TCP/IP详解（一） ~推荐新手
[color=#666666] [/color]1 概述
[color=#666666]1.1 引言
很多不同的厂家生产各种型号的计算机，它们运行完全不同的操作系统，但TCP/IP协议组件允许它们互相进行通信。这一点很让人感到吃惊，因为它的作用已远远超出了起初的设想。TCP/IP起源于60年代末美国政府资助的一个分组交换网络研究项目，到现在90年代已发展成为计算机之间最常应用的组网形式。它是一个真正的开放系统，因为协议组件的定义及其多种实现可以不用花钱或花很少的钱就可以公开地得到。它成为被称作“全球互联网”或“因特网”(Internet)的基础，该广域网（WAN）已包含超过100万台遍布世界各地的计算机。
本章主要对TCP/IP协议组件进行概述，其目的是为本书其余章节提供充分的背景知识。如果读者要从历史的角度了解有关TCP/IP的早期发展情况，请参考文献[Lynch 1993]。 [/color]
[color=#666666]1.2 分层
网络协议通常分不同层次进行开发，每一层分别负责不同的通信功能。一个协议组件，比如TCP/IP，是一组不同层次上的多个协议的组合。TCP/IP通常被认为是一个四层协议系统，如图1.1所示。 [/color]
[color=#666666]图1.1 TCP/IP协议组件的四个层次 [/color]
[color=#666666]每一层负责不同的功能：
1. 链路层，有时也称作数据链路层或网络接口层，通常包括操作系统中的设备驱动程序和计算机中对应的网络接口卡。它们一起处理与电缆（或其他任何传输媒介）的物理接口细节。
2. 网络层，有时也称作互连网层，处理分组在网络中的活动，例如分组的路由选择。在TCP/IP协议组件中，网络层协议包括IP协议（网际协议），ICMP协议（Internet互连网控制报文协议），以及IGMP协议（Internet组管理协议）。
3. 运输层主要为两台主机上的应用程序提供端到端的通信。在TCP/IP协议组件中，有两个互不相同的传输协议：TCP（传输控制协议）和UDP（用户数据报协议）。
TCP为两台主机提供高可靠性的数据通信。它所做的工作包括把应用程序交给它的数据分成合适的小块交给下面的网络层，确认接收到的分组，设置发送最后确认分组的超时时钟等。由于运输层提供了高可靠性的端到端的通信，因此应用层可以忽略所有这些细节。
而另一方面，UDP则为应用层提供一种非常简单的服务。它只是把称作数据报的分组从一台主机发送到另一台主机，但并不保证该数据报能到达另一端。任何必需的可靠性必须由应用层来提供。
这两种运输层协议分别在不同的应用程序中有不同的用途，这一点我们将在后面看到。
4. 应用层负责处理特定的应用程序细节。几乎各种不同的TCP/IP实现都会提供下面这些通用的应用程序：
•Telnet 远程登录
•FTP 文件传输协议
•SMTP 用于电子邮件的简单邮件传输协议
•SNMP 简单网络管理协议
另外还有许多其他应用，我们在后面章节中将介绍其中的一部分。 [/color]
[color=#666666]假设我们在一个局域网（LAN）如以太网中有两台主机，二者都运行FTP协议，图1.2列出了该过程所涉及到的所有协议。 [/color]
[color=#666666]图1.2 局域网上运行FTP的两台主机 [/color]
[color=#666666]这里，我们列举了一个FTP客户程序和另一个FTP服务器程序。大多数的网络应用程序都被设计成客户－服务器模式。服务器为客户提供某种服务，在本例中就是访问服务器所在主机上的文件。在远程登录应用程序Telnet中，为客户提供的服务是登录到服务器主机上。
在同一层上，双方都有对应的一个或多个协议进行通信。例如，某个协议允许TCP层进行通信，而另一个协议则允许两个IP层进行通信。
在图1.2的右边，我们注意到应用程序通常是一个用户进程，而下三层则一般在（操作系统）内核中执行。尽管这不是必需的，但通常都是这样处理的，例如UNIX操作系统。
在图1.2中，顶层与下三层之间还有另一个关键的不同之处。应用层关心的是应用程序的细节，而不是数据在网络中的传输活动。下三层对应用程序一无所知，但它们要处理所有的通信细节。
我们在图1.2中例举了四种不同层次上的协议。FTP是一种应用层协议，TCP是一种运输层协议，IP是一种网络层协议，而以太网协议则应用于链路层上。TCP/IP协议组件是一组不同的协议组合在一起构成的协议族。尽管通常称该协议组件为TCP/IP，但TCP和IP只是其中的两种协议而已。（该协议组件的另一个名字是Internet协议族(Internet Protocol Suite)。
网络接口层和应用层的目的是很显然的――前者处理有关通信媒介的细节（以太网，令牌环网等），而后者处理某个特定的用户应用程序（FTP，Telnet等）。但是，从表面上看，网络层和运输层之间的区别不那么明显。为什么要把它们划分成两个不同的层次呢？为了理解这一点，我们必须把视野从单个网络扩展到一组网络。
在80年代，网络不断增长的原因之一是大家都意识到只有一台孤立的计算机构成的“孤岛”没有太大意义，于是就把这些孤立的系统组在一起形成网络。随着这样的发展，到了90年代，我们又逐渐认识到这种由单个网络构成的新的更大的“岛屿”同样没有太大的意义。于是，人们又把多个网络连在一起形成一个网络的网络，或称作互连网(internet)。一个互连网就是一组通过相同协议族互连在一起的网络。
构造互连网最简单的方法是把两个或多个网络通过路由器进行连接。它是一种特殊的用于网络互连的硬件盒。路由器的好处是为不同类型的物理网络提供连接：以太网，令牌环网，点对点的链接，FDDI（光纤分布式数据接口）等等。 [/color]
[color=#666666]（下面是原书p.4①的译文）
这些盒子也称作IP路由器（IP Routers），但我们这里使用路由器(Router)这个术语。
从历史上说，这些盒子称作网关（gateways），在很多TCP/IP文献中都使用这个术语。现在网关这个术语只用来表示应用层网关：一个连接两种不同协议组件的进程（例如，TCP/IP和IBM的SNA），它为某个特定的应用程序服务（常常是电子邮件或文件传输）。 [/color]
[color=#666666]图1.3是一个包含两个网络的互连网：一个以太网和一个令牌环网，通过一个路由器互相连接。尽管这里是两台主机通过路由器进行通信，实际上以太网中的任何主机都可以与令牌环网中的任何主机进行通信。
在图1.3中，我们可以划分出端系统（end sys tem）（两边的两台主机）和中间系统（intermediate sys tem）（中间的路由器）。应用层和运输层使用端到端（end-to-end）协议。在我们的图中，只有端系统需要这两层协议。但是，网络层提供的却是逐跳（hop-by-hop）协议，两个端系统和每个中间系统都要使用它。 [/color]
[color=#666666]图1.3 通过路由器连接的两个网络 [/color]
[color=#666666]在TCP/IP协议组件中，网络层IP提供的是一种不可靠的服务。也就是说，它只是尽可能快地把分组从源结点送到目的结点，但是并不提供任何可靠性保证。而另一方面，TCP在不可靠的IP层上提供了一个可靠的运输层。为了提供这种可靠的服务，TCP采用了超时重传，发送和接收端到端的确认分组等机制。由此可见，运输层和网络层分别负责不同的功能。
从定义上看，一个路由器具有两个或多个网络接口层（因为它连接了两个或多个网络）。任何具有多个接口的系统英文都称作是多接口的multihomed。一个主机也可以有多个接口，但一般不称作路由器, 除非它的功能只是单纯地把分组从一个接口传送到另一个接口。同样，路由器并不一定指那种在互连网中用来转发分组的特殊硬件盒。大多数的TCP/IP实现也允许一个多接口主机来担当路由器的功能，但是主机为此必须进行特殊的配置。在这种情况下，我们既可以称该系统为主机（当它运行某一应用程序时，如FTP或Telnet），也可以称之为路由器（当它把分组从一个网络转发到另一个网络时）。我们在不同的场合下使用不同的术语。
互连网的目标之一是在应用程序中隐藏所有的物理细节。虽然这一点在图1.3由两个网络组成的互连网中并不很明显，但是应用层不能关心（也不关心）一台主机是在以太网上，而另一台主机是在令牌环网上，它们通过路由器进行互连。随着增加不同类型的物理网络，可能会有20个路由器，但应用层仍然是一样的。物理细节的隐藏使得互连网功能非常强大，也非常有用。
连接网络的另一个途径是使用网桥。网桥是在链路层上对网络进行互连，而路由器则是在网络层上对网络进行互连。网桥使得多个局域网（LAN）组合在一起，这样对上层来说就好像是一个局域网。
TCP /IP倾向于使用路由器而不是网桥来连接网络，因此我们将着重介绍路由器。文献[Perlman 1992]的第12章对路由器和网桥进行了比较。 [/color]
[color=#666666]1.3 TCP/IP的分层
在TCP/IP协议组件中，有很多种协议。图1.4给出了本书将要讨论的其他协议。 [/color]
[color=#666666]图1.4 TCP/IP协议组件中不同层次的协议 [/color]
[color=#666666]TCP和UDP是两种最为著名的运输层协议，二者都使用IP作为网络层协议。
虽然TCP使用不可靠的IP服务，但它却提供一种可靠的运输层服务。本书第17章到第22章将详细讨论TCP的内部操作细节。然后，我们将介绍一些TCP的应用，如第26章中的Telnet和Rlogin，第27章中的FTP，以及第28章中的SMTP等。这些应用通常都是用户进程。
UDP为应用程序发送和接收数据报。一个数据报是指从发送方传输到接收方的一个信息单元（例如，发送方指定的一定字节数的信息）。但是与TCP不同的是，UDP是不可靠的，它不能保证数据报能安全无误地到达最终目的。本书第11章将讨论UDP，然后在第14章（域名系统：Domain Name sys tem），第15章（简单文件传输协议Trivial File Transfer Protocol），以及第16章（引导程序协议Bootstrap Protocol）介绍使用UDP的应用程序。SNMP（简单网络管理协议）也使用了UDP协议，但是由于它还要处理许多其他的协议，因此本书把它留到第25章再进行讨论。
IP是网络层上的主要协议，同时被TCP和UDP使用。TCP和UDP的每组数据都通过端系统和每个中间路由器中的IP层在互连网中进行传输。在图1.4中，我们给出了一个直接访问IP的应用程序。这是很少见的，但也是可能的。（一些较老的路由选择协议就是以这种方式来实现的。当然新的运输层协议也有可能试用这种方式。）第3章主要讨论IP协议，但是为了使内容更加有针对性，一些细节将留在后面的章节中进行讨论。第9章和第10章讨论IP如何进行路由选择。
ICMP是IP协议的附属协议。IP层用它来与其他主机或路由器交换错误报文和其他重要信息。第6章对ICMP的有关细节进行讨论。尽管ICMP主要被IP使用，但应用程序也有可能访问它。我们将分析两个流行的诊断工具，Ping和Traceroute（第7章和第8章），它们都使用了ICMP。
IGMP是Internet组管理协议。它用来把一个UDP数据报多播到多个主机。我们在第12章中描述广播（把一个UDP数据报发送到某个指定网络上的所有主机）和多点传送的一般特性，然后在第13章中对IGMP协议本身进行描述。
ARP（地址解析协议）和RARP（逆地址解析协议）是某些网络接口（如以太网和令牌环网）使用的特殊协议，用来转换IP层和网络接口层使用的地址。我们分别在第4章和第5章对这两种协议进行分析和介绍。 [/color]
[color=#666666]1.4 互连网的地址
互连网上的每个接口必须有一个唯一的Internet地址（也称作IP地址）。IP地址长32 bit。Internet地址并不采用平面形式的地址空间，如1，2，3等。IP地址具有一定的结构，五类不同的互连网地址格式如图1.5所示。
这些32位的地址通常写成四个十进制的数，其中每个整数对应一个字节。这种表示方法称作“点分十进制表示法”（dotted decimal notation）。例如，作者的系统就是一个B类地址，它表示为：140.252.13.33。
区分各类地址的最简单方法是看它的第一个十进制整数。图1.6列出了各类地址的起止范围，其中第一个十进制整数用加黑字体表示。 [/color]
[color=#666666]图1.5五类互连网地址 [/color]
[color=#666666]图1.6 各类IP地址的范围 [/color]
[color=#666666]需要再次指出的是，多接口主机具有多个IP地址，其中每个接口都对应一个IP地址。
由于互连网上的每个接口必须有一个唯一的IP地址，因此必须要有一个管理机构为接入互连网的网络分配IP地址。这个管理机构就是互连网络信息中心（Internet Network Information Centre）称作InterNIC。InterNIC只分配网络号。主机号的分配由系统管理员来负责。 [/color]
[color=#666666]（下面是原书p.8①的译文）
Internet注册服务(IP地址和DNS域名)过去由NIC来负责，其网络地址是nic.ddn.mil。1993年4月1日，InterNIC成立。现在，NIC只负责处理国防数据网的注册请求，所有其他的Internet用户注册请求均由InterNIC负责处理，其网址是：rs.internic.net。
事实上InterNIC有三部分组成：注册服务（rs.internic.net），目录和数据库服务（ds.internic.net），以及信息服务（is.internic.net）。有关InterNIC的其他信息参见习题1.8。 [/color]
[color=#666666]有三类IP地址：单目传送地址（目标为单个主机），广播传送地址（目的端为给定网络上的所有主机），以及多目传送地址（目的端为同一组内的所有主机）。第12章和第13章将分别讨论广播传送和多目传送的更多细节。
在3.4节中，我们在介绍IP路由选择以后将进一步介绍子网的概念。图3.9给出了几个特殊的IP地址：主机号和网络号为全0或全1。 [/color]
[color=#666666]1.5 域名系统
尽管通过IP地址可以识别主机上的网络接口，进而访问主机，但是人们最喜欢使用的还是主机名。在TCP/IP领域中，域名系统（DNS）是一个分布的数据库，由它来提供IP地址和主机名之间的映射信息。我们在第14章将详细讨论DNS。
现在，我们必须理解，任何应用程序都可以调用一个标准的库函数来查看给定名字的主机的IP地址。类似地，系统还提供一个逆函数――给定主机的IP地址，查看它所对应的主机名。
大多数使用主机名作为参数的应用程序也可以把IP地址作为参数。例如，在第4章中当我们用Telnet进行远程登录时，我们既可以指定一个主机名，也可以指定一个IP地址。 [/color]
[color=#666666]1.6 封装
当应用程序用TCP传送数据时，数据被送入协议栈中，然后逐个通过每一层直到被当作一串比特流送入网络。其中每一层对收到的数据都要增加一些首部信息（有时还要增加尾部信息），该过程如图1.7所示。TCP传给IP的数据单元称作TCP报文段或简称为TCP段（TCP segment）。IP传给网络接口层的数据单元称作IP数据报(IP datagram)。通过以太网传输的比特流称作帧(frame)。
图1.7中帧头和帧尾下面所标注的数字是典型以太网帧首部的字节长度。在后面的章节中我们将详细讨论这些帧头的具体含义。
