多条路由 。
RIP 选择一个具有最少路由器的路由 （ 即最短路由 ）,哪怕还存在另一条高速 (低时延 )但路由器较多的路由 。
RIP 协议的三个要点
仅和相邻路由器交换信息 。
交换的信息是当前本路由器所知道的全部信息,即自己的路由表 。
按固定的时间间隔交换路由信息,例如,
每隔 30 秒 。
路由表的建立
路由器在刚刚开始工作时,只知道到直接连接的网络的距离 （ 此距离定义为 1） 。
以后,每一个路由器也只和数目非常有限的相邻路由器交换并更新路由信息 。
经过若干次更新后,所有的路由器最终都会知道到达本自治系统中任何一个网络的最短距离和下一跳路由器的地址 。
RIP 协议的 收敛 (convergence)过程较快,即在自治系统中所有的结点都得到正确的路由选择信息的过程 。
2,距离向量算法收到相邻路由器（其地址为 X）的一个 RIP 报文：
(1) 先修改此 RIP 报文中的所有项目：将“下一跳”字段中的地址都改为 X，并将所有的“距离”字段的值加 1。
(2) 对修改后的 RIP 报文中的每一个项目，重复以下步骤：
若项目中的目的网络不在路由表中，则将该项目加到路由表中。
否则若下一跳字段给出的路由器地址是同样的，则将收到的项 目替换原路由表中的项目。
否则若收到项目中的距离小于路由表中的距离，则进行更新，
否则，什么也不做。
(3) 若 3 分钟还没有收到相邻路由器的更新路由表，则将此相邻路由器记为不可达的路由器，即将距离置为 16（距离为 16表示不可达）。
(4) 返回。
路由器之间交换信息
RIP协议让互联网中的所有路由器都和自己的相邻路由器不断交换路由信息,
并不断更新其路由表,使得从每一个路由器到每一个目的网络的路由都是最短的 （ 即跳数最少 ） 。
虽然所有的路由器最终都拥有了整个自治系统的全局路由信息,但由于每一个路由器的位置不同,它们的路由表当然也应当是不同的 。
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
一开始，各路由表只有到相邻路由器的信息网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
―4‖表示“从本路由器到网 4‖ ―1‖表示“距离是 1‖
―?‖表示“直接交付”
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
A 说：“我到网 1 的距离是 1。”
因此 B 现在也可以到网 1，
距离是 2，经过 A。”
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 1?
2 1?
3 1?
4 1?
6 1?
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
A 说：“我到网 2 的距离是 1。”
因此 B 现在也可以到网 2，
距离是 2，经过 A。”
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 1?
2 1?
3 1?
4 1?
6 1?
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
A 说：“我到网 3 的距离是 1。”
但 B没有必要绕道经过路由器 A
再到达网 3，因此这一项目不变。
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 1?
2 1?
3 1?
4 1?
6 1?
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
C 说：“我到网 4 的距离是 1。”
但 B没有必要绕道经过路由器 C
再到达网 4，因此这一项目不变。
1 1?
2 1?
3 1?
F
E
D
C
B
A
5 1?
6 1?2 1?5 1?
3 1?
4 1?
4 1?
6 1?
1 1?
5 1?
路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表网 3
网 2
网 4
网 6
网 5网 1
1 1?
2 1?
3 1?
4 1?
6 1?
1 2 A
2 2 A
3 1?
4 1?
6 2 C
更新后
C 说：“我到网 6 的距离是 1。”
因此 B 现在也可以到网 6，
距离是 2，经过 C。”
最终所有的路由器的路由表都更新了
F
E
D
CB
A
1 1?
2 1?
3 1?
4 2 B
5 2 E
6 3 B
1 1?
2 2 A
3 2 A
4 3 A
5 1?
6 2 F
1 2 E
2 2 D
3 3 C
4 2 C
5 1?
6 1?
1 3 B
2 3 B
3 2 B
4 1?
5 2 F
6 1?
网 2
网 6
网 5网 1
网 3
网 4
1 2 A
2 1?
3 2 A
4 3 A
5 1?
6 2 F1 2 A2 2 A
3 1?
4 1?
5 3 C
6 2 C
RIP 协议的位置
RIP 协议使用运输层的用户数据报 UDP
进行传送 （ 使用 UDP 的端口 520） 。
因此 RIP 协议的位置应当在应用层 。 但转发 IP 数据报的过程是在网络层完成的 。
4 字节
RIP 报文
3,RIP2 协议的报文格式路由信息
（ 20 字节 /路由）
可重复出现最多 25 个
IP 数据报路由标记网络地址地址族标识符距离 (1-16)
IP
首部
UDP
首部首部 路由部分必为 0版本命令
4 字节子网掩码下一跳路由器地址
UDP 用户数据报
RIP2 的报文由首部和路由部分组成。
RIP2 报文中的路由部分由若干个路由信息组成 。 每个路由信息需要用 20 个字节 。 地址族标识符 （ 又称为地址类别 ） 字段用来标志所使用的地址协议 。
路由标记填入自治系统的号码,这是考虑使
RIP 有可能收到本自治系统以外的路由选择信息 。 再后面指出某个网络地址,该网络的子网掩码,下一跳路由器地址以及到此网络的距离 。
RIP 协议的优缺点
RIP 存在的一个问题是当网络出现故障时,要经过比较长的时间才能将此信息传送到所有的路由器 。
RIP 协议最大的优点就是实现简单,开销较小 。
RIP 限制了网络的规模,它能使用的最大距离为 15（ 16 表示不可达 ） 。
路由器之间交换的路由信息是路由器中的完整路由表,因而随着网络规模的扩大,开销也就增加 。
R2R1
网 1 网 3网 2
正常情况
1 1? 1 2 R1
R1 说：“我到网 1 的距离是 1，是直接交付。”
―1‖表示“从本路由器到网 1‖ ―1‖表示“距离是 1‖
―?‖表示“直接交付”
R2R1
网 1 网 3网 2
正常情况
1 1? 1 2 R1
R2 说：“我到网 1 的距离是 2，是经过 R1。”
―1‖表示“从本路由器到网 1‖
―2‖表示“距离是 2‖
―R1‖表示经过 R1
R2R1
网 1 网 3网 2
R2R1
网 1 网 3网 2
网 1出了故障正常情况
1 1?
1 16?
1 2 R1
1 2 R1
R1 说：“我到网 1 的距离是 16 （表示无法到达），
是直接交付。”
但 R2 在收到 R1 的更新报文之前，还发送原来的报文，
因为这时 R2 并不知道 R1 出了故障。
R2R1
网 1 网 3网 2
R2R1
网 1 网 3网 2
网 1出了故障正常情况
1 1?
1 16?
1 2 R1
1 2 R1
R1 收到 R2 的更新报文后,误认为可经过 R2 到达网 1,于是更新自己的路由表,说：,我到网 1 的距离是 3,下一跳经过 R2‖。 然后将此更新信息发送给 R2。
1 3 R2
R2R1
网 1 网 3网 2
R2R1
网 1 网 3网 2
网 1出了故障正常情况
1 1?
1 16?
1 2 R1
1 2 R1
R2 以后又更新自己的路由表为,1,4,R1‖,表明
,我到网 1 距离是 4,下一跳经过 R1‖。
1 3 R2
1 4 R1
R2R1
网 1 网 3网 2
R2R1
网 1 网 3网 2
网 1出了故障正常情况
1 1?
…
1 16?
1 3 R2
1 5 R2
1 16 R2
1 2 R1
1 2 R1
1 4 R1
1 16 R1
…
这样不断更新下去,直到 R1 和 R2 到网 1 的距离都增大到 16 时,R1 和 R2 才知道网 1是不可达的 。
这就是 好消息传播得快,而坏消息传播得慢 。 网络出故障的传播时间往往需要较长的时间 (例如数分钟 )。 这是 RIP 的一个主要缺点 。
6.5.3 内部网关协议 OSPF
(Open Shortest Path First)
1,OSPF 协议的基本特点
,开放”表明 OSPF 协议不是受某一家厂商控制，而是公开发表的。
,最短路径优先”是因为使用了 Dijkstra 提出的最短路径算法 SPF
OSPF 只是一个协议的名字，它并不表示其他的路由选择协议不是“最短路径优先”。
是分布式的 链路状态协议 。
三个要点
向本自治系统中所有路由器发送信息，这里使用的方法是洪泛法。
发送的信息就是与本路由器相邻的所有路由器的链路状态，但这只是路由器所知道的部分信息。
,链路状态”就是说明本路由器都和哪些路由器相邻，以及该链路的“度量” (metric)。
只有当链路状态发生变化时，路由器才用洪泛法向所有路由器发送此信息。
链路状态数据库
(link-state database)
由于各路由器之间频繁地交换链路状态信息，
因此所有的路由器最终都能建立一个链路状态数据库。
这个数据库实际上就是全网的拓扑结构图，它在全网范围内是一致的（这称为链路状态数据库的同步）。
OSPF 的链路状态数据库能较快地进行更新，
使各个路由器能及时更新其路由表。 OSPF 的更新过程收敛得快是其重要优点。
OSPF 的区域 (area)
为了使 OSPF 能够用于规模很大的网络，
OSPF 将一个自治系统再划分为若干个更小的范围，叫作 区域 。