以太网数据帧的物理特性是其长度必须在46－1500字节之间。我们将在4.5节遇到最小长度的数据帧，在2.8节中遇到最大长度的数据帧。 [/color]
[color=#666666]（下面是原书p.9①的译文）
所有的Internet标准和大多数有关TCP/IP的书都使用octet这个术语来表示字节。使用这个过分雕琢的术语是有历史原因的，因为TCP/IP的很多工作都是在DEC-10系统上进行的，但是它并不使用8 bit的字节。由于现在几乎所有的计算机系统都采用8 bit的字节，因此我们在本书中使用字节（byte）这个术语。
更准确地说，图1.7中IP和网络接口层之间传送的数据单元应该是分组（packet）。分组既可以是一个IP数据报，也可以是IP数据报的一个片（fragment）。我们将在11.5节讨论IP数据报分片的详细情况。 [/color]
[color=#666666]UDP数据与TCP数据基本一致。唯一的不同是UDP传给IP的信息单元称作UDP数据报（UDP datagram），而且UDP的首部长为8字节。 [/color]
[color=#666666]图1.7 数据进入协议栈时的封装过程 [/color]
[color=#666666]回想第6页中的图1.4，由于TCP，UDP，ICMP和IGMP都要向IP传送数据，因此IP必须在生成的IP首部中加入某种标识，以表明数据属于哪一层。为此，IP在首部中存入一个长度为8比特的数值，称作协议域。1表示为ICMP协议，2表示为IGMP协议，6表示为TCP协议，17表示为UDP协议。
类似地，许多应用程序都可以使用TCP或UDP来传送数据。运输层协议在生成报文首部时要存入一个应用程序的标识符。TCP和UDP都用一个16 bit的端口号来表示不同的应用程序。TCP和UDP把源端口号和目的端口号分别存入报文首部中。
网络接口分别要发送和接收IP，ARP和RARP数据，因此也必须在以太网的帧首部中加入某种形式的标识，以指明生成数据的网络层协议。为此，以太网的帧首部也有一个16 bit的帧类型域。 [/color]
[color=#666666]1.7 分用（Demultiplexing）
当目的主机收到一个以太网数据帧时，数据就开始从协议栈中由底向上升，同时去掉各层协议加上的报文首部。每层协议盒都要去检查报文首部中的协议标识，以确定接收数据的上层协议。这个过程称作分用，图1.8显示了该过程是如何发生的。 [/color]
[color=#666666]图1.8 以太网数据帧的分用过程 [/color]
[color=#666666]（下面是原书p.11①的译文）
为协议ICMP和IGMP定位一直是一件很棘手的事情。在图1.4中，我们把它们与IP放在同一层上，那是因为事实上它们是IP的附属协议。但是在这里，我们又把它们放在IP层的上面，这是因为ICMP和IGMP报文都被封装在IP数据报中。
对于ARP和RARP我们也遇到类似的难题。在这里我们把它们放在以太网设备驱动程序的上方，这是因为它们和IP数据报一样，都有各自的以太网数据帧类型。但在图2.4中，我们又把ARP作为以太网设备驱动程序的一部分，放在IP层的下面，其原因在逻辑上是合理的。 [/color]
[color=#666666]当进一步描述TCP的细节时，我们将看到协议确实是通过目的端口号，源IP地址和源端口号进行解包的。 [/color]
[color=#666666]1.8 客户服务器模型
大部分网络应用程序在编写时都假设一端是客户，另一端是服务器，其目的是为了让服务器为客户提供一些特定的服务。
我们可以将这种服务分为两种类型：重复型或并发型。重复型服务器通过以下步骤进行交互：
I1. 等待一个客户请求的到来。
I2. 处理客户请求。
I3. 发送响应给发送请求的客户。
I4. 返回I1步骤。
重复型服务器主要的问题发生在I2状态。在这个时候，它不能为其他客户机提供服务。
相应地，并发型服务器采用以下步骤：
C1. 等待一个客户请求的到来
C2. 启动一个新的服务器来处理这个客户的请求。在这期间可能生成一个新的进程、任务或线程，并依赖底层操作系统的支持。这个步骤如何进行取决于操作系统。生成的新服务器对客户的全部请求进行处理。处理结束后，终止这个新服务器。
C3.返回C1步骤。
并发服务器的优点在于它是利用生成其他服务器的方法来处理客户的请求。也就是说，每个客户都有它自己对应的服务器。如果操作系统允许多任务，那么就可以同时为多个客户同时服务。
我们对服务器，而不是对客户进行分类的原因是因为对于一个客户来说，它通常并不能够辨别自己是与一个重复型服务器或并发型服务器进行对话。
一般来说，TCP服务器是并发的，而UDP服务器是重复的，但也存在一些例外。我们将在11.12节对UDP对其服务器产生的影响进行详细讨论，并在18.11节对TCP对其服务器的影响进行讨论。 [/color]
[color=#666666]1.9 端口号
我们前面已经指出过，TCP和UDP采用16比特的端口号来识别应用程序。那么这些端口号是如何选择的呢？
服务器一般都是通过人们所熟知的端口号来识别的。例如，对于每个TCP/IP实现来说，FTP服务器的TCP端口号都是21，每个Telnet服务器的TCP端口号都是23，每个TFTP(简单文件传输协议)服务器的UDP端口号都是69。任何TCP/IP实现所提供的服务都用众所周知的1－1023之间的端口号。这些人们所熟知的端口号由Internet端口号分配机构（Internet Assigned Numbers Authority, IANA）来管理。 [/color]
[color=#666666]（下面是原书p.13①的译文）
到1992年为止，人们所熟知的端口号介于1－255之间。256－1023之间的端口号通常都是由Unix系统占用，以提供一些特定的Unix服务――也就是说，提供一些只有Unix系统才有的，而其他操作系统可能不提供的服务。现在IANA管理1－1023之间所有的端口号。
Internet扩展服务与Unix特定服务之间的一个差别就是Telnet和Rlogin。它们二者都允许我们通过计算机网络登录到其他主机上。Telnet是采用端口号为23的TCP/IP标准且几乎可以在所有操作系统上进行实现。相反，Rlogin最开始时只是为Unix系统设计的（尽管许多非Unix系统现在也提供该服务），因此在80年代初，它的有名端口号为513。 [/color]
[color=#666666]客户端通常对它所使用的端口号并不关心，只需保证该端口号在本机上是唯一的就可以了。客户端口号又称作临时端口号（即存在时间很短暂）。这是因为它通常只是在用户运行该客户程序时才存在，而服务器则只要主机开着的，其服务就运行。
大多数TCP/IP实现给临时端口分配1024－5000之间的端口号。大于5000的端口号是为其他服务器预留的（Internet上并不常用的服务)。我们可以在后面看见许多这样的给临时端口分配端口号的例子。 [/color]
[color=#666666]（下面是原书p.13②的译文）
Solaris 2.2是一个很有名的例外。通常TCP和UDP的缺省临时端口号从32768开始。在E.4节中，我们将详细描述系统管理员如何对配置选项进行修改以改变这些缺省项。
大多数Unix系统的file/etc/services都包含了人们熟知的端口号。为了找到Telnet服务器和域名系统的端口号，我们可以运行以下语句： [/color]
[color=#666666]（见原书p.13的③） [/color]
[color=#666666]保留端口号
Unix系统有保留端口号的概念。只有具有超级用户特权的进程才允许给它自己分配一个保留端口号。
这些端口号介于1到1023之间，一些应用程序（如有名的Rlogin，26.2节）将它作为客户与服务器之间身份认证的一部分。 [/color]
[color=#666666]1.10 标准化过程
究竟是谁控制着TCP/IP协议组件，又是谁在定义新的标准以及其他类似的事情？事实上，有四个小组在负责Internet技术。
1. Internet协会（ISOC: Internet Society）是一个推动、支持和促进Internet不断增长和发展的专业组织，它把Internet作为全球研究通信的基础设施。
2. Internet体系结构委员会（IAB：Internet Architecture Board）是一个技术监督和协调的机构。它由国际上来自不同专业的15个志愿者组成，其职能是负责Internet标准的最后编辑和技术审核。IAB隶属于ISOC。
3. Internet工程专门小组（IETF：Internet Engineering Task Force）是一个面向近期标准的组织，它分为9个领域（应用，寻径和寻址，安全等等）。IETF开发成为Internet标准的规约。为帮助IETF主席，又成立了Internet工程指导小组（IESG：Internet Engineering Steering Group）。
4. Internet研究专门小组主要对长远的项目进行研究。
IRTF和IETF都隶属于IAB。文献[Crocker 1993]提供了关于Internet内部标准化进程更为详细的信息，同时还介绍了它的早期历史。 [/color]
[color=#666666]1.11 RFC
所有关于Internet的正式标准都以RFC（Request for Comment）文档出版。另外，大量的RFC并不是正式的标准，出版的目的只是为了提供信息。RFC的篇幅从1页到200页不等。每一项都用一个数字来标识，如RFC 1122，数字越大说是RFC的内容越新。
所有的RFC都可以通过电子邮件或用FTP从Internet上免费获取。如果发送下面这份电子邮件，你就会收到一份获取RFC的方法清单： [/color]
[color=#666666]To: [email=rfc-[email]info@ISI.EDU[/email]][color=#0000ff]rfc-[email]info@ISI.EDU[/email][/color][/email]
Subject: getting rfcs
help: ways_to_get_rfcs [/color]
[color=#666666]最新的RFC索引总是搜索信息的起点。这个索引列出了RFC被替换或局部更新的时间。
下面是一些重要的RFC文档：
1. 赋值RFC（Assigned Numbers RFC）列出了所有Internet协议中使用的数字和常数。至本书出版时为止，最新RFC的编号是1340 [Reynolds and Postel 1992]。所有著名的Internet端口号都列在这里。
当这个RFC被更新时（通常每年至少更新一次），索引清单会列出RFC 1340被替换的时间。
2. Internet正式协议标准，目前是RFC 1600[Postel 1994]。这个RFC描述了各种Internet协议的标准化现状。每种协议都处于下面几种标准化状态之一：标准，草案标准，提议标准，实验标准，信息标准，和历史标准。另外，对每种协议都有一个要求的层次：必需的，建议的，可选择的，限制使用的，或者不推荐的。
与赋值RFC一样，这个RFC也定期更新。请一定随时查看最新版本。
3. 主机需求RFC，1122和1123[Braden 1989a, 1989b]。RFC 1122针对链路层，网络层和运输层，RFC 1123针对应用层。这两个RFC对早期重要的RFC文档作了大量的纠正和解释。如果要查看有关协议更详细的细节内容，它们通常是一个入口点。它们列出了协议中关于“必须”，“应该”，“可以”，“不应该”或者“不能”等特性及其实现细节。
文献[Borman 1993b]提供了有关这两个RFC的实用内容。RFC 1127[Braden 1989c]对工作小组开发主机需求RFC过程中的讨论内容和结论进行了非正式的总结。
4．路由器需求RFC，目前正式版是RFC 1009[Braden and Postel 1987]，但一个新版已接近完成[Aknqyust 1993]。它与主机需求RFC类似，但是只单独描述了路由器的需求。 [/color]
[color=#666666]1.12 标准的简单服务
有一些标准的简单服务几乎每种实现都要提供。在本书中我们将使用其中的一些服务程序，而客户程序通常选择Telnet。图1.9描述了这些服务。从该图我们可以看出，当使用TCP和UDP提供相同的服务时，一般选择相同的端口号. [/color]
[color=#666666]（下面是原书p.15①的译文）
如果仔细检查这些标准的简单服务以及其他标准的TCP/IP服务（如Telnet, FTP, SMTP等）的端口号时，我们发现它们都是奇数。这是有历史原因的，因为这些端口号都是从NCP端口号派生出来的。（NCP，即网络控制协议，是ARPANET的运输层协议，是TCP的前身。NCP是单工的，不是全双工的，因此每个应用程序需要两个连接，需预留一对奇数和偶数端口号。当TCP和UDP成为标准的运输层协议时，每个应用程序只需要一个端口号，因此就使用了NCP中的奇数。 [/color]
[color=#666666]（以下是原书p.16图1.9的译文）
名字
TCP端口号
UDP端口号
RFC
描述
echo
7
7
862
服务器返回客户发送的所有内容。
discard
9
9
863
服务器丢弃客户发送的所有内容。
daytime
13
13
867
服务器以可读形式返回时间和日期。
chargen
19
19
864
当客户发送一个数据报时，TCP服务器发送一串连续的字符流，直到客户中断连接。UDP服务器发送一个随机长度的数据报。
time
37
37
868
服务器返回一个二进制形式的32 bit数，表示从UTC时间1900年1月1日午夜至今的秒数。 [/color]
[color=#666666]图1.9 大多数实现都提供的标准的简单服务 [/color]
[color=#666666]1.13 互连网
在图1.3中，我们列举了一个由两个网络组成的互连网－一个以太网和一个令牌环网。在1.4节和1.9节中，我们讨论了世界范围内的互连网－Internet，以及集中分配IP地址的需要（InterNIC），还讨论了著名的端口号（IANA）。internet这个词第一个字母是否大写决定了它具有不同的含义。
internet意思是用一个共同的协议族把多个网络连接在一起。而Internet指的是世界范围内通过TCP/IP互相通信的所有主机集合（超过100万台）。Internet是一个internet（互连网），但internet不等于Internet。 [/color]
[color=#666666]1.14 实现
既成事实标准的TCP/IP软件实现来自于位于伯克利的加利福尼亚大学的计算机系统研究小组。从历史上看，软件是随同4.x BSD系统（Berkeley Software Distribution）的网络版一起发布的。它的源代码是许多其他实现的基础。
图1.10列举了各种BSD版本发布的时间，并标注了重要的TCP/IP特性。列在左边的BSD网络版，其所有的网络源代码可以公开得到：包括协议本身以及许多应用程序和工具（如Telnet和FTP）。
在本书中，我们将使用“伯克利派生系统”来指SunOS 4.x, SVR4, 以及AIX 3.2等那些基于伯克利源代码开发的系统。这些系统有很多共同之处，经常包含相同的错误。 [/color]
[color=#666666]（以下是原书p.17图1.10的译文）
4.2BSD (1983) 第一个广泛可用的TCP/IP发布
4.3BSD (1986) TCP性能得到改善
4.3BSD Tahoe (1988) 启动慢，拥塞避免措施