每一个区域都有一个 32 bit 的区域标识符（用点分十进制表示）。
区域也不能太大，在一个区域内的路由器最好不超过 200 个。
自治系统 AS
OSPF 划分为两种不同的区域区域 0.0.0.1 区域 0.0.0.3
主干区域 0.0.0.0
至其他自治系统
R9R7
R6
R5
R4
R3
R2
R1
网 8
网 6
网 3
网 2
网 1
网 7
区域 0.0.0.2
网 4网 5 R8
划分区域
划分区域的好处就是将利用洪泛法交换链路状态信息的范围局限于每一个区域而不是整个的自治系统，这就减少了整个网络上的通信量。
在一个区域内部的路由器只知道本区域的完整网络拓扑，而不知道其他区域的网络拓扑的情况。
OSPF 使用层次结构的区域划分。在上层的区域叫作 主干区域 (backbone area)。主干区域的标识符规定为 0.0.0.0。主干区域的作用是用来连通其他在下层的区域。
自治系统 AS
主干路由器区域 0.0.0.1 区域 0.0.0.3
主干区域 0.0.0.0
至其他自治系统
R9R7
R6
R5
R4
R3
R2
R1
网 8
网 6
网 3
网 2
网 1
网 7
区域 0.0.0.2
网 4网 5 R8
自治系统 AS
区域边界路由器区域 0.0.0.1 区域 0.0.0.3
主干区域 0.0.0.0
至其他自治系统
R9R7
R6
R5
R4
R3
R2
R1
网 8
网 6
网 3
网 2
网 1
网 7
区域 0.0.0.2
网 4网 5 R8
OSPF 直接用 IP 数据报传送
OSPF 不用 UDP 而是直接用 IP 数据报传送，
可见 OSPF 的位置在网络层。
OSPF 构成的数据报很短。这样做可减少路由信息的通信量。
数据报很短的另一好处是可以不必将长的数据报分片传送。分片传送的数据报只要丢失一个，
就无法组装成原来的数据报，而整个数据报就必须重传。
OSPF 的其他特点
OSPF 对不同的链路可根据 IP 分组的不同服务类型 TOS 而设置成不同的代价。因此,OSPF 对于不同类型的业务可计算出不同的路由。
如果到同一个目的网络有多条相同代价的路径，
那么可以将通信量分配给这几条路径。这叫作多路径间的负载平衡。
所有在 OSPF 路由器之间交换的分组都具有鉴别的功能。
支持可变长度的子网划分和无分类编址 CIDR。
每一个链路状态都带上一个 32 bit 的序号，序号越大状态就越新。
IP 数据报
OSPF 分组
IP数据报首部 OSPF 分组
OSPF 分组首部 类型 1 至类型 5 的 OSPF 分组
24 字节
0 8 16 31
版 本路 由 器 标 识 符类 型 分 组 长 度检 验 和鉴 别比特鉴 别区 域 标 识 符鉴 别 类 型
2,OSPF 的五种分组类型
类型 1，问候 (Hello)分组。
类型 2，数据库描述 (Database Description)分组。
类型 3，链路状态请求 (Link State Request)分组。
类型 4，链路状态更新 (Link State Update)分组，
用洪泛法对全网更新链路状态。
类型 5，链路状态确认 (Link State Acknowledgment)
分组。
OSPF的基本操作问候问候数据库描述数据库描述数据库描述数据库描述链路状态请求链路状态更新链路状态确认确定可达性达到数据库的同步新情况下的同步
OSPF 使用的是可靠的洪泛法
t
更新报文
ACK报文
R
R
R
R
t1
t2
t3
t4
OSPF 的其他特点
OSPF 还规定每隔一段时间，如 30 分钟，要刷新一次数据库中的链路状态。
由于一个路由器的链路状态只涉及到与相邻路由器的连通状态，因而与整个互联网的规模并无直接关系。因此当互联网规模很大时，
OSPF 协议要比距离向量协议 RIP 好得多。
OSPF 没有“坏消息传播得慢”的问题，据统计，其响应网络变化的时间小于 100 ms。
指定的路由器
(designated router)
多点接入的局域网采用了指定的路由器的方法，使广播的信息量大大减少。
指定的路由器代表该局域网上所有的链路向连接到该网络上的各路由器发送状态信息。
OSPF 支持三种网络的连接
(1) 两个路由器之间的点对点连接
(2) 具有广播功能的局域网
(3) 无广播功能的广域网局域网
L1
局域网
L2
(a) 网络拓扑
(b) 有向图
L1 L
2
W1
W3
W2DB
C
A
I
H
GF
E
12
4
22
2 3 3
3
4
13
12
16
7
7
8
8
8
10
W4
W6
4
W5 6
5
2
2
5
44
3 3
3
2
8
8 13
12
12
10
7
6
16
A B H
GF
E
C
D
I
广域网
W5 广域网 W
3
广域网
W2
广域网
W6
广域网
W1
广域网
W4
有向图
L1 L
2
W1
W3
W2DB
C
A
I
H
GF
E
12
4
22
2 3 3
3
4
13
12
16
7
7
8
8
8
10
W4
W6
4
W5 6
5
L1
L2
W1