BSD网络软件1.0版(1989)：Net/1
4.3BSD Reno(1990) TCP首部预测，SLIP首部压缩
路由表修改
BSD网络软件2.0版(1991)：Net/2
4.4BSD(1993) 多播，长胖管道修改
4.4BSD-Lite (1994)
又称为Net/3
图1.10 不同的BSD版及其重要的TCP/IP特性 [/color]
[color=#666666]起初关于Internet的很多研究现在仍然在伯克利系统中应用－新的拥塞控制算法（21.7节），多目传送（12.4节），“又长又胖的管道”修改（24.3节），以及其他类似的研究。 [/color]
[color=#666666]1.15 应用编程接口
使用TCP/IP协议的应用程序通常采用两种应用编程接口（API）：socket和TLI（运输层接口：Transport Layer Interface）。前者有时称作“Berkeley socket”，表明它是从伯克利版发展而来的。后者起初是由AT&T开发的，有时称作XTI（X/Open传输接口），以承认X/Open这个自己定义标准的国际计算机生产产商所做的工作。XTI实际上是TLI的一个超集。
本书不是一本编程方面的书，但是偶尔会引用一些内容来说明TCP/IP的特性，不管大多数的API（socket）是否提供它们。所有关于socket和TLI的编程细节请参阅文献[Stevens 1990]。 [/color]
[color=#666666]1.16 测试网络
图1.11是本书中所有的例子运行的测试网络。为阅读时参考方便，该图还复制在本书的封面内侧。 [/color]
[color=#666666]图1.11 本书例子运行的测试网络，所有的IP地址均从140.252开始编址。 [/color]
[color=#666666]在这个图中（作者的子网），大多数的例子都运行在下面四个系统中。图中所有的IP地址属于B类地址，网络号为140.252。所有的主机名属于.tuc.noao.edu这个域。（noao代表National Optical Astronomy Observatories，tuc代表Tucson）。例如，右下方的系统有一个完整的名字: svr4.tuc.noao.edu，其IP地址是：140.252.13.34。每个方框上方的名称是该主机运行的操作系统。这一组系统和网络上的主机及路由器运行于不同的TCP/IP实现。
需要指出的是，noao.edu这个域中的网络和主机要比图1.11中的多得多。这里列出来的只是本书中将要用到的系统。
在3.4节中，我们将描述这个网络所用到的子网形式，在4.6中我们将更介绍sun与netb之间的拔号SLIP的有关细节。2.4节将详细讨论SLIP。 [/color]
[color=#666666]1.17 小结
本章快速地浏览了TCP/IP协议族，介绍了我们在后面的章节中将要详细讨论的许多术语和协议。
TCP/IP协议族分为四层：链路层，网络层，运输层和应用层，每一层各有不同的责任。在TCP/IP中，网络层和运输层之间的区别是最为关键的：网络层（IP）提供点到点的服务，而运输层（TCP和UDP）提供端到端的服务。
一个互连网是网络的网络。构造互连网的共同基石是路由器，它们在IP层把网络连在一起。第一个字母大写的Internet是指分布在世界各地的大型互连网，其中包括1万多个网络和超过100万台主机。
在一个互连网上，每个接口都用IP地址来标识，尽管用户习惯使用主机名而不是IP地址。域名系统为主机名和IP地址之间提供动态的映射。端口号用来标识互相通信的应用程序。服务器使用众所周知的端口号，而客户使用临时设定的端口号。 [/color]
[color=#666666]
习题
1.1 请计算最多有多少个A类、B类和C类网络号。
1.2 用匿名FTP（见27.3节）从主机nic.merit.edu 上获取文件nsfnet/statistics/history.netcount。该文件包含在NSFNET网络上登记的国内和国外的网络数。画一坐标系，横坐标代表年，纵坐标代表网络总数的对数值。纵坐标的最大值是习题1.1的结果。如果数据显示一个明显的趋势，请估计按照当前的编址体制推算，何时会用完所有的网络地址。（3.10节讨论解决该难题的建议。）
1.3 获取一份主机需求RFC拷贝[Braden 1989a]，阅读有关应用于TCP/IP协议族每一层的稳健性原则。这个原则的参考对象是什么？
1.4 获取一份最新的赋值RFC拷贝。“quote of the day"协议的有名端口号是什么？哪个RFC对该协议进行了定义？
1.5 如果你有一个接入TCP/IP互连网的主机帐号，它的主IP地址是多少？这台主机是否接入了Internet？它是多接口主机吗？
1.6 获取一份RFC 1000的拷贝，了解RFC这个术语从何而来。
1.7 与Internet协会联系，[email=isoc@isoc.org][color=#0000ff]isoc@isoc.org[/color][/email]或者+1 703 648 9888，了解有关加入的情况。
1.8 用匿名FTP从主机is.internic.net处获取文件about-internic/information-about-the-internic。
1－1
[/color] 2 链路层
2.1 引言
从图1.4我们可以看出，在TCP/IP协议族中，链路层主要有三个目的：（1）为IP模块发送和接收IP数据报；（2）为ARP模块发送ARP请求和接收ARP应答；（3）为RARP发送RARP请求和接收RARP应答。TCP/IP支持多种不同的链路层协议，这取决于网络所使用的硬件，如以太网，令牌环网，FDDI（光纤分布式数据接口），RS－232串行线路等。
在本章中，我们将详细讨论以太网链路层协议，两个串行接口链路层协议（SLIP和PPP），以及大多数实现都包含的环回（loopback）驱动程序。以太网和SLIP是本书中大多数例子使用的链路层。我们对MTU（最大传输单元）进行了介绍，这个概念在本书的后面章节中将多次遇到。我们还讨论了如何为串行线路选择MTU。
2.2 以太网和IEEE 802封装
以太网这个术语一般是指数字设备公司（Digital Equipment Corp.）、 英特尔公司（Intel Corp.）、和Xerox公司联合在1982年公布的一个标准。它是当今TCP/IP采用的主要的局域网技术。它采用一种称作CSMA/CD的媒体接入方法，其意思是载波侦听多路接入/冲突检测（Carrier Sense, Multiple Access with Collision Detection）。它的速率为10 Mb/s，地址为48 bit。
几年后，IEEE（电子电气工程师协会）802委员会公布了一个稍有不同的标准集，其中802.3针对了整个CSMA/CD网络，802.4针对令牌总线网络，802.5针对令牌环网络。这三者的共同特性由802.2标准来定义，那就是802网络共有的逻辑链路控制（LLC）。不幸的是，802.2和802.3定义了一个与以太网不同的帧格式。文献[Stallings 1987]对所有的IEEE 802标准进行了详细的介绍。
在TCP/IP世界中，以太网IP数据报的封装是在RFC 894[Hornig 1984]中定义的，IEEE 802网络的IP数据报封装是在RFC 1042[Postel and Reynolds 1988]中定义的。主机需求RFC要求每台Internet主机都与一个10Mbit/s的以太网电缆相连接：
1. 必须能发送和接收采用RFC 894（以太网）封装格式的分组。
2. 应该能接收与RFC 894混合的RFC 1042（IEEE 802）封装格式的分组。
3. 也许能够发送采用RFC 1042格式封装的分组。如果主机能同时发送两种类型的分组数据，那么发送的分组必须是可以设置的，而且默认条件下必须是RFC 894分组。
最常使用的封装格式是RFC 894定义的格式。图2.1显示了两种不同形式的封装格式。图中每个方框下面的数字是它们的字节长度。
两种帧格式都采用48 bit（6字节）的目标地址和源地址。（802.3允许使用16 bit的地址，但一般是48 bit地址。）这就是我们在本书中所称的硬件地址。ARP和RARP协议（第4章和第5章）对32 bit的IP地址和48 bit的硬件地址进行映射。
接下来的2个字节在两种帧格式中互不相同。在802标准定义的帧格式中，长度字段是指它后续数据的字节长度，但不包括CRC检验码。以太网的类型字段定义了后续数据的类型。在802标准定义的帧格式中，类型字段则由后续的子网接入协议（Sub-network Access Protocol，SNAP）的首部给出。幸运的是，802定义的有效长度值与以太网的有效类型值无一相同，这样，就可以对两种帧格式进行区分。
在以太网帧格式中，类型字段之后就是数据，而在802帧格式中，跟随在后面的是3字节的802.2 LLC和5字节的802.2 SNAP。目的服务访问点（Destination Service
TCP/IP详解（二）
4.5 ARP举例
在本小节中，我们用tcpdump命令来看一看运行像Telnet这样的普通TCP工具软件时ARP会做些什么。附录A包含tcpdump命令的其它细节。
普通例子
为了看清楚ARP的运作过程，我们执行telnet命令与无效的服务器连接。
（见原书p.57的①）
当我们在另一个系统上（sun）运行带有-e参数的tcpdump命令时，显示的是硬件地址（在我们的例子中是48 bit的以太网地址。）
图4.4 TCP连接请求产生的ARP请求和回答
图4.4中的tcpdump的原始输出如图附录A中的A.3所示。由于这是本书第一个tcpdump输出例子，你应该去查看附录中的原始输出，看看我们作了哪些修改。
我们删除了tcpdump命令输出的最后四行，因为它们是结束连接的信息（我们将在第18章进行讨论），与这里讨论的内容不相关。
在第1行中，源端主机（bsdi）的硬件地址是0:0:c0:6f:2d:40。目的端主机的硬件地址是ff:ff:ff:ff:ff:ff，这是一个以太网广播地址。电缆上的每个以太网接口都要接收这个数据帧并对它进行处理，如图4.2所示。
第1行中紧接着的一个输出字段是arp，表明帧类型字段的值是0x0806，说明此数据帧是一个ARP请求或回答。
在每行中，单词arp或ip后面的值60指的是以太网数据帧的长度。由于ARP请求或回答的数据帧长都是42字节（28字节的ARP数据，14字节的以太网帧头），因此每一帧都必须加入填充字符以达到以太网的最小长度要求：60字节。
请参见图1.7，这个最小长度60字节包含14字节的以太网帧头，但是不包括4个字节的以太网帧尾。有一些书把最小长度定为64字节，它包括以太网的帧尾。我们在图1.7中把最小长度定为46字节，是有意不包括14字节的帧首部，因为对应的最大长度（1500字节）指的是MTU――最大传输单元（图2.5）。我们使用MTU经常是因为它对IP数据报的长度进行限制，但一般与最小长度无关。大多数的设备驱动程序或接口卡自动地用填充字符把以太网数据帧充满到最小长度。第3，4和5行中的IP数据报（包含TCP段）的长度都比最小长度小，因此都必须进行填充到60字节。
第1行中的下一个输出字段arp who-has表示作为ARP请求的这个数据帧中，目的IP地址是svr4的地址，发送端的IP地址是bsdi的地址。tcpdump打印出主机名对应的默认IP地址。（在4.7节中，我们将用-n参数来查看ARP请求中真正的IP地址。）
从第2行中我们可看到，尽管ARP请求是广播的，但是ARP回答的目的地址却是bsdi（0:0:c0:6f:2d:40）。ARP回答是直接送到请求端主机的，而是广播的。
tcpdump打印出arp reply的字样，同时打印出响应者的主机名和硬件地址。
第3行是第一个请求建立连接的TCP段。它的目的硬件地址是目的主机(svr4)。我们将在第18章讨论这个段的细节内容。
在每一行中，行号后面的数字表示tcpdump收到分组的时间（以秒为单位）。除第1行外，其它每行在括号中还包含了与上一行的时间差异（以秒为单位）。我们从这个图可以看出，发送ARP请求与收到ARP回答之间的时延是2.2 ms。而在0.7 ms之后发出第一段TCP报文。在本例中，用ARP进行动态地址解析的时间小于3 ms。
最后需要指出的一点，在tcpdump命令输出中，我们没有看到svr4在发出第一段TCP报文（第4行）之前发出的ARP请求。这是因为可能在svr4的ARP高速缓存中已经有bsdi的表项。一般情况下，当系统收到ARP请求或发送ARP回答时，都要把请求端的硬件地址和IP地址存入ARP高速缓存。在逻辑上可以假设，如果请求端要发送IP数据报，那么数据报的接收端将很可能会发送一个回答。
对不存在主机的ARP请求
如果查询的主机已关机或不存在会发生什么情况呢？为此我们指定一个并不存在的Internet地址――根据网络号和子网号所对应的网络确实存在，但是并不存在所指定的主机号。从图3.10我们可以看出，主机号从36到62的主机并不存在（主机号为63是广播地址）。这里，我们用主机号36来举例子。
（见原书p.59的①）
tcpdump命令的输出如图4.5所示。
图4.5 对不存在主机的ARP请求
这一次，我们没有用-e选项，因为我们已经知道ARP请求是在网上广播的。
令人感兴趣的是看到多次进行ARP请求：第一次请求发生后5.5秒进行第二次请求，在24秒之后又进行第三次请求。（在第21章我们将看到TCP的超时和重发算法的细节。）tcpdump命令输出的超时限制为29.5秒。但是，在telnet命令使用前后分别用date命令检查时间，可以发现Telnet客户端的连接请求似乎在大约75秒后才放弃。事实上，我们在后面将看到，大多数的BSD实现把完成TCP连接请求的时间限制设置为75秒。
在第18章中，当我们看到建立连接的TCP报文段序列时，会发现ARP请求对应于TCP试图发送的初始TCP SYN（同步）段。
注意，在线路上我们始终看不到TCP的报文段。我们能看到的是ARP请求。直到ARP回答返回时，TCP报文段才可以被发送，因为硬件地址到这时才可能知道。如果我们用过滤模式运行tcpdump命令，只查看TCP数据，那么将没有任何输出。
ARP 高速缓存超时设置
在ARP高速缓存中的表项一般都要设置超时值。（在4.8小节中，我们将看到管理员可以用arp命令把地址放入高速缓存中而不设置超时值。）从伯克利系统演变而来的系统一般对完整的表项设置超时值为20分钟，而对不完整的表项设置超时值为3分钟。（在前面的例子中我们已见过一个不完整的表项，即在以太网上对一个不存在的主机发出ARP请求。）当这些表项再次使用时，这些实现一般都把超时值重新设为20分钟。
（下面是原书p.60①的译文）
在RFC中说，在表项正在使用时，超时值就应该启动，但是大多数的从伯克利系统演变而来的系统没有这样做――它们每次都是在访问表项进重设超时值。
4.6 ARP代理
如果ARP请求是从一个网络的主机发往另一个网络上的主机，那么连接这两个网络的路由器就可以回答该请求，这个过程称作委托ARP或ARP代理(Proxy ARP)。这样可以欺骗发起ARP请求的发送端，使它误以为路由器就是目的主机，而事实上目的主机是在路由器的“另一边”。路由器的功能相当于目的主机的代理，把分组从其它主机转发给它。
举例是说明ARP代理的最好方法。如图3.10所示，系统sun与两个以太网相连。但是，我们也指出过，事实上并不是这样，请把它与封二中的图进行比较。在sun和子网140.252.1之间实际存在一个路由器，就是这个具有ARP代理功能的路由器使得sun就好像在子网140.252.1上一样。具体安置如图4.6所示，路由器Telebit NetBlazer，取名为netb，在子网和主机sun之间。