W3
W2DB
A
I
GF
E
4
3
3
12
16
7 8
8
W4
W6
W5
6
5
4
以路由器 F为根的最短路径树
6.5.4 外部网关协议 BGP
BGP 是不同自治系统的路由器之间交换路由信息的协议。
BGP 的较新版本是 1995 年发表的 BGP-4
（ BGP 的第 4 个版本）。
可以将 BGP-4 简写为 BGP。
BGP 使用的环境却不同
因特网的规模太大，使得自治系统之间路由选择非常困难。
对于自治系统之间的路由选择，要寻找最佳路由是很不现实的。
自治系统之间的路由选择必须考虑有关策略。
因此，边界网关协议 BGP 只能是力求寻找一条能够到达目的网络且 比较好的路由 （不能兜圈子），而 并非要寻找一条最佳路由 。
BGP 发言人
每一个自治系统的管理员要选择至少一个路由器作为该自治系统的,BGP 发言人” 。
一般说来，两个 BGP 发言人都是通过一个共享网络连接在一起的，而 BGP 发言人往往就是 BGP 边界路由器，但也可以不是 BGP 边界路由器。
BGP 交换路由信息
一个 BGP 发言人与其他自治系统中的 BGP 发言人要交换路由信息，就要先建立 TCP 连接，
然后在此连接上交换 BGP 报文以建立 BGP 会话 (session)，利用 BGP 会话交换路由信息。
使用 TCP 连接能提供可靠的服务，也简化了路由选择协议。
使用 TCP 连接交换路由信息的两个 BGP 发言人，彼此成为对方的邻站或对等站。
BGP 发言人和自治系统 AS 的关系
BGP 发言人
BGP
发言人
BGP 发言人
BGP 发言人
BGP
发言人AS1
AS3
AS2
AS5
AS4
自治系统连通图
BGP 发言人互相交换网络可达性的信息后，各 BGP 发言人就可找出到达各自治系统的比较好的路由。
AS1
AS6
AS2
AS3
AS5
AS4
AS7
AS8
BGP 发言人交换路径向量主干网
（ AS1）
地区 ISP
（ AS2）
地区 ISP
（ AS3）
本地 ISP（ AS4）
N1,N2
本地 ISP（ AS5）
N3,N4
本地 ISP（ AS6）
N5
本地 ISP（ AS7）
N6,N7
自治系统 AS2 的 BGP 发言人通知主干网的 BGP 发言人：“要到达网络 N1,N2,N3 和 N4 可经过 AS2。”
BGP 发言人交换路径向量主干网
（ AS1）
地区 ISP
（ AS2）
地区 ISP
（ AS3）
本地 ISP（ AS4）
N1,N2
本地 ISP（ AS5）
N3,N4
本地 ISP（ AS6）
N5
本地 ISP（ AS7）
N6,N7
主干网还可发出通知：“要到达网络 N5,N6 和 N7
可沿路径（ AS1,AS3）。”
BGP 协议的特点
BGP 协议交换路由信息的结点数量级是自治系统数的量级，这要比这些自治系统中的网络数少很多。
每一个自治系统中 BGP 发言人（或边界路由器）的数目是很少的。这样就使得自治系统之间的路由选择不致过分复杂。
BGP 协议的特点
BGP 支持 CIDR，因此 BGP 的路由表也就应当包括目的网络前缀、下一跳路由器，以及到达该目的网络所要经过的各个自治系统序列。
在 BGP 刚刚运行时,BGP 的邻站是交换整个的 BGP 路由表。但以后只需要在发生变化时更新有变化的部分。这样做对节省网络带宽和减少路由器的处理开销方面都有好处。
BGP-4 共使用四种报文
(1) 打开 (Open)报文，用来与相邻的另一个 BGP
发言人建立关系。
(2) 更新 (Update)报文，用来发送某一路由的信息，以及列出要撤消的多条路由。
(3) 保活 (Keepalive)报文，用来确认打开报文和周期性地证实邻站关系。
(3) 通知 (Notificaton)报文，用来发送检测到的差错。
BGP 报文的格式
4 字节类 型长 度标 记
BGP 报文的数据部分可变长度首部长度
19 字节
6.6 IP 多播和因特网组管理协议 IGMP
6.6.1 IP 多播的基本概念
多播可明显地减少网络中资源的消耗。
复制复制
R1
R3 R4
R5
R6
R2
X
B
D
C
A 多播组 G
多播组 G
多播组 G
IP 多播的一些特点
(1) 多播使用组地址 —— IP 使用 D 类地址支持多播。多播地址只能用于目的地址，
而不能用于源地址。
(2) 永久组地址 ——由因特网号码指派管理局 IANA 负责指派。
(3) 动态的组成员
(4) 使用硬件进行多播
D 类 IP 地址与以太网多播地址的映射关系
0000000000000001 010111100
1110
0 8 16 24 31
D 类 IP 地址多播主机组标识符的低 23 bit
复制到以太网地址中在多播主机组标识符中的 5 bit
不能用来构成 以太网地址
48 bit 以太网地址
0 1 0 0 5 E
目的地址的第 1 字节中的最低位比特置 1 表示多播
6.6.2 因特网组管理协议 IGMP
(Internet Group Management Protocol)
IGMP 是在多播环境下使用的协议，它位于网际层。
IGMP 使用 IP 数据报传递其报文（即
IGMP 报文加上 IP 首部构成 IP 数据报），但它也向 IP 提供服务。
不把 IGMP 看成是一个单独的协议，而是属于整个网际协议 IP 的一个组成部分。
IGMP 可分为两个阶段
第一阶段：当某个主机加入新的多播组时，该主机应向多播组的多播地址发送
IGMP 报文，声明自己要成为该组的成员。本地的多播路由器收到 IGMP 报文后，将组成员关系转发给因特网上的其他多播路由器。
IGMP 可分为两个阶段
第二阶段：因为组成员关系是动态的，因此本地多播路由器要周期性地探询本地局域网上的主机，以便知道这些主机是否还继续是组的成员。
只要对某个组有一个主机响应，那么多播路由器就认为这个组是活跃的。
但一个组在经过几次的探询后仍然没有一个主机响应，则不再将该组的成员关系转发给其他的多播路由器。
主机在多播中的几种状态加入组 / 启动计时器离开组 / 取消计时器
DELAYING
MEMBER
计时器时间到 / 发送响应询问到达 / 启动计时器其他主机响应 / 取消计时器参照计数器的值变为零 / 离开组
NON-
MEMBER MEMBER
IGMP 的报文格式
IP数据报首部 IGMP 报文
IP 数据报
0 8 16 31
类 型组地址（询问时为零）
响 应 时 间 检 验 和比特
6.6.3 多播路由选择多播路由选择相当复杂
(1) 即使网络拓扑不发生变化,但由于某个应用程序加入或离开了一个多播组,多播路由都会发生变化 。
(2) 多播转发要求路由器不仅要检查目的地址,
而且还要检查源地址,以便确定何时需要复制多播数据报和转发多播数据报副本 。
(3) 多播数据报可以由不是多播组成员的主机产生,并且可能通过没有任何组成员的网络 。
隧道技术 (tunneling)
不支持多播的网络隧道多播数据报单播 IP 数据报首部 数 据首部 数 据网 1和网 2 中的多播数据报隧道中通行的单播 IP 数据报
R2R1
网 1
（支持多播）
网 2
（支持多播）
几种多播路由选择协议
距离向量多播路由选择协议 DVMRP (Distance
Vector Multicast Routing Protocol)
核心基干树 CBT (Core Based Tree)
开放最短通路优先的多播扩展 MOSPF (Multicast
Extensions to OSPF)
协议无关多播 -稀疏方式 PIM-SM
(Protocol Independent Multicast-Sparse Mode)
协议无关多播 -密集方式 PIM-DM
(Protocol Independent Multicast-Dense Mode)
6.7 虚拟专用网 VPN 和网络地址转换 NAT
6.7.1 虚拟专用网 VPN
本地地址 ——仅在机构内部使用的 IP 地址，可以由本机构自行分配，而不需要向因特网的管理机构申请。
全球地址 ——全球惟一的 IP地址，必须向因特网的管理机构申请。
[RFC 1918]指明的专用地址
(private address)
10.0.0.0 到 10.255.255.255
172.16.0.0 到 172.31.255.255
192.168.0.0 到 192.168.255.255
这些地址只能用于一个机构的内部通信，而不能用于和因特网上的主机通信。
专用地址只能用作本地地址而不能用作全球地址。在因特网中的所有路由器对目的地址是专用地址的数据报一律不进行转发。
X
10.1.0.1
用隧道技术实现虚拟专用网部门 A
因特网部门 B
R1 R2
隧道125.1.2.3 194.4.5.6
Y
10.2.0.3
使用隧道技术本地地址 本地地址全球地址
X
10.1.0.1
用隧道技术实现虚拟专用网部门 A
因特网部门 B
R1 R2
隧道125.1.2.3 194.4.5.6
Y
10.2.0.3
使用隧道技术加密的从 X到 Y的内部数据报外部数据报的数据部分源地址,125.1.2.3
目的地址,194.4.5.6
数据报首部部门 A 部门 B
X YR1 R2
125.1.2.3 194.4.5.6
10.1.0.1 10.2.0.3
虚拟专用网 VPN
内联网 Intranet 和外联网 Extranet
（都是基于 TCP/IP协议）
由部门 A 和 B 的内部网络所构成的虚拟专用网 VPN 又称为 内联网 (Intranet)，表示部门 A
和 B 都是在同一个机构的内部。
一个机构和某些外部机构共同建立的虚拟专用网 VPN 又称为 外联网 (Extranet)。
部门 A 部门 B
X YR1 R2
125.1.2.3 194.4.5.6
10.1.0.1 10.2.0.3
虚拟专用网 VPN
6.7.2 网络地址转换 NAT
(Network Address Translation)
网络地址转换 NAT 方法于 1994年提出。