图4.6 ARP代理的例子
当子网140.252.1（称作gemini）上的其它主机有一份IP数据报要传给地址为140.252.1.29的sun，gemini比较网络号（140.252）和子网号（1），因为它们都是相同的，因而在图4.6上面的以太网中发送IP地址140.252.1.29的ARP请求。路由器netb识别出该IP地址属于它的一个拔号主机，于是把它的以太网接口地址140.252.1作为硬件地址来回答。主机gemini通过以太网发送IP数据报到netb，netb通过拔号SLIP链路把数据报转发到sun。这个过程对于所有140.252.1子网上的主机来说都是透明的，主机sun实际上是在路由器netb后面进行配置的。
如果我们在主机gemini上执行arp命令，经过与主机sun通信以后，我们发现在同一个子网140.252.1上的netb和sun的IP地址映射的硬件地址是相同的。这通常是使用委托ARP的线索。
gemini % arp -a
这里是子网140.252.1上其他主机的输出行
netb (140.252.1.183) at 0:80:ad:3:6a:80
sun (140.252.1.29) at 0:80:ad:3:6a:80
图4.6中的另一个需要解释的细节是在路由器netb的下方（SLIP链路）显然缺少一个IP地址。为什么在拔号SLIP链路的两端只拥有一个IP地址，而在bsdi和slip之间的两端却分别有一个IP地址？在3.8小节我们已经指出，用ifconfig命令可以显示拔号SLIP链路的目的地址，它是140.252.1.183。NetBlazer不需要知道拔号SLIP链路每一端的IP地址。（这样做会用更多的IP地址。）相反，它通过分组到达的串行线路接口来确定发送分组的拔号主机，因此对于连接到路由器的每个拔号主机不需要用唯一的IP地址。所有的拔号主机使用同一个IP地址140.252.1.183作为SLIP链路的目的地址。
ARP代理可以把数据报传送到路由器sun上，但是子网140.252.13上的其它主机是如何处理的呢？路由选择必须使数据报能到达其它主机。这里需要特殊处理，路由选择表中的表项必须在网络140.252的某个地方制定，使所有数据报的目的端要么是子网140.252.13，要么是子网上的某个主机，这样都指向路由器netb。而路由器netb知道如何把数据报传到最终的目的端，即通过路由器sun。
ARP代理也称作混合ARP（promiscuous ARP）或ARP 出租(ARP hack)。这些名字来自于ARP代理的其它用途：通过两个物理网络之间的路由器可以互相隐藏物理网络。在这种情况下，两个物理网络可以使用相同的网络号，只要把中间的路由器设置成一个ARP代理，以响应一个网络到另一个网络主机的ARP请求。这种技术在过去用来隐藏一组在不同物理电缆上运行旧版TCP/IP的主机。分开这些旧主机有两个共同的理由，其一是它们不能处理子网划分，其二是它们使用旧的广播地址（所有比特值为0的主机号，而不是目前使用的所有比特值为1的主机号）。
4.7 免费ARP
我们可以看到的另一个ARP特性称作免费ARP (gratuitous ARP)。它是指主机发送ARP查找自己的IP地址。通常，它发生在系统引导期间进行接口配置的时候。
在我们的互联网中，如果我们引导主机bsdi并在主机sun上运行tcpdump命令，我们可以看到如图4.7所示的分组。
图4.7 免费ARP的例子
（我们用-n选项运行tcpdump命令，打印出点分十进制的地址，而不是主机名。）对于ARP请求中的各字段来说，发送端的协议地址和目的端的协议地址是一致的：即主机bsdi的地址140.252.13.35。另外，以太网报头中的源地址0:0:c0:6f:2d:40，正如tcpdump命令显示的那样，等于发送端的硬件地址（见图4.4）。
免费ARP可以有两个方面的作用。
1. 一个主机可以通过它来确定另一个主机是否设置了相同的IP地址。主机bsdi并不希望对此请求有一个回答。但是，如果收到一个回答，那么就会在终端日志上产生一个错误消息“以太网地址：a:b:c:d:e:f发送来重复的IP地址”。这样就可以警告系统管理员，某个系统有不正确的设置。
2. 如果发送免费ARP的主机正好改变了硬件地址（很可能是主机关机了，并换了一块接口卡，然后重新启动），那么这个分组就可以使其它主机高速缓存中旧的硬件地址进行相应的更新。一个比较著名的ARP协议事实[Plummer 1982]是，如果主机收到某个IP地址的ARP请求，而且它已经在接收者的高速缓存中，那么就要用ARP请求中的发送端硬件地址（如以太网地址）对高速缓存中相应的内容进行更新。主机接收到任何ARP请求都要完成这个操作。（ARP请求是在网上广播的，因此每次发送ARP请求时网络上的所有主机都要这样做。）
文献[Bhide, Elnozahy, and Morgan 1991]中有一个应用例子，通过发送含有备份硬件地址和故障服务器的IP地址的免费ARP请求，使得备份文件服务器可以顺利地接替故障服务器进行工作。这使得所有目的地为故障服务器的报文都被送到备份服务器那里，客户程序不用关心原来的服务器是否出了故障。
（以下是原书p.63①的译文）
不幸的是，作者却反对这个做法，因为这取决于所有不同类型的客户端都要有正确的ARP协议实现。它们显然碰到过客户端的ARP协议实现与规范不一致的情况。
通过检查作者所在子网上的所有系统可以发现，SunOS 4.1.3和4.4BSD在引导时都发送免费ARP，但是SVR4却没有这样做。
4.8 arp命令
我们已经用这个命令及参数-a来显示ARP高速缓存中的所有内容。这里介绍其它参数的功能。
超级用户可以用参数-d来删除ARP高速缓存中的某一项内容。（这个命令格式可以在运行一些例子之前使用，以让我们看清楚ARP的交换过程。）
另外，可以通过参数-s来增加高速缓存中的内容。这个参数需要主机名和以太网地址：对应于主机名的IP地址和以太网地址被增加到高速缓存中。新增加的内容是永久性的（比如，它没有超时值），除非在命令行的末尾附上关键字temp。
位于命令行末尾的关键字pub和-s参数一起，可以使系统起着主机ARP代理的作用。系统将回答与主机名对应的IP地址的ARP请求，并以指定的以太网地址作为回答。如果广播的地址是系统本身，那么系统就为指定的主机名起着委托ARP代理的作用。
4.9 小结
在大多数的TCP/IP实现中，ARP是一个基础协议，但是它的运行对于应用程序或系统管理员来说一般是透明的。ARP高速缓存在它的运行过程中非常关键，我们可以用arp命令对高速缓存进行检查和操作。高速缓存中的每一项内容都有一个定时器，根据它来删除不完整和完整的表项。arp命令可以显示和修改ARP高速缓存中的内容。
我们介绍了ARP的一般操作，同时也介绍了一些特殊的功能：委托ARP（当路由器对来自于另一个路由器接口的ARP请求进行回答时）和免费ARP（发送自己IP地址的ARP请求，一般发生在引导过程中）。
习题
4.1 当我们输入命令以生成类似图4.4那样的输出时，发现本地ARP快速缓存为空以后，输入命令
bsdi % rsh svr4 arp -a
如果发现目的主机上的ARP快速缓存也是空的，那将发生什么情况？（该命令将在svr4主机上运行arp -a命令。）
4.2 请描述如何判断一个给定主机是否能正确处理接收到的非必要的ARP请求的方法。
4.3 由于发送一个数据包后ARP将等待响应，因此4.2节所描述的步骤7可能会持续一段时间。你认为ARP将如何处理在这期间收到相同目的IP地址发来的多个数据包？
4.4 在4.5节的最后，我们指出Host Requirements RFC和伯克利派生系统在处理活动ARP表目的超时时存在差异。那么如果我们在一个由伯克利派生系统的客户端上，试图与一个正在更换以太网卡而处于关机状态的服务器主机联系，这时会发生什么情况？如果服务器在引导过程中广播一份免费(gratuitous)ARP，这种情况是否会发生变化？
4－1
5 RARP：逆地址解析协议
5.1 引言
具有本地磁盘的系统引导时，一般是从磁盘上的配置文件中读取IP地址。但是无盘机，如X终端或无盘工作站，则需要采用其他方法来获得IP地址。
网络上的每个系统都具有唯一的硬件地址，它是由网络接口生产厂家配置的。无盘系统的RARP实现过程是从接口卡上读取唯一的硬件地址，然后发送一份RARP请求（一帧在网络上广播的数据），请求某个主机响应该无盘系统的IP地址（在RARP回答中）。
在概念上这个过程是很简单的，但是实现起来常常比ARP要困难，其原因在本章后面介绍。RARP的正式规范是RFC 903 [Finlayson et al. 1984]。
5.2 RARP的分组格式
RARP分组的格式与ARP分组基本一致（图4.3）。它们之间主要的差别是RARP请求或回答的帧类型代码为0x8035，而且RARP请求的操作代码为3，回答操作代码为4。
对应于ARP，RARP请求以广播方式传送，而RARP回答一般是单播(unicast)传送的。
5.3 RARP举例
在我们的互连网中，我们可以强制sun主机从网络上引导，而不是从本地磁盘引导。如果我们在主机bsdi上运行RARP服务程序和tcpdump命令，那么可以得到如图5.1那样的输出。我们用-e参数使得tcpdump命令打印出硬件地址：
图5.1 RARP请求和回答
RARP请求是广播方式（第1行），而第2行的RARP回答是单播方式。第2行的输出中at sun表示RARP回答包含主机sun的IP地址（140.252.13.33）。
在第3行中，我们可以看到，一旦sun收到RARP回答，它就发送一个TFTP读请求（RRQ）给文件8CFC0D21.SUN4C。（TFTP表示简单文件传输协议。我们将在第15章详细介绍它。）文件名中的8个十六进制数字表求主机sun的IP地址140.252.13.33。这个IP地址在RARP回答中返回。文件名的后缀SUN4C表示被引导系统的类型。
tcpdump在第3行中指出IP数据报的长度是65个字节，而不是一个UDP数据报（实际上是一个UDP数据报），因为我们运行tcpdump命令时带有-e参数，以查看硬件层的地址。在图5.1中需要指出的另一点是，第2行中的以太网数据帧长度比最小长度还要小（在4.5节中我们说过应该是60字节。）其原因是我们在发送该以太网数据帧的系统（bisdi）上运行tcpdump命令的。应用程序rarpd写42字节到BSD分组过滤设备上（其中14字节为以太网数据帧的报头，剩下的28字节是RARP回答），这就是tcpdump收到的副本。但是以太网设备驱动程序要把这一短帧填充空白字符以达到最小传输长度（60）。如果我们在另一个系统上运行tcpdump命令，其长度将会是60。
我们从这个例子可以看出，当无盘系统从RARP回答中收到它的IP地址后，它将发送TFTP请求来读取引导映象。在这一点上我们将不再进一步详细讨论无盘系统是如何引导的。（第16章将描述无盘X终端利用RARP，BOOTP以及TFTP进行引导的过程。）
当网络上没有RARP服务器时，其结果如图5.2所示。每个分组的目的地址都是以太网广播地址。在who-后面的以太网地址是目的硬件地址，跟在tell后面的以太网地址是发送端的硬件地址。
请注意重发的频度。第一次重发是在6.55秒以后，然后增加到42.80秒，然后又减到5.34秒和6.55秒，然后又回到42.79秒。这种不确定的情况一直继续下去。如果计算一下两次重发之间的时间间隔，我们发现存在一种双倍的关系：从5.34到6.55是1.21秒，从 6.55到8.97是2.42秒，从8.97到13.80是4.83秒，一直这样继续下去。当时间间隔达到某个阈值时（大于42.80秒），它又重新置为5.34秒。
图5.2 网络中没有RARP服务器的RARP请求
超时间隔采用这样的递增方法比每次都采用相同值的方法要好。在图6.8中，我们将看到一种错误的超时重发方法，以及在第21章中将看到TCP的超时重发机制。
5.4 RARP服务器的设计
虽然RARP在概念上很简单，但是设计一个RARP服务器与系统相关而且比较复杂。相反，提供一个ARP服务器很简单，通常是TCP/IP在内核中实现的一部分。由于内核知道IP地址和硬件地址，因此当它收到一个询问IP地址的ARP请求时，只需用相应的硬件地址来提供回答就可以了。
作为用户进程的RARP服务器
RARP服务器的复杂性在于，服务器一般要为多个主机（网络上所有的无盘系统）提供硬件地址到IP地址的映射。该映射包含在一个磁盘文件中（在Unix系统中一般位于/etc/ethers目录中）。由于内核一般不读取和分析磁盘文件，因此RARP服务器的功能就由用户进程来提供，而不是作为内核的TCP/IP实现的一部分。
更为复杂的是，RARP请求是作为一个特殊类型的以太网数据帧来传送的（帧类型字段值为0x8035，如图2.1所示）。这说明RARP服务器必须能够发送和接收这种类型的以太网数据帧。在附录A中，我们描述了BSD分组过滤器，Sun的网络接口栓，以及SVR4数据链路提供者接口都可用来接收这些数据帧。由于发送和接收这些数据帧与系统有关，因此RARP服务器的实现与系统是捆绑在一起的。
每个网络有多个RARP服务器
RARP服务器实现的一个复杂因素是RARP请求是在硬件层上进行广播的，如图5.2所示。这意味着它们不经过路由器进行转发。为了让无盘系统在RARP服务器关机的状态下也能引导，通常在一个网络上（例如一根电缆）要提供多个RARP服务器。
当服务器的数目增加时（以提供冗余备份），网络流量也随之增加，因为每个服务器对每个RARP请求都要发送RARP回答。发送RARP请求的无盘系统一般采用最先收到的RARP回答。（对于ARP我们从来没有遇到这种情况，因为只有一台主机发送ARP回答。）另外，还有一种可能发生的情况是每个RARP服务器同时回答，这样会增加以太网发生冲突的概率。
5.5 小结
RARP协议是许多无盘系统在引导时用来获取IP地址。RARP分组格式基本上与ARP分组一致。一个RARP请求在网络上进行广播，它在分组中标明发送端的硬件地址，以请求相应IP地址的响应。回答通常是单播传送的。
RARP带来的问题包括使用链路层广播，这样就阻止大多数路由器转发RARP请求，只返回很少信息：只是系统的IP地址。在第16章中，我们将看到BOOTP在无盘系统引导时会返回更多的信息：IP地址，引导主机的名字等等。
虽然RARP在概念上很简单，但是RARP服务器的实现却与系统相关。因此，并不是所有的TCP/IP实现都提供RARP服务器。
习题
5.1 RARP需要不同的帧类型字段吗？ARP和RARP都使用相同的值0x0806吗？
5.2 在一个有多个RARP服务器的网络上，如何防止它们的响应发生冲突？
5－3
6 ICMP：Internet控制报文协议
6.1 引言
ICMP经常被认为是IP层的一个组成部分。它传递差错信息以及其它需要注意的信息。ICMP报文通常被IP层或更高层协议（TCP或UDP）使用。一些ICMP报文把差错信息返回给用户进程。
ICMP信息是在IP数据报内部被传输的，如6.1所示。
图6.1 ICMP封装在IP数据报内部
ICMP 的正式规范参见RFC 792 [Posterl 1981b]。
ICMP报文的格式如图6.2所示。所有报文的前4个字节都是一样的，但是剩下的其它字节则互不相同。下面我们将逐个介绍各种报文格式。
类型字段可以有15个不同的值，以描述特定类型的ICMP报文。某些ICMP报文还使用代码字段的值来进一步描述不同的条件。
检验和字段覆盖整个ICMP报文。使用的算法与我们在3.2节中介绍的IP首部检验和算法相同。ICMP的检验和是必需的。