需要在专用网连接到因特网的路由器上安装
NAT 软件。装有 NAT 软件的路由器叫做 NAT
路由器，它至少有一个有效的外部全球地址
IPG。
所有使用本地地址的主机在和外界通信时都要在 NAT 路由器上将其本地地址转换成 IPG 才能和因特网连接。
网络地址转换的过程
内部主机 X 用本地地址 IPX 和因特网上主机 Y 通信所发送的数据报必须经过 NAT 路由器。
NAT 路由器将数据报的源地址 IPX 转换成全球地址 IPG，但目的地址 IPY 保持不变，然后发送到因特网。
NAT 路由器收到主机 Y 发回的数据报时，知道数据报中的源地址是 IPY 而目的地址是 IPG。
根据 NAT 转换表,NAT 路由器将目的地址 IPG
转换为 IPX，转发给最终的内部主机 X。
6.8 下一代的网际协议 IPv6 (IPng)
6.8.1 解决 IP 地址耗尽的措施
从计算机本身发展以及从因特网规模和网络传输速率来看，现在 IPv4 已很不适用。
最主要的问题就是 32 bit 的 IP 地址不够用。
要解决 IP 地址耗尽的问题的措施：
采用无类别编址 CIDR，使 IP 地址的分配更加合理。
采用网络地址转换 NAT方法以节省全球 IP 地址。
采用具有更大地址空间的新版本的 IP 协议 IPv6。
6.8.2 IPv6 的基本首部
IPv6 所引进的主要变化如下
更大的地址空间。 IPv6 将地址从 IPv4 的 32 bit
增大到了 128 bit，
扩展的地址层次结构。
灵活的首部格式。
改进的选项。
允许协议继续扩充。
支持即插即用（即自动配置）
支持资源的预分配。
IPv6 数据报的首部
IPv6 将首部长度变为固定的 40 字节，称为 基本首部 (base header)。
将不必要的功能取消了，首部的字段数减少到只有 8 个。
取消了首部的检验和字段，加快了路由器处理数据报的速度。
在基本首部的后面允许有零个或多个扩展首部。
所有的扩展首部和数据合起来叫做数据报的 有效载荷 (payload)或 净负荷 。
IPv6 数据报的一般形式基本首部扩展首部 1
扩展首部 N… 数 据 部 分选项
IPv6 数据报有效载荷
IPv6 数据报首部与
IPv4 数据报首部的对比
0 4 8 16 19 24 31
版 本标志生 存 时 间 协 议标 识服 务 类 型 总 长 度片 偏 移填 充首 部 检 验 和源 地 址目 的 地 址可 选 字 段 （长 度 可 变）
比特首部长度固定部分
20
字节可变部分
IPv4
首部取消有变化上面是 IPv4 数据报的首部
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
扩展首部 / 数据
IPv6 的基本首部
（ 40 B）
IPv6 的有效载荷
（至 64 KB）
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
扩展首部 / 数据
IPv6 的基本首部
（ 40 B）
IPv6 的有效载荷
（至 64 KB）
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
版本 (version)—— 4 bit。它指明了协议的版本，
对 IPv6 该字段总是 6。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
通信量类 (traffic class)—— 8 bit。这是为了区分不同的 IPv6 数据报的类别或优先级。目前正在进行不同的通信量类性能的实验。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
流标号 (flow label)—— 20 bit。,流”是互联网络上从特定源点到特定终点的一系列数据报,“流”所经过的路径上的路由器都保证指明的服务质量。
所有属于同一个流的数据报都具有同样的流标号。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
有效载荷长度 (payload length)—— 16 bit。它指明
IPv6 数据报除基本首部以外的字节数（所有扩展首部都算在有效载荷之内），其最大值是 64 KB。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
下一个首部 (next header)—— 8 bit。它相当于 IPv4 的协议字段或可选字段。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
跳数限制 (hop limit)—— 8 bit。源站在数据报发出时即设定跳数限制。路由器在转发数据报时将跳数限制字段中的值减 1。
当跳数限制的值为零时，就要将此数据报丢弃。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