图6.2 ICMP报文
在本章中，我们将粗浅地讨论ICMP报文，并对其中一部分作详细介绍：地址掩码请求和回答，时间戳请求和回答，以及不可答端口。我们将详细介绍第27章Ping程序所使用的回应请求和回答报文和第9章处理IP路由的ICMP报文。
6.2 ICMP报文的类型
各种类型的ICMP报文如图6.3所示，不同类型由报文中的类型字段和代码字段来共同决定。
图中的最后两列表明ICMP报文是一份查询报文还是一份差错报文。因为对ICMP差错报文有时需要作特殊处理，因此我们需要对它们进行区分。例如，在对ICMP差错报文进行响应时，永远不会生成另一份ICMP差错报文。（如果没有这个限制规则，我们可能会遇到一个差错产生另一个差错的情况，而差错再产生差错，这样无休止地循环下去。）
当发送一份ICMP差错报文时，报文始终包含IP的首部和产生ICMP差错报文的IP数据报的前8个字节。这样，接收ICMP差错报文的模块就会把它与某个特定的协议（根据IP数据报首部中的协议字段来判断）和用户进程（根据包含在IP数据报前8个字节中的TCP或UDP报文首部中的TCP或UDP端口号来判断）联系起来。在6.5节我们将举例来说明一点。
下面各种情况都不会导致产生ICMP差错报文：
1．ICMP差错报文。（但是，ICMP查询报文可能会产生ICMP差错报文。）
2．目的地址是广播地址（图3.9）或多播地址（D类地址，图1.5）的IP数据报。
3．作为链路层广播的数据报。
4．不是IP分片的第一片。（我们将在11.5节介绍分片。）
5．源地址不是单个主机的数据报。这就是说，源地址不能为零地址、环回地址、广播地址或多播地址。
（下面是图6.3的译文）
类型
代码
描述
查询
差错
0
0
回答回显（Ping回答，第7章）
•
3
目的不可到达：
0
网络不可到达（9.3节）
•
1
主机不可到达（9.3节）
•
2
协议不可到达
•
3
端口不可到达（6.5节）
•
4
需要进行分片但设置了不分片比特（11.6节）
•
5
源站路由选择失败（8.5节）
•
6
目的网络不认识
•
7
目的主机不认识
•
8
源主机被隔离（作废不用）
•
9
目的网络被强制禁止
•
10
目的主机被强制禁止
•
11
由于服务类型TOS网络不可到达（9.3节）
•
12
由于服务类型TOS主机不可到达（9.3节）
•
13
由于过滤通信被强制禁止
•
14
主机越权
•
15
优先权中止生效
•
4
0
源端被关闭（基本流控制，11.11节）
•
5
改变路由（9.5节）：
•
0
对网络改变路由
•
1
对主机改变路由
•
2
对服务类型和网络改变路由
•
3
对服务类型和主机改变路由
•
8
0
请求回显（Ping请求，第7章）
•
9
0
路由器通告（9.6节）
•
10
0
路由器请求（9.6节）
•
11
超时：
0
传输期间生存时间为0（Traceroute, 第8章）
•
1
在数据报组装期间生存时间为0（11.5节）
•
12
参数问题：
0
坏的IP首部（包括各种差错）
•
1
缺少必需的选项
•
13
0
时间戳请求（6.4节）
•
14
0
时间戳回答（6.4节）
•
15
0
信息回答（作废不用）
•
16
0
信息回答（作废不用）
•
17
0
地址掩码请求（6.3节）
•
18
0
地址掩码回答（6.3节）
•
图6.3 ICMP报文类型
这些规则是为了防止过去允许ICMP差错报文对广播分组响应所带来的广播风暴。
6.3 ICMP地址掩码请求与回答
ICMP地址掩码请求用于无盘系统在引导过程中获取自己的子网掩码（3.5节）。系统广播它的ICMP请求报文。（这一过程与无盘系统在引导过程中用RARP获取IP地址是类似的。）无盘系统获取子网掩码的另一个方法是BOOTP协议，我们将在第16章中介绍。ICMP地址掩码请求和回答报文的格式如图6.4所示。
图6.4 ICMP地址掩码请求和回答报文
ICMP报文中的标识符和序列号字段由发送端任意选择设定，这些值在回答中将被返回。这样，发送端就可以把回答与请求进行匹配。
我们可以写一个简单的程序（取名为icmpaddrmask），它发送一份ICMP地址掩码请求报文，然后打印出所有的回答。由于一般是把请求报文发往广播地址，因此这里我们也这样做。目的地址（140.252.13.63）是子网140.252.13.32的广播地址（图3.12）。
sun % icmpaddrmask 140.252.13.33
received mask = ffffffe0, from 140.252.13.33 来自本机
received mask = ffffffe0, from 140.252.13.35 来自bsdi
received mask = ffff0000, from 140.252.13.34 来自svr4
在输出中我们首先注意到的是，从svr4返回的子网掩码是差错的。显然，尽管svr4接口已经设置了正确的子网掩码，但是SVR4还是返回了一个普通的B类地址掩码，就好像子网并不存在一样。
svr4 % ifconfig emd0
emd0: flags=23
inet 140.252.13.34 netmask ffffffe0 broadcast 140.252.13.63
SVR4处理ICMP地址掩码请求过程存在差错。
我们用tcpdump命令来查看主机bsdi上的情况，输出如图6.5所示。我们用-e参数来查看硬件地址。
图6.5 发到广播地址的ICMP地址掩码请求
注意，尽管在线路上什么也看不见，但是发送主机sun也能接收到ICMP回答（带有from ourself的输出行）。这是广播的一般特性：发送主机也能通过某种内部环回机制收到一份广播报文拷贝。由于术语“广播”的定义是指局域网上的所有主机，因此它必须包括发送主机在内。（参见图2.4，当以太网驱动程序识别出目的地址是广播地址后，它就把分组送到网络上，同时传一份拷贝到环回接口。）
接下来，bsdi广播回答，而svr4却只把回答传给请求主机。通常，回答地址必须是单播地址，除非请求端的源IP地址是0.0.0.0，本例不属于这种情况。因此，把回答发送到广播地址是BSD/386的一个内部差错。
（下面是原书p.73①的译文）
RFC规定，除非系统是地址掩码的授权代理，否则它不能发送地址掩码回答。（为了成为授权代理，它必须进行特殊配置，以发送这些回答。参见附录E。）但是，正如我们从本例中看到的那样，大多数主机在收到请求时都发送一个回答，甚至有一些主机还发送差错的回答。
最后一点可以通过下面的例子来说明。我们向本机IP地址和环回地址分别发送地址掩码请求：
sun % icmpaddrmask sun
received mask= ff000000, from 140.252.13.33
sun % icmpaddrmask localhost
received mask= ff000000, from 127.0.0.1
上述两种情况下返回的地址掩码对应的都是环回地址，即A类地址127.0.0.1。还有，我们从图2.4可以看到，发送给本机IP地址的数据报（140.252.12.33）实际上是送到环回接口。ICMP地址掩码回答必须是收到请求接口的子网掩码（这是因为多接口主机每个接口有不同的子网掩码），因此两种情况下地址掩码接求都来自于环回接口。
6.4 ICMP时间戳请求与回答
ICMP时间戳请求允许系统向另一个系统查询当前的时间。返回的建议值是自午夜开始计算的毫秒数，协调的统一时间（Coordinated Universal Time, UTC）。(早期的参考手册认为UTC是格林尼治时间。)这种ICMP报文的好处是它提供了毫秒级的分辨率，而利用其它方法从别的主机获取的时间（如某些Unix系统提供的rdate命令）只能提供秒级的分辨率。由于返回的时间是从午夜开始计算的，因此调用者必须通过其它方法获知当时的日期，这是它的一个缺陷。
ICMP时间戳请求和回答报文格式如图6.6所示。
图6.6 ICMP时间戳请求和回答报文
请求端填写发起时间戳，然后发送报文。回答系统收到请求报文时填写接收时间戳，在发送回答时填写发送时间戳。但是，实际上，大多数的实现把后面两个字段都设成相同的值。（提供三个字段的原因是可以让发送方分别计算发送请求的时间和发送回答的时间。）
例子
我们可以写一个简单程序（取名为icmptime），给某个主机发送ICMP时间戳请求，并打印出返回的回答。它在我们的小互连网上运行结果如下：
（见原书p.74的①）
程序打印出ICMP报文中的三个时间戳：发起时间戳（orig），接收时间戳（recv），以及发送时间戳（xmit）。正如我们在这个例子以及下面的例子中所看到的那样，所有的主机把接收时间戳和发送时间戳都设成相同的值。
我们还能计算出往返时间（rtt），它的值是收到回答时的时间值减去发送请求时的时间值。difference的值是接收时间戳值减去发起时间戳值。这些值之间的关系如图6 7所示。
如果我们相信RTT的值，并且相信RTT的一半用于请求报文的传输，另一半用于回答报文的传输，那么为了使本机时钟与查询主机的时钟一致，本机时钟需要进行调整，调整值是difference减去RTT的一半。在前面的例子中，bsdi的时钟比sun的时钟要慢7 ms和8 ms。
由于时间戳的值是自午夜开始计算的毫秒数，即UTC，因此它们的值始终小于86,400,000 (24×60×60×1000)。这些例子都是在下午4:00以前运行的，并且在一个比UTC慢7个小时的时区，因此它们的值比82,800,000（2300小时）要大是有道理的。
如果我们对主机bsdi重复运行该程序数次，我们发现接收时间戳和发送时间戳的最后一位数总是0。这是因为该版本的软件（0.9.4版）只能提供10毫秒的时间分辨率。（说明参见附录B。）
如果我们对主机svr4运行该程序两次，我们发现SVR4时间戳的最后三位数始终为0：
（见原书p.75的①）
由于某种原因，SVR4在ICMP时间戳中不提供毫秒级的分辨率。这样，对秒以下的时间差调整将不起任何作用。
如果我们对子网140.252.1上的其它主机运行该程序，结果表明其中一台主机的时钟与sun相差3.7秒，而另一个主机时钟相差近75秒：
（见原书p.75的②）
另一个令人感兴趣的例子是路由器gateway（一个Cisco路由器）。这表明，当系统返回一个非标准时间戳值时（不是自午夜开始计算的毫秒数，UTC），它就用32 bit时间戳中的高位来表示。我们的程序证明了一点，在尖括号中打印出了接收和发送的时间戳值（在关闭高位之后）。另外，我们不能计算发起时间戳和接收时间戳之间的时间差，因为它们的单位不一致。
（见原书p.76的①）
如果我们在这台主机上运行该程序数次，会发现时间戳值显然具有毫秒级的分辨率，而且是从某个起始点开始计算的毫秒数，但是起始点并不是午夜UTC。（例如，可能是从路由器引导时开始计数的毫秒数。）
作为最后一个例子，我们来比较sun主机和另一个已知是准确的系统时钟----一个NTP stratum 1服务器。（下面我们会更多地讨论NTP，网络时间协议。）
（见原书p.76的②）
如果我们把difference的值减去RTT的一半，结果表明sun主机上的时钟要快38.5到51.5 ms。
另一种方法
还可以用另一种方法来获得时间和日期。
1. 我们在1.12节中描述了日期时间服务程序和时间服务程序。前者是以人们可读的格式返回当前的时间和日期，是一行ASCII字符。我们可以用telnet命令来验证这个服务：
（见原书p.76的③）
另一方面，时间服务程序返回的是一个32 bit的二制进数值，表示自UTC，1900年1月1日午夜起算的秒数。这个程序是以秒为单位提供的日期和时间。（前面我们提过的rdate命令使用的是TCP时间服务程序。）
2. 严格的计时器使用网络时间协议（NTP），该协议在RFC 1305中给出了描述[Mills 1992]。这个协议采用先进的技术来保证LAN或WAN上的一组系统的时钟误差在毫秒级以内。对计算机精确时间感兴趣的读者应该阅读这份RFC文档。
3. 开放软件基金会（OSF）的分布式计算环境（DCE）定义了分布式时间服务（DTS），它也提供计算机之间的时钟同步。文献[Rosenberg, Kenney and Fisher 1992]提供了该服务的其它细节描述。
4. 伯克利大学的Unix系统提供守护程序timed(8)，来同步局域网上的系统时钟。不像NTP和DTS，timed不在广域网范围内工作。
6.5 ICMP端口不可达差错
最后两小节我们来讨论ICMP查询报文----地址掩码和时间戳查询及回答。我们现在来分析一种ICMP差错报文，即端口不可到达报文，它是ICMP目的不可到达报文中的一种，以此来看一看ICMP差错报文中所附加的信息。我们使用UDP（见第11章）来查看它。
UDP的规则之一是，如果收到一份UDP数据报而目的端口与某个正在使用的进程不相符，那么UDP返回一个ICMP不可到达报文。我们可以用TFTP来强制生成一个端口不可到达报文。（TFTP将在第15章描述。）
对于TFTP服务器来说，UDP的公共端口号是69。但是大多数的TFTP客户程序允许我们用connect命令来指定一个不同的端口号。这里，我们就用为它指定为8888：
（见原书p.77的①）
connect命令首先指定要连接的主机名及其端口号，接着用get命令来取文件。敲入get命令后，一份UDP数据报就发送到主机svr4上的8888端口。tcpdump命令引起的报文交换结果如图6.8所示。
在UDP数据报送到svr4之前，要先发送一份ARP请求来确定它的硬件地址（第1行）。接着返回ARP回答（第2行），然后才发送UDP数据报（第3行）。（我们在tcpdump的输出中保留ARP请求和回答是为了提醒我们，这些报文交换可能在第一个IP数据报从一个主机发送到的另一个主机之前是必需的。在本书以后的章节中，如果这些报文与讨论的题目不相关，那么我们将省略它们。） 图6.8 由TFTP产生的ICMP端口不可到达差错
一个ICMP端口不可到达差错是立刻返回的（第4行）。但是，TFTP客户程序看上去似乎忽略了这个ICMP报文，而在5秒钟之后又发送了另一份UDP数据报（第5行）。在客户程序放弃之前重发了三次。
注意，ICMP报文是在主机之间交换的，而不用目的端口号，而每个20字节的UDP数据报则是从一个特定端口（2924）发送到另一个特定端口（8888）。
跟在每个UDP后面的数字20指的是UDP数据报中的数据长度。在这个例子中，20字节包括TFTP的2个字节的操作代码，9个字节以空字符结束的文件名temp.foo，以及9个字节以空字符结束的字符串netascii。（TFTP报文的详细格式参见图15.1。）
如果用-e参数运行同样的例子，我们可以看到每个返回的ICMP端口不可到达报文的完整长度。这里的长度为70字节，各字段分配如图6.9所示。
图6.9 “UDP端口不可到达”例子中返回的ICMP报文
ICMP的一个规则是，ICMP差错报文（参见图6.3的最后一列）必须包括生成该差错报文的数据报IP首部（包含任何选项），还必须至少包括跟在该IP首部后面的前8个字节。在我们的例子中，跟在IP首部后面的前8个字节包含UDP的首部（图11.2）。
一个重要的事实是包含在UDP首部中内容是源端口号和目的端口号。就是由于目的端口号（8888）才导致产生了ICMP端口不可到达的差错报文。接收ICMP的系统可以根据源端口号（2924）来把差错报文与某个特定的用户进程相关联（在本例中是TFTP客户程序）。
导致差错的数据报中的IP首部要被送回的原因是因为IP首部中包含了协议字段，使得ICMP可以知道如何解释后面的8个字节（在本例中是UDP首部）。如果我们来查看TCP首部（图17.2）,可以发现源端口和目的端口被包含在TCP首部的前8个字节中。
ICMP不可到达报文的一般格式如图6.10所示。
图6.10 ICMP不可到达报文
在图6.3中，我们注意到有16种不同类型的ICMP不可到达报文，代码分别从0到15。ICMP端口不可到达差错代码是3。另外，尽管图6.10指出了在ICMP报文中的第二个32 bit字必须为0，但是当代码为4时（“需要分片但设置了不分片比特”），路径MTU发现机制（2.9节）却允许路由器把外出接口的MTU填在这个32 bit字的低16 bit中。我们在11.6节中给出了一个这种差错的例子。
（下面是原书p.79①的译文）
尽管ICMP规则允许系统返回多于8个字节的产生差错的IP数据报中的数据，但是大多数从伯克利派生出来的系统只返回8个字节。Solaris 2.2的ip_icmp_return_data_bytes选项默认条件下返回前64个字节（E.4节）。
tcpdump时间系列
在本书的后面章节中，我们还要以时间系列的格式给出tcpdump命令的输出，如图6.11所示。
图6.11 发送到无效端口的TFTP请求的时间系列
时间随着向下而递增，在图左边的时间标记与tcpdump命令的输出是相同的（图6.8）.位于图顶部的标记是通信双方的主机名和端口号。需要指出的是，随着页面向下的y坐标轴与真正的时间值不是成比例的。当出现一个有意义的时间段时，在本例中是每５秒之间的重发，我们就在时间系列的两侧作上标记。当UDP或TCP数据正在被传送时，我们用粗线的行来表示。
当ICMP报文返回时，为什么TFTP客户程序还要继续重发请求呢？这是由于网络编程中的一个因素，即BSD系统不把从插口(socket)接收到的ICMP报文中的UDP数据通知用户进程，除非该进程已经发送了一个connect命令给该插口。标准的BSD TFTP客户程序并不发送connect命令，因此它永远也不会收到ICMP差错报文的通知。
这里需要注意的另一点是TFTP客户程序所采用的不太好的超时重发算法。它只是假定5秒是足够的，因此每隔5少就重传一次，总共需要25秒钟的时间。在后面我们将看到TCP有一个较好的超时重发算法。
（下面是原书p.81的①的译文）
TFTP客户程序所采用的超时重传算法已被RFC所禁用。不过，在作者所在子网上的三个系统以及Solaris 2.2仍然在使用它。AIX 3.2.2采用一种指数退避方法来设置超时值，分别在0，5，15和35秒时重发报文，这正是所推荐的方法。我们将在第21章更详细地讨论超时问题。
最后需要指出的是，ICMP报文是在发送UDP数据报3.5 ms后返回的，这与第7章我们所看到的Ping回答的往返时间差不多。
TCP/IP详解（三）
6.6 ICMP报文的4.4BSD处理
由于ICMP覆盖的范围很广泛，从致命差错到信息差错，因此即使在一个给定的系统实现中，对每个ICMP报文的处理都是不相同的。图6.12的内容与图6.3相同，它显示的是4.4BSD系统对每个可能的ICMP报文的处理方法。
如果最后一列标明是“内核”，那么ICMP就由内核来处理。如果最后一列指明是“用户进程”，那么报文就被传送到所有在内核中登记的用户进程，以读取收到的ICMP报文。如果不存在任何这样的用户进程，那么报文就悄悄地被丢弃。（这些用户进程还会收到所有其他类型的ICMP报文的拷贝，虽然它们应该由内核来处理，当然用户进程只有在内核处理以后才能收到这些报文。）有一些报文完全被忽略。最后，如果最后一列标明的是引号内的一串字符，那么它就是对应的Unix差错。其中一些差错，如TCP对发送端关闭的处理等，我们将在以后的章节中对它们进行讨论。
（下面是图6.12的译文）
类型
代码
描述
处理方法
0
0
回显回答
用户进程
3
目的不可到达：
0
网络不可到达
“无路由到达主机”
1
主机不可到达
“无路由到达主机”
2
协议不可到达
“连接被拒绝”
3
端口不可到达
“连接被拒绝”
4
需要进行分片但设置了不分片比特DF
“报文太长”
5
源站路由选择失败
“无路由到达主机”
6
目的网络不认识
“无路由到达主机”
7
目的主机不认识
“无路由到达主机”
8
源主机被隔离（作废不用）
“无路由到达主机”
9
目的网络被强制禁止
“无路由到达主机”
10
目的主机被强制禁止
“无路由到达主机”
11
由于服务类型TOS网络不可到达
“无路由到达主机”
12
由于服务类型TOS主机不可到达
“无路由到达主机”
13
由于过滤通信被强制禁止
（忽略）
14
主机越权
（忽略）
15
优先权中止生效
（忽略）
4
0
源站被抑制(quench)
TCP由内核处理，UDP则忽略
5
改变路由
0
对网络改变路由
内核更新路由表
1
对主机改变路由
内核更新路由表
2
对服务类型和网络改变路由
内核更新路由表
3
对服务类型和主机改变路由
内核更新路由表
8
0
回显请求
9
0
路由器通告
用户进程
10
0
路由器请求
用户进程
11
超时：
0
传输期间生存时间为0
用户进程
1
在数据报组装期间生存时间为0
用户进程
12
参数问题：
0
坏的IP首部（包括各种差错）
“协议不可用”
1
缺少必需的选项
“协议不可用”
13
0
时间戳请求
内核产生回答
14
0
时间戳回答
用户进程
15
0
信息请求（作废不用）
（忽略）
16
0
信息回答（作废不用）
用户进程
17
0
地址掩码请求
内核产生回答
18
0
地址掩码回答
用户进程
图6.12 4.4BSD系统对ICMP报文的处理
6.7 小结
本章对每个系统都必须包括的Internet控制报文协议进行了讨论。图6.3列出了所有的ICMP报文类型，其中大多数我们都将在以后的章节中加以讨论。
我们详细讨论了ICMP地址掩码请求和回答以及时间戳请求和回答。这些是典型的请求-回答报文。二者在ICMP报文中都标识符和序号。发送端应用程序在标识字段内存入一个唯一的数值，以区别于其它进程的回答。序号字段使得客户程序可以在回答和请求之间进行匹配。
我们还讨论了ICMP端口不可到达差错，一种常见的ICMP差错。我们对返回的ICMP差错信息进行了分析：导致差错的IP数据报的首部及后序8个字节。这个信息对于ICMP差错的接收方来说是必要的，可以更多地了解导致差错的原因。这是因为TCP和UDP都在它们的首部前8个字节中存入源端口号和目的端口号。
最后，我们第一次给出了按时间先后的tcpdump输出，这种表现方式的输出在本书后面的章节中会经常用到。
习题
6.1 在6.2节的末尾我们列出了5种不发送ICMP差错报文的特殊条件。如果这些条件不满足而我们又在局域网上向一个似乎不存在的端口号发送一份广播UDP数据报，这时会发生什么样的情况？
6.2 阅读RFC [Braden 1989a]，注意生成一个ICMP端口不可到达差错是否为“必须”，“应该”或者“可能”。这些信息所在的页码和章节是多少？
6.3 阅读RFC 1349 [Almquist 1992]，看看IP的服务类型字段（图3.2）是如何被ICMP设置的？
6.4 如果你的系统提供netstat命令，请用它来查看接收和发送的ICMP报文类型。
6－9
7 Ping程序
7.1 引言
“ping”这个名字来自于声纳定位操作。Ping程序由Mike Muuss编写，目的是为了测试另一台主机是否可达。该程序发送一份ICMP回显请求报文给主机，并等待返回ICMP回显回答。（图6.3列出了所有的ICMP报文类型。）
一般来说，如果你不能Ping到某台主机，那么你就不能Telnet或者FTP到那台主机。反过来，如果你不能Telnet到某台主机，那么通常可以用Ping程序来确定问题出在哪里。Ping程序还能测出到这台主机的往返时间，以表明该主机离我们有“多远”。
在本章中，我们将使用Ping程序作为诊断工具来深入剖析ICMP。Ping还给我们提供了检测IP记录路由和时间戳选项的机会。文献[Stevens 1990]的第11章提供了Ping程序的源代码。
（下面是原书p.85①的译文）
几年前我们还可以作出这样没有限定的断言，如果我们不能Ping到某台主机，那么就不能Telnet或FTP那台主机。随着Internet安全意识的增强，出现了提供访问控制清单的路由器和防火墙，那么像这样没有限定的断言不再成立了。一台主机的可达性可能不只取决于IP层是否可达，还取决于使用何种协议以及端口号。Ping程序的运行结果可能显示某台主机不可达，但我们可以用Telnet远程登录到该台主机的25号端口（邮件服务器）。
7.2 Ping程序
我们称发送回显请求的ping程序为客户，而称被ping的主机为服务器。大多数的TCP/IP实现都在内核中直接支持Ping服务器——这种服务器不是一个用户进程。（我们在第6章中描述的两种ICMP查询服务，地址掩码和时间戳请求，也都是直接在内核中进行处理的。）
ICMP回显请求和回显回答报文如图7.1所示。
图7.1 ICMP回显请求和回显回答报文格式
对于其他类型的ICMP查询报文，服务器必须响应标识符和序号字段。另外，客户发送的选项数据必须回显，假设客户对这些信息都会感兴趣。
Unix系统在实现ping程序时是把ICMP报文中的标识符字段置成发送进程的ID号。这样即使在同一台主机上同时运行了多个ping程序实例，ping程序也可以识别出返回的信息。
序号从0开始，每发送一次新的回显请求就加1。ping程序打印出返回的每个分组的序号，允许我们查看是否有分组丢失，失序或重复。IP是一种最好的数据报传递服务，因此这三个条件都有可能发生。
旧版本的ping程序曾经以这种模式运行，即每秒发送一个回显请求，并打印出返回的每个回显回答。但是，新版本的实现需要加上-s参数才能以这种模式运行。默认情况下，新版本的ping程序只发送一个回显请求，如果收到回显回答则输出“host is alive”，否则在20秒内没有收到回答就输出“no answer”（没有回答）。
LAN输出
在局域网LAN上运行ping程序的结果输出一般有如下格式：
（见原书p.86的①）
当返回ICMP回显回答时，要打印出序号和TTL，并计算往返时间。（TTL位于IP首部中的生存时间字段。当前的BSD系统中的ping程序每次收到回显回答时都打印出收到的TTL----有些系统并不这样做。我们将在第8章中通过traceroute程序来介绍TTL的用法。）
我们从上面的输出中可以看出，回显回答是以发送的次序返回的（0，1，2等等）。
ping程序通过在ICMP报文数据中存放发送请求的时间值来计算往返时间。当回答返回时，用当前时间减去存放在ICMP报文中的时间值，即是往返时间。注意，在发送端bsdi上，往返时间的计算结果都为0 ms。这是因为程序使用的计时器分辨率低的原因。BSD/386版本0.9.4系统只能提供10 ms级的计时器。（我们在附录B中有更详细的介绍。）在后面的章节中，当我们在具有较高分辨率计时器的系统上（Sun）查看tcpdump输出时会发现，ICMP回显请求和回显回答的时间差在4 ms以下。
输出的第一行包括目的主机的IP地址，尽管我们指定的是它的名字（svr4）。这说明名字已经经过解析器被转换成IP地址了。我们将在第14章介绍解析器和DNS。现在，我们发现，如果敲入ping命令，几秒钟过后会在第一行打印出IP地址，DNS就是利用这段时间来确定主机名所对应的IP地址。
本例中的tcpdump输出如图7.2所示。
图7.2 在LAN上运行ping程序的结果
从发送回显请求到收到回显回答，时间间隔始终为3.7 ms。我们还可以看到，回显请求大约每隔1秒钟发送一次。
通常，第一个往返时间值要比其他的大。这是由于目的端的硬件地址不在ARP高速缓存中的缘故。正如我们在第4章中看到的那样，在发送第一个回显请求之前要发送一个ARP请求并接收ARP回答，这需要花费几毫秒的时间。下面的例子说明了这一点：
（见原书p.88的①）
第一个RTT中多的3 ms很可能就是因为发送ARP请求和接收ARP回答所花费的时间。
这个例子运行在sun主机上，它提供的是具有微秒级分辨率的计时器，但是ping程序只能打印出毫秒级的往返时间。在前面运行于BSD/386 0.9.4版上的例子中，打印出来的往返时间值为0 ms，这是因为计时器只能提供10 ms的误差。下面的例子是BSD/386 1.0版的输出，它提供的计时器也具有微秒级的分辨率，因此ping程序的输出结果也具有较高的分辨率。
（见原书p.88的②）
WAN输出
在一个广域网WAN上，结果会有很大的不同。下面的例子是在某个工作日的下午即Internet具有正常通信量时的运行结果：
（见原书p.88的③）
这里，序号为1，2，3，4，6，10，11，12和13的回显请求或回显回答在某个地方丢失了。另外，我们注意到往返时间发生了很大的变化。（像52%这样高的分组丢失率是不正常的。即使是在工作日的下午，对于Internet来说也是不正常的，。）
通过广域网还有可能看到重复的分组（即相同序号的分组被打印两次或更多次），失序的分组（序号为N + 1的分组在序号为N的分组之前被打印。）
线路SLIP链接
让我们再来看看SLIP链路上的往返时间，因为它们经常运行于低速的异步方式，如9600 b/s或更低。回想我们在2.10节计算的串行线路吞吐量。针对这个例子，我们把主机bsdi和slip之间的SLIP链路传输速率设置为1200 b/s。
下面我们可以来估计往返时间。首先，我们从前面的Ping程序输出例子中可以注意到，默认情况下发送的ICMP报文有56个字节。再加上20个字节的IP首部和8个字节的ICMP首部，IP数据报的总长度为84字节。（我们可以运行tcpdump -e命令查看以太网数据帧来验证这一点。）另外，从2.4节我们可以知道，至少要增加两个额外的字节：在数据报的开始和结尾加上END字符。此外，SLIP帧还有可能再增加一些字节，但这取决于数据报中每个字节的值。对于1200 b/s这个速率来说，由于每个字节含有8 bit数据，1 bit起始位和1 bit结束位，因此传输速率是每秒120个字节，或者说每个字节8.33 ms。所以我们可以估计需要1433（86×8.33×2） ms 。（乘2是因为我们计算的是往返时间。）
下面的输出证实了我们的计算：
（见原书p.89的①）
（对于SVR4来说，如果每秒钟发送一次请求则必须带-s参数。）往返时间大约是1.5秒，但是程序仍然每间隔1秒钟发送一次ICMP回显请求。这说明在第一个回显回答返回之前（1.480秒时刻）就已经发送了两次回显请求（分别在0秒和1秒时刻）。这就是为什么总结行指出丢失了一个分组。实际上分组并未丢失，很可能仍然在返回的途中。
我们在第8章讨论traceroute程序时将回头再讨论这种低速的SLIP链路。
拔号SLIP链路
对于拔号SLIP链路来说，情况有些变化，因为在链路的两端增加了调制解调器。用在sun和netb系统之间的调制解调器提供的是V.32调制方式（9600 b/s），V.42错误控制方式（也称作LAP-M），以及V.42bis数据压缩方式。这表明我们针对线路链路参数进行的简单计算不再准确了。
很多因素都有可能影响。调制解调器带来了时延。随着数据的压缩，分组长度可能会减小，但是由于使用了错误控制协议，分组长度又可能会增加。另外，接收端的调制解调器只能在验证了循环检验字符（检验和）后才能释放收到的数据。最后，我们还要处理每一端的计算机异步串行接口，许多操作系统只能在固定的时间间隔内，或者收到若干字符后者才去读这些接口。
作为一个例子，我们在sun主机上ping主机gemini，输出结果如下：
（见原书p.90的①）
注意，第一个RTT不是10 ms的整数倍，但是其它行都是10 ms的整数倍。如果我们运行该程序若干次，发现每次结果都是这样。（这并不是由sun主机上的时钟分辨率造成的结果，因为根据附录B中的测试结果可以知道它的时钟能提供毫秒级的分辨率。）