源地址 —— 128 bit。是数据报的发送站的 IP 地址。
0 4 16 31
版 本比特目 的 地 址源 地 址下 一 个 首 部流 标 号
12
通 信 量 类
（ 128 bit）
（ 128 bit）
有 效 载 荷 长 度 跳 数 限 制
24
IPv6
的基本首部
40 B
目的地址 —— 128 bit。是数据报的接收站的 IP 地址。
6.8.3 IPv6 的扩展首部
1,扩展首部及下一个首部字段
IPv6 将原来 IPv4 首部中选项的功能都放在扩展首部中，并将扩展首部留给路径两端的源站和目的站的主机来处理。
数据报途中经过的路由器都不处理这些扩展首部（只有一个首部例外，即逐跳选项扩展首部）。
这样就大大提高了路由器的处理效率。
六种扩展首部在 [RFC 2460]中定义了六种扩展首部：
逐跳选项
路由选择
分片
鉴别
封装安全有效载荷
目的站选项
IPv6 的扩展首部基本首部下一个首部
= TCP/UDP
基本首部下一个首部
= 路由选择路由选择首部下一个首部
= 分片分片首部下一个首部
= TCP/UDP
TCP/UDP 首部和数据
(TCP/UDP 报文段）
有效载荷有效载荷
TCP/UDP 首部和数据
(TCP/UDP 报文段）
无扩展首部有扩展首部
2,扩展首部举例
IPv6 将分片限制为由源站来完成。源站可以采用保证的最小 MTU（ 1280字节），或者在发送数据前完成 路径最大传送单元发现 (Path
MTU Discovery)，以确定沿着该路径到目的站的最小 MTU。
分片扩展首部的格式如下：
0 2916 31比特下 一 个 首 部 片 偏 移
8
标 识 符保 留 保 留 M
扩展首部举例
IPv6 数据报的有效载荷长度为 3000 字节。下层的以太网的最大传送单元 MTU 是 1500 字节。
分成三个数据报片，两个 1400 字节长，最后一个是 200 字节长。
IPv6 基本首部 分片首部 1 第 一 个 分 片
1400 字节
IPv6 基本首部 分片首部 2 第 二 个 分 片
1400 字节
IPv6 基本首部 分片首部 3 第三个分片
200 字节扩展首部用隧道技术来传送长数据报
当路径途中的路由器需要对数据报进行分片时，
就创建一个全新的数据报，然后将这个新的数据报分片，并在各个数据报片中插入扩展首部和新的基本首部。
路由器将每个数据报片发送给最终的目的站，而在目的站将收到的各个数据报片收集起来，组装成原来的数据报，再从中抽取出数据部分。
用隧道技术将一个 IPv6 数据报分成 3 个数据报片基本首部 有 效 载 荷
F1 F2 F3
新的基本首部 F1
分片 1
扩展首部新的基本首部 F3
分片 3
扩展首部新的基本首部分片 2
扩展首部 F2
6.8.4 IPv6 的地址空间
1,128 bit 的地址空间
IPv6 数据报的目的地址可以是以下三种基本类型地址之一：
(1) 单播 (unicast) 单播就是传统的点对点通信。
(2) 多播 (multicast) 多播是一点对多点的通信。
(3) 任播 (anycast) 这是 IPv6 增加的一种类型。
任播的目的站是一组计算机，但数据报在交付时只交付给其中的一个，通常是距离最近的一个。
结点与接口
IPv6 将实现 IPv6 的主机和路由器均称为结点。
IPv6 地址是分配给结点上面的接口。
一个接口可以有多个单播地址。
一个结点接口的单播地址可用来惟一地标志该结点。
冒号十六进制记法
(colon hexadecimal notation)
每个 16 bit 的值用十六进制值表示，各值之间用冒号分隔。
68E6:8C64:FFFF:FFFF:0:1180:960A:FFFF
零压缩 (zero compression)，即一连串连续的零可以为一对冒号所取代。
FF05:0:0:0:0:0:0:B3 可以写成：
FF05::B3
点分十进制记法的后缀
0:0:0:0:0:0:128.10.2.1
再使用零压缩即可得出：,:128.10.2.1
CIDR 的斜线表示法仍然可用。
60 bit的前缀 12AB00000000CD3 可记为：
12AB:0000:0000:CD30:0000:0000:0000:0000/60
或 12AB::CD30:0:0:0:0/60
或 12AB:0:0:CD30::/60
2,地址空间的分配
IPv6 将 128 bit 地址空间分为两大部分。
第一部分是可变长度的类型前缀，它定义了地址的目的。
第二部分是地址的其余部分，其长度也是可变的。
类型前缀 地址的其他部分长度可变 长度可变
128 bit
前缀为 0000 0000 的地址
前缀为 0000 0000 是保留一小部分地址与 IPv4
兼容的，这是因为必须要考虑到在比较长的时期
IPv 4和 IPv6 将会同时存在，而有的结点不支持
IPv6。
因此数据报在这两类结点之间转发时，就必须进行地址的转换。
IPv4 兼容的 IPv6 地址 0000..................0000 0000 IPv4 地址