另外还要注意，第一个RTT要比其他的大，而且依次递减，然后徘徊在280至300 ms之间。我们让它运行一分钟到两分钟，RTT一直处于这个范围，不会低于260 ms。如果我们以9600 b/s的速率计算RTT（习题7.2），那么我们观察到的值应该大约是估计值的1.5倍。
如果运行ping程序60秒钟并计算观察到的RTT的平均值，我们发现在V.42和V.42bis模式下平均值为277 ms。（这要比上个例子打印出来的平均值要好，因为运行时间较长，这样就把开始较长的时间平摊了。）如果我们关闭V.42bis数据压缩方式，平均值为330 ms。如果我们关闭V.42错误控制方式（它同时也关闭了V.42bis数据压缩方式），平均值为300 ms。这些调制解调器的参数对RTT的影响很大，使用错误控制和数据压缩方式似乎效果最好。
7.3 IP记录路由选项
ping程序为我们提供了查看IP记录路由（RR）选项的机会。大多数不同版本的ping程序都提供-R参数，以提供记录路由的功能。它使得ping程序在发送出去的IP数据报中设置IP RR选项（该IP数据报包含ICMP回显请求报文）。这样，每个处理该数据报的路由器都把它的IP地址放入选项字段中。当数据报到达目的端时，IP地址清单应该复制到ICMP回显回答中，这样返回途中所经过的路由器地址也被加入清单中。当ping程序收到回显回答时，它就打印出这份IP地址清单。
这个过程听起来简单，但存在一些缺陷。源端主机生成RR选项，中间路由器对RR选项的处理，以及把ICMP回显请求中的RR清单复制到ICMP回显回答中，所有这些都是选项功能。幸运的是，现在的大多数系统都支持这些选项功能，只是有一些系统不把ICMP请求中的IP清单复制到ICMP回答中。
但是，最大的问题是IP首部中只有有限的空间来存放IP地址。我们从图3.1可以看到，IP首部中的首部长度字段只有4 bit，因此整个IP首部最长只能包括15个32 bit长的字（即60个字节）。由于IP首部固定长度为20字节，RR选项用去3个字节（下面我们再讨论），这样只剩下37个字节（60 - 20 - 3）来存放IP地址清单，也就是说只能存放9个IP地址。对于早期的ARPANET来说，9个IP地址似乎是很多了，但是现在看来是非常有限的。（在第8章中，我们将用Traceroute工具来确定数据报的路由。）除了这些缺点，记录路由选项工作得很好，为详细查看如何处理IP选项提供了一个机会。
IP数据报中的RR选项的一般格式如图7.3所示。
图7.3 IP首部中的记录路由选项的一般格式
code是一个字节，指明IP选项的类型。对于RR选项来说，它的值为7。len是RR选项总字节长度，在这种情况下为39。（尽管可以为RR选项设置比最大长度小的长度，但是ping程序总是提供39字节的选项字段，最多可以记录9个IP地址。由于IP首部中留给选项的空间有限，它一般情况都设置成最大长度。）
ptr称作指针字段。它是一个基于1的指针，指向存放下一个IP地址的位置。它的最小值为4，指向存放第一个IP地址的位置。随着每个IP地址存入清单，ptr的值分别为8，12，16，最大到36。当记录下9个IP地址后，ptr的值为40，表示清单已满。
当路由器（根据定义应该是多穴的）在清单中记录IP地址时，它应该记录哪个地址呢？是入口地址还是出口地址？为此，RFC 791 [Postel 1981a]指定路由器记录出口IP地址。我们在后面将看到，当原始主机（运行ping程序的主机）收到带有RR选项的ICMP回显回答时，它也要把它的入口IP地址放入清单中。
正常的例子
我们举一个用RR选项运行ping程序的例子。我们在主机svr4上运行ping程序到主机slip。一个中间路由器(bsdi)将处理这个数据报。下面是svr4的输出结果：
（见原书p.92的①）
分组所经过的四站如图7.4所示（每个方向各有两站），每一站都把自己的IP地址加入RR清单。
图7.4 带有记录路由选项的ping程序
路由器bsdi在不同方向上分别加入了不同的IP地址。它始终是把出口的IP地址加入清单。我们还可以看到，当ICMP回显回答到达原始系统（svr4）时，它把自己的入口IP地址也加入清单中。
我们还可以通过运行带有-v参数的tcpdump命令来查看主机sun上进行的分组交换（参见IP选项）。输出如图7.5所示。
图7.5 记录路由选项的tcpdump输出
输出中optlen=40表示在IP首部中有40个字节的选项空间。（IP首部长度必须为4字节的整数倍。）RR{39}的意思是记录路由选项已被设置，它的长度字段是39。然后是9个IP地址，符号“#”用来标记RR选项中的ptr字段所指向的IP地址。由于我们是在主机sun上观察这些分组（参见图7.4），因此我们所能看到ICMP回显请求中的IP地址清单是空的，而ICMP回显回答中有3个IP地址。我们省略了tcpdump输出中的其它行，因为它们与图7.5基本一致。
位于路由信息末尾的标记EOL表示IP选项“end of list”（清单结束）的值。EOL选项的值可以为0。这时表示39个字节的RR数据位于IP首部中的40字节空间中。由于在数据报发送之前空间选项被设置为0，因此跟在39个字节的RR数据之后的0字符就被解释为EOL。这正是我们所希望的结果。如果在IP首部中的选项字段中有多个选项，在开始下个选项之前必须填入空白字符，另外还可以用另一个值为1的特殊字符NOP（“no operation”）。
（下面是原书p.93①的译文）
在图7.5中，SVR4把回显请求中的TTL字段设为32，BSD/386设为255。（它打印出的值为254是因为路由器bsdi已经将其减去1。）新的系统都把ICMP报文中的TTL设为最大值（255）。
在作者使用的三个TCP/IP系统中，BSD/386和SVR4都支持记录路由选项。这就是说，当转发数据报时，它们都能正确地更新RR清单，而且能正确地把接收到的ICMP回显请求中的RR清单复制到出口ICMP回显回答中。虽然SunOS 4.1.3在转发一个数据报时能正确更新RR清单，但是不能复制RR清单。Solaris 2.x对这个问题已作了修改。
异常的输出
下面的例子是作者观察到的，我们把它作为第9章讨论ICMP间接报文的起点。我们在子网140.252.1子网上ping主机aix（在主机sun上通过拔号SLIP连接可以访问），并带有记录路由选项。在slip主机上运行有如下输出结果：
（见原书p.94的①）
我们已经在主机bsdi上运行过这个例子。现在我们选择slip来运行它，观察RR清单中所有的9个IP地址。
在输出中令人感到疑惑的是，为什么传出的数据报（ICMP回显请求）直接从netb传到aix，而返回的数据报（ICMP回显回答）却从aix开始经路由器gateway再到netb？这里看到的正是下面我们将要描述的IP路由选择的一个特点。数据报经过的路由如图7.6所示。
图7.6 运行带有记录路由选项的ping程序，显示IP路由选择的特点
问题是aix不知道要把目的地为子网140.252.13的IP数据报发到主机netb上。相反，aix在它的路由表中有一个默认项，它指明当没有明确某个目的主机的路由时，就把所有的数据报发往默认项指定的路由器gateway。路由器gateway比子网140.252.1上的任何主机都具备更强的路由选择能力。（在这个以太网上有超过150台主机，每台主机的路由表中都有一个默认项指向路由器gateway，这样就不用在每台主机上都运行一个路由选择守护程序。）
这里没有回答的一个问题是为什么gateway不直接发送ICMP报文改变路由到aix（9.5节），以更新它的路由表？由于某种原因（很可能是由于数据报产生的改变路由是一份ICMP回显请求报文），改变路由并没有产生。但是如果我们用Telnet登录到aix上的daytime服务器，ICMP就会产生改变路由，因而它在aix上的路由表也随之更新。如果我们接着执行ping程序并带有记录路由选项，其路由显示表明数据报从netb到aix，然后返回netb，而不再经过路由器gateway。在9.5节中我们将更详细地讨论ICMP改变路由的问题。
7.4 IP时间戳选项
IP时间戳选项与记录路由选项类似。IP时间戳选项的格式如图7.7所示（请与图7.3进行比较）。
图7.7 IP首部中时间戳选项的一般格式
时间戳选项的代码为0x44。其它两个字段len和ptr与记录路由选项相同：选项的总长度（一般为36或40）和指向下一可用空间的指针（5，9，13，等）。
接下来的两个字段是4 bit的值：OF表示溢出字段，FL表示标志字段。时间戳选项的操作根据标志字段来进行，如图7.8所示。
（下面是图7.8的译文）
标志
描述
0
只记录时间戳，正如我们在图7.7看到的那样。
1
每台路由器都记录它的IP地址和时间戳。在选项列表中只有存放四对地址和时间戳的空间。
3
发送端对选项列表进行初始化，存放了4个IP地址和四个取值为0的时间戳值。只有当列表中的下一个IP地址与当前路由器地址相匹配时，才记录它的时间戳。
图7.8 时间戳选项不同标志字段值的意义
如果路由器由于没有空间而不能增加时间戳选项，那么它将增加溢出字段的值。
时间戳的取值一般为自午夜开始计的毫秒数，UTC，与ICMP时间戳请求和回答相类似。如果路由器不使用这种格式，它就可以插入任何它使用的时间表示格式，但是必须打开时间戳中的高位以表明为非标准值。
与我们遇到的记录路由选项所受到的限制相比，时间戳选项遇到情况要更坏一些。如果我们要同时记录IP地址和时间戳（标志位为1），那么就可以同时存入其中的四对值。只记录时间戳是没有用处的，因为我们没有标明时间戳与路由器之间的对应关系（除非我们有一个永远不变的拓扑结构）。标志值取3会更好一些，因为我们可以插入时间戳的路由器。一个更为基本的问题是，你很可能无法控制任何给定路由器上时间戳的正确性。这使得试图用IP选项来计算路由器之间的跳站数是徒劳的。我们将看到（第8章）traceroute程序可以提供一种更好的方法来计算路由器之间的跳数。
7.5 小结
ping程序是对两个TCP/IP系统连通性进行测试的基本工具。它只利用ICMP回显请求和回显回答报文，而不用经过传输层（TCP/UDP）。Ping服务器一般在内核中实现ICMP的功能。
我们分析了在LAN，WAN以及SLIP链路（拔号和线路）上运行ping程序的输出结果，并对串行线路上的SLIP链路吞吐量进行了计算。我们还讨论并使用了ping程序的IP记录路由选项。利用该IP选项，我们可以看到它是如何经常使用默认路由的。在第9章我们将再次回到这个讨论主题。另外，我们还讨论了IP 时间戳选项，但它在实际使用时有所限制。
习题
7.1 请画出7.2节中ping输出的时间线。
7.2 若把bsdi和slip主机之间的SLIP链路设置为9600 b/s，请计算这时的RTT。假定默认的数据是56字节。
7.3 当前BSD版中的ping程序允许我们为ICMP报文的数据部分指定一种模式。（数据部分的前8个字节不用来存放模式，因为它要存放发送报文的时间。）如果我们指定的模式为0xc0，请重新计算上一题中的答案。（提示：阅读2.4节。）
7.4 使用压缩SLIP（CSLIP，见2.5节）是否会影响我们在7.2节中看到的ping输出中的时间值？
7.5 在图2.4中，ping环回地址与ping主机以太网地址会出现什么不同？
7－7
8 Traceroute程序
8.1 引言
由Van Jacobson编写的Traceroute程序是一个能更深入探索TCP/IP协议的方便可用的工具。尽管不能保证从源端发往目的端的两份连续的IP数据报具有相同的路由，但是大多数情况下是这样的。Traceroute程序可以让我们看到IP数据报从一台主机传到另一台主机所经过的路由。Traceroute程序还可以让我们使用IP源路由选项。
（下面是原书p.97①的译文）
使用手册上说：“程序由Steve Deering提议，由Van Jacobson实现，并由许多其他人根据C. Philip Wood, Tim Seaver 及Ken Adelman等人提出的令人信服的建议或补充意见进行调试。”
8.2 Traceroute程序的操作
在7.3节中，我们描述了IP记录路由选项（RR）。为什么不使用这个选项而另外开发一个新的应用程序？有三个方面的原因。首先，原先并不是所有的路由器都支持记录路由选项，因此该选项在某些路径上不能使用。（Traceroute程序不需要中间路由器具备任何特殊的或可选的功能。）
其次，记录路由一般是单向的选项。发送端设置了该选项，那么接收端不得不从收到的IP首部中提取出所有的信息然后全部返回给发送端。在7.3节中，我们看到大多数Ping服务器的实现（内核中的ICMP回显回答功能）把接收到的RR清单返回，但是这样使得记录下来的IP地址翻了一番（一来一回），这样会受到一些限制，这一点我们在下一段讨论。（Traceroute程序只需要目的端运行一个UDP模块----其他不需要任何特殊的服务器应用程序。）
最后一个原因也是最主要的原因是，IP首部中留给选项的空间有限，不能存放当前大多数的路径。在IP首部选项字段中最多只能存放9个IP地址。在原先的ARPANET中这是足够的，但是对现在来说是远远不够的。
Traceroute程序使用ICMP报文和IP首部中的TTL字段。TTL字段（生存周期）是由发送端初始设置一个8 bit字段。推荐的初始值由分配数字RFC指定，当前值为64。较老版本的系统经常初始化为15或32。我们从第7章中的一些ping程序例子中可以看出，发送ICMP回显回答时经常把TTL设为最大值255。
每个处理数据报的路由器都需要把TTL的值减1或减去数据报在路由器中停留的秒数。由于大多数的路由器转发数据报的时延都小于1秒钟，因此TTL最终成为一个跳站的计数器，所经过的每个路由器都将其值减1。
（下面是原书p.98①的译文）
RFC 1009 [Braden and Postel 1987]指出，如果路由器转发数据报的时延超过1秒，那么它将把TTL值减去所消耗的时间（秒数）。但很少有路由器这么实现。新的路由器需求文档RFC [Almquist 1993]为此指定它为可选择功能，允许把TTL看成一个跳站计数器。
TTL字段的目的是防止数据报在路由选择时无休止地在网络中流动。例如，当路由器瘫痪或者两个路由器之间的连接丢失时，路由选择协议有时会去检测丢失的路由并一直进行下去。在这段时间内，数据报可能在循环回路被终止。TTL字段就是在这些循环传递的数据报上加上一个生存上限。
当路由器收到一份IP数据报，如果其TTL字段是0或1，则路由器不转发该数据报。（接收到这种数据报的目的主机可以将它交给应用程序，这是因为不需要转发该数据报。但是在通常情况下，系统不应该接收TTL字段为0的数据报。）相反地，路由器将该数据报丢弃并给信源机发一份ICMP“超时”信息。Traceroute程序的关键在于包含这份ICMP信息的IP报文的信源地址是该路由器的IP地址。
我们现在可以猜想一下Traceroute程序的操作过程。它发送一份TTL字段为1的IP数据报给目的主机。处理这份数据报的第一个路由器将TTL值减1，丢弃该数据报，并发回一份超时ICMP报文。这样就得到了该路径中的第一个路由器的地址。然后Traceroute程序发送一份TTL值为2的数据报，这样我们就可以得到第二个路由器的地址。继续这个过程直至该数据报到达目的主机。但是目的主机哪怕接收到TTL值为1的IP数据报，也不会丢弃该数据报并产生一份超时ICMP报文，这是因为数据报已经到达其最终目的地。那么我们该如何判断已经到达目的主机了呢？