IPv4 映射的 IPv6 地址 0000..................0000 FFFF IPv4 地址
80 16 32比特数
IPv6 单播地址的等级结构
IPv6 扩展了地址的分级概念，使用以下三个等级：
(1) 第一级（顶级），指明全球都知道的公共拓扑。
(2) 第二级（地点级），指明单个的地点。
(3) 第三级，指明单个的网络接口。
3 13 8 24 16 64
P 保留TLA标识符 接口标识符NLA标识符 SLA标识符顶级 第三级地点级比特数第三级地址
IPv6 地址的最低的第三级对应于计算机和网络的单个接口。
IPv6 地址的后缀有 64 bi t之多，它足够大，因而可以将各种接口的硬件地址直接进行编码。
IPv6 使用邻站发现协议使结点能够确定哪些计算机是和它相邻接的。
3 13 8 24 16 64
P 保留TLA标识符 接口标识符NLA标识符 SLA标识符顶级 第三级地点级比特数
EUI-64
IEEE定 义了一个标准的 64 bit 全球惟一地址格式 EUI-64。
EUI-64 的前三个字节（ 24 bit）仍为公司标识符，但后面的扩展标识符是五个字节（ 40
bit）。
较为复杂的是当需要将 48 bit 的以太网硬件地址转换为 IPv6 地址。
0xFFFE
将以太网地址转换为 IPv6 地址低位 24 bitcccccc1gcccccccccccccccc 1111111111111110
cccccc0gcccccccccccccccc
比特 0 8 24 47
比特 0 8 24 40 63
IEEE 802 地址接口标识符低位 24 bit
I/G 比特G/L 比特
G/L 比特置 1
第二级地址
IPv6 地址中间的第二级对应于在一个地点的一组计算机和网络，它们通常是相距较近的且都归一个单位来管理。
SLA 级表示 Site Level Aggregation，即地点级聚合，它和 IPv4 中的子网字段相似。
3 13 8 24 16 64
P 保留TLA标识符 接口标识符NLA标识符 SLA标识符顶级 第三级地点级比特数第一级地址（ 有四个字段 ）
(1) P字段 —— 3 bit，即格式前缀。
(2) 顶级聚合标识符 TLA ID——13 bit，指派给
ISP 或拥有这些地址的汇接点 (exchange)。
(3) 保留字段 —— 8 bit。
(4) 下一级聚合标识符 NLA ID—— 16 bit。指派给一个特定的用户。
3 13 8 24 16 64
P 保留TLA标识符 接口标识符NLA标识符 SLA标识符顶级 第三级地点级比特数
6.8.5 从 IPv4 向 IPv6 过渡
向 IPv6 过渡只能采用逐步演进的办法，
同时，还必须使新安装的 IPv6 系统能够向后兼容。
IPv6 系统必须能够接收和转发 IPv4 分组，并且能够为 IPv4 分组选择路由。
双协议栈 (dual stack)是指在完全过渡到
IPv6 之前，使一部分主机（或路由器）
装有两个协议栈，一个 IPv4 和一个
IPv6。
双协议栈
IPv6
数据链路层物理层数据链路层物理层
IPv6IPv4/IPv6 双协议栈IPv4
IPv4 IPv6
TCP 或 UDP
应用层
TCP 或 UDP
应用层
TCP 或 UDP
应用层数据链路层物理层
IPv4
和 IPv4 通信 和 IPv6 通信用双协议栈进行从 IPv4 到 IPv6 的过渡双协议栈
IPv6/IPv4IPv6 IPv6
IPv4 网络
A B C D E F
流标号,X
源地址,A
目的地址：
F
……
数据部分流标号：无源地址,A
目的地址：
F
……
数据部分双协议栈
IPv6/IPv4
…
IPv6 数据报 IPv6 数据报源地址,A
目的地址,F
……
数据部分源地址,A
目的地址,F
……
数据部分
IPv4 数据报
IPv4 网络IPv6 IPv6
A B C D E F
…
IPv4 数据报 IPv4 数据报
IPv4
网络
IPv6 IPv6
A B E F隧道源地址,B
目的地址,E
IPv6
数据报双协议栈
IPv6/IPv4
双协议栈
IPv6/IPv4
双协议栈
IPv6/IPv4
双协议栈
IPv6/IPv4
IPv4 网络流标号,X
源地址,A
目的地址：
F
……
数据部分
IPv6 数据报流标号,X
源地址,A
目的地址：
F
……
数据部分
IPv6 数据报源地址,B
目的地址,E
IPv6
数据报使用隧道技术从 IPv4 到 IPv6 过渡
6.8.6 ICMPv6
ICMPv6 的报文格式和 IPv4 使用的
ICMP 的相似，即前 4个字节的字段名称都是一样的。
但 ICMPv6 将第 5 个字节起的后面部分作为报文主体。
ICMPv6 的报文划分为两大类
差错报文 (error message)
提供信息的报文 (informational message
取消了使用得很少的 ICMP 报文