Traceroute程序发送一份UDP数据报给目的主机，但它选择一个不可能的值作为UDP端口号（大于30,000），使目的主机的任何一个应用程序都不可能使用该端口。因为，当该数据报到达时，将使目的主机的UDP模块产生一份“端口不可到达”错误（见6.5节）的ICMP报文。这样，Traceroute程序所要做的就是区分接收到的ICMP信息是超时还是端口不可到达，以判断什么时候结束。
（下面是原书p.99①的译文）
Traceroute程序必须可以为发送的数据报设置TTL字段。并非所有与TCP/IP接口的程序都支持这项功能，同时并非所有的实现都支持这项能力，但目前大部分系统都支持这项功能，并可以运行Traceroute程序。这个程序界面通常要求用户具有超级用户权限，这意味着它可能需要特殊的权限以在你的主机上运行该程序。
8.3 局域网输出
我们现在已经做好运行Traceroute程序并观察其输出的准备了。我们将使用从svr4到slip，经路由器bsdi的简单互连网（见内封面）。 bsdi和slip之间是9600 b/s的SLIP链路。
（见原书p.99的②）
输出的第一个无标号行给出了目的主机名和其IP地址，指出traceroute程序最大的TTL字段值为30。40字节的数据报包含20字节IP首部，8字节的UDP首部和12字节的用户数据。（12字节的用户数据包含每发一个数据报就加1的序号，送出TTL的副本以及发送数据报的时间。）
输出的后面两行以TTL开始，接下来是主机或路由器名，以及其IP地址。对于每个TTL值，发送3份数据报。每接收到一份ICMP报文，就计算并打印出往返时间。如果在5秒种内仍未收到3份数据报的任意一份的响应，则打印一个星号，并发送下一份数据报。在上述输出结果中，TTL字段为1的前三份数据报的ICMP报文分别在20，10和10 ms收到。TTL字段为2的3份数据报的ICMP报文则在120 ms后收到。由于TTL字段为2到达最终目的主机，因此程序就此停止。
往返时间是由发送主机的traceroute程序计算的。它是指从traceroute程序到该路由器的总往返时间。如果我们对每段路径的时间感兴趣，可以用TTL字段为N+1所打印出来的时间减去TTL字段为N的时间。
图8.1给出了tcpdump的运行输出结果。正如我们所预想的那样，第一个发往bsdi的探测数据报的往返时间是20 ms而后面两个数据报往返时间是10 ms的原因是发生了一次ARP交换。tcpdump结果证实了确实是这种情况。
目的主机UDP端口号最开始设置为33435，且每发送一个数据报加1。可以通过命令行选项来改变开始的端口号。UDP数据报包含12个字节的用户数据，我们在前面traceroute程序输出的40字节数据报中已经对其进行了描述。
后面tcpdump打印出了TTL字段为1的IP数据报的注释[ttl 1]。当TTL值为0或1时，tcpdump打印出这条信息，以提示我们数据报中有些不太寻常之处。在这里我们可以预见到TTL值为1，而在其它一些应用程序中，它可以警告我们数据报可能无法到达其最终目的主机。我们不可能看到路由器传送一个TTL值为0的数据报，除非发出该数据报的该路由器已经崩溃。
图8.1 从svr4到slip的traceroute程序示例的tcpdump输出结果
因为bsdi路由器将TTL值减到0，因此我们预计它将发回“传送超时”的ICMP报文。即使这份被丢弃的IP报文发送往slip，路由器也会发回ICMP报文。
有两种不同的ICMP“超时”报文（见p.71页的图6.3），它们的ICMP报文中code字段不同。图8.2给出了这种ICMP错误报文的格式。
图8.2 ICMP超时报文
我们所讨论的ICMP报文是在TTL值等于0时产生的，其code字段为0。
主机在组装分片时可能发生超时，这时，它将发送一份“组装报文超时”的ICMP报文。（我们将在11.5节讨论分片和组装。）这种错误报文将code字段置1。
图8.1的第9-14行对应于TTL为2的3份数据报。这3份报文到达最终目的主机，并产生一份ICMP端口不可到达报文。
计算出SLIP链路的往返时间是很有意义的，就象我们在7.2节中所举的Ping例子，将链路值设置为1200 b/s一样。发送出动的UDP数据报共42个字节，包括12字节的数据，8字节UDP首部，20字节的IP首部以及（至少）2字节的SLIP帧（2.4节）。但是与Ping不一样的是，返回的数据报大小是变化的。从图6.9可以看出，返回的ICMP报文包含发生差错的数据报的IP首部以及紧随该IP首部的8字节数据（在traceroute程序中，即UDP首部）。这样，总共就是20 + 8 + 20 + 8 + 2，即58字节。在数据速率为960 B/s的情况下，预计的RTT就是（42 + 58/960），即104 ms。这个值与svr4上所估算出来的110 ms是吻合的。
图8.1中的源端口号（42804）看起来有些大。traceroute程序将其发送的UDP数据报的源端口号设置为Unix进程号与32768之间的逻辑或值。对于在同一台主机上多次运行traceroute程序的情况，每个进程都查看ICMP返回的UDP首部的源端口号，并且只处理那些对自己发送回答的报文。
关于traceroute程序还有一些必须指出的事项。首先，并不能保证现在的路由也是将来所要采用的路由，甚至两份连续的IP数据报都可能采用不同的路由。如果在运行程序时，路由发生改变，你就会观察到这种变化，这是因为对于一个给定的TTL，如果其路由发生变化，traceroute程序将打印出新的IP地址。
第二，不能保证ICMP报文的路由与traceroute程序发送的UDP数据报采用同一路由。这表明所打印出来的往返时间可能并不能真正体现数据报发出和返回的时间差。（如果UDP数据报从信源到路由器的时间是1秒，而ICMP报文用另一条路由返回信源用了3秒时间，则打印出来的往返时间是4秒。）
第三，返回的ICMP报文中的信源IP地址是UDP数据报到达的路由器接口的IP地址。这与IP记录路由选项（7.3节）不同，记录的IP地址指的是发送接口地址。由于每个定义的路由器都有2个或更多的接口，因此，从A主机到B主机上运行traceroute程序和从B主机到A主机上运行traceroute程序所得到的结果可能是不同的。事实上，如果我们从slip主机到svr4上运行traceroute程序，其输出结果变成了：
（见原书p.101的①）
这次打印出来的bsdi主机的IP地址是140.252.13.66，对应于SLIP接口，而上次的地址是140.252.13.35，是以太网接口地址。由于traceroute程序同时也打印出与IP地址相关的主机名，因而主机名也可能变化。（在我们的例子中，bsdi上的两个接口都采用相同的名字。）
考虑图8.3的情况。它给出了两个局域网通过一个路由器相连的情况。两个路由器通过一个点对点的链路相连。如果我们在左边LAN的一个主机上运行traceroute程序，那么它将发现路由器的IP地址为if1和if3。但在另一种情况下，就会发现打印出来的IP地址为if4和if2。if2和if3有着同样的网络号，而另两个接口则有着不同的网络号。
图8.3 traceroute程序打印出的接口标识
最后，在广域网情况下，如果traceroute程序的输出是可读的域名形式，而不是IP地址形式，那么会更好理解一些。但是由于traceroute程序接收到ICMP报文时，它所获得的唯一信息就是IP地址，因此，在给定IP地址的情况下，它做一个“反向域名查看”工作来获得域名。这就需要路由器或主机的管理员正确配置其反向域名查看功能（并非所有的情况下都是如此）。我们将在14.5节描述如何使用DNS将一个IP地址转换成域名。
8.4 广域网输出
我们前面所给出的小互连网的输出例子对于查看协议运行过程来说是足够了，但对于像全球互连网这样的大互连网来说，应用traceroute程序就需要一些更为实际的东西。
图8.4是从sun主机到NIC (Network Information Center)的情况。
图8.4 从sun主机到nic.ddn.mil的traceroute程序
由于运行的这个例子包含文本，非DDN站点（如，非军方站点）的NIC已经从nic.ddn.mil转移到rs.internic.net，即新的“InterNIC"。
一旦数据报离开tuc.noao.edu网，它们就进入了telcom.arizona.edu网络。然后这些数据报进入NASA Science Internet，nsn.nasa.gov。TTL字段为6和7的路由器位于JPL (Jet Propulsion Laboratory)上。TTL字段为11所输出的sura.net网络位于Southeastern Universities Research Association Network上。TTL字段为12的域名GSI是Government sys tems, Inc., NIC的运营者。
TTL字段为6的第二个RTT（590）几乎是其它两个RTT值（234和262）的两倍 。它表明IP路由的动态变化。在发送主机和这个路由器之间发生了使该数据报速度变慢的事件。同样，我们不能区分是发出的数据报还是返回的ICMP差错报文被拦截。
TTL字段为3的第一个RTT探测值（204）比TTL字段为2的第一个探测值（233）值还小。由于每个打印出来的RTT值是从发送主机到路由器的总时间，因此这种情况是可能发生的。
图8.5的例子是从sun主机到作者出版商之间的运行例子。
图8.5 从sun.tuc.noao.edu主机到aw.com的traceroute程序
在这个例子中，数据报离开telcom.arizona.edu网络后就进行了地区性的网络westnet.net (TTL字段值为6和7)。然后进行了由Advanced Network & Services运营的NSFNET主干网，t3.ans.net，（T3是对于主干网采用的45 Mb/s电话线的一般缩写。）最后的网络是alter.net，即aw.com与互连网的连接点。
8.5 IP源站选路选项
通常IP路由是动态的，即每个路由器都要判断数据报下面该转发到哪个路由器。应用程序对此不进行控制，而且通常也并不关心路由。它采用类似traceroute程序的工具来发现实际的路由。
源站选路(source routing)的思想是由发送者指定路由。它可以采用以下两种形式：
•严格的源路由选择。发送端指定IP数据报所必须采用的确切路由。如果一个路由器发现源路由所指定的下一路由器不在其直接连接的网络上，那么它就返回一个“源站路由失败”的ICMP差错报文。
宽松的源站选路。发送端指定一个数据报经过的IP地址清单，但是数据报在清单上指定的任意两个地址之间可以通过其它路由器。
Traceroute程序为我们提供了一个查看源站选路的方法，我们可以在选项中指明源站路由，然后检查其运行情况。
（原书p.104①的译文）
一些公开的Traceroute程序源代码包中包含指明宽松的源站选路的补丁。但是在标准版中通常并不包含此项。这些补丁的解释是“Van Jacobson的原始Traceroute程序（1988年春）支持该特性，但他后来因为有人提出会使网关崩溃而将此功能去除。”对于本章中所给出的例子，作者将这些补丁安装上，并将它们设置成允许宽松的源站选路和严格的源站选路。
图8.6给出了源站路由选项的格式。
图8.6 IP首部源站路由选项的通用格式
这个格式与我们在图7.3中所示的记录路由选项格式基本一致。但不同之处是，对于源站选路，我们必须在发送IP数据报前填充IP地址清单，而对于记录路由选项，我们需要为IP地址清单分配并清空一些空间，并让路由器填充该清单中的各项。同时，对于源站选路，我们只要为所需要的IP地址数分配空间并进行初始化，通常其数量小于9。而对于记录路由选项来说，我们必须尽可能地分配空间，以达到9个地址。
对于宽松的源站选路来说，code字段的值是0x83，而对于严格的源站选路，其值为0x89。len和ptr字段与我们在7.3节中所描述的一样。
源站路由选项的实际称呼为“源站及记录路由”（对于宽松的源站选路和严格的源站选路，分别用LSRR和SSRR表示），这是因为在数据报沿路由发送过程中，对IP地址清单进行更新。下面是其运行过程：
•发送主机从应用程序接收源站路由清单，将第一个项去掉（它是数据报的最终目的地址），将剩余的项移到一个项中（如图8.6所示），并将原来的目的地址作为清单的最后一项。指针仍然指向清单的第一项（即，指针的值为4）。
•每个处理数据报的路由器检查其是否为数据报的最终地址。如果不是的话，则正常转发数据报。（在这种情况下，必须指明宽松源站选路，否则我们就不能接收到该数据报。）
•如果该路由器是最终目的，且指针不大于路径的长度，那么（1）由ptr所指定的清单中的下一个地址就是数据报的最终目的地址，（2）由出接口(outgoing interface)相对应的IP地址取代刚才使用的源地址，然后，（3）指针加4。
可以用下面这个例子很好地解释上述过程。在图8.7中，我们假设主机S上的发送应用程序发送一份数据报给D，指定源路由为R1，R2和R3。
图8.7 IP源路由示例
在上图中，#表示指针字段，其值分别是4，8，12和16。长度字段恒为15（三个IP地址加上三个字节首部）。可以看出，每一跳IP数据报中的目的地址都发生改变。
当一个应用程序接收到由信源指定路由的数据时，在发送回答时，应该读出接收路由值，并提供反向路由。
（下面是原书p.105①的译文）
Host Requirements RFC指明，TCP客户必须能指明源站路由选择，同时，TCP服务器必须能够接收源站路由选择，并且对于该TCP连接的所有报文段都能采用反向路由。如果TCP服务器下面接收到一个不同的源站路由选择，那么新的源站路由将取代旧的源站路由。
宽松的源站选路的traceroute程序示例
使用traceroute程序的 -g 选项，我们可以为宽松的源站选路指明一些中间结点。采用该选项可以最多指定8个中间路由。（其个数是8而不是9的原因是，所使用的编程接口要求最后的表目是目的主机。）
在图8.4中，去往NIC，nic.ddn.mil的路由经过NASA Science Internet。在图8.8中，我们通过指定路由器 enss142.UT.westnet.net (192.31.39.21) 作为中间路由器来强制数据报通过NSFNET：
图8.8 采用宽松源站选路通过NSFNET到达nic.ddn.mil的traceroute程序
在这种情况下，看起来路径中共有16跳，其平均RTT大约是350 ms，而图8.4的通常路由选择则只有13跳，其平均RTT约为322 ms。默认路径看起来更好一些。（在建立路径时，还需要考虑其它的一些因素。其中一些必须考虑的因素是所包含网络的组织及政治因素。）
前面我们说看起来有16跳，这是因为将其输出结果与我们前面的通过NSFNET（图8.5）的示例比较，发现在本例采用宽松源路由，选择了3个路由器。（这可能是因为路由器对源站选路数据报产生ICMP超时差错报文上存在一些差错。）在netb和butch路由器之间的gateway.tuc.noao.edu路由器丢失了，同时，位于Gabby和enss142.UT.west.net之间的Westgate.Telcom.Arizona.edu和uu-ua.AZ.westnet.net两个路由器也丢失了。在这些丢失的路由器上可能发生了与接收到宽松的源站选路选项数据报有关的程序问题。实际上，当采用NSFNET时，信源和NIC之间的路径有19跳。本章习题8.5继续对这些丢失路由器进行讨论。
本例同时也指出了另一个问题。在命令行，我们必须指定路由器enss142.UT.westnet.net的点分十进制IP地址，而不能以其域名代替。这是因为，反向域名解析（14.5节中描述的通过IP地址返回域名）将域名与IP地址相关联，但是前向解析（即给出域名返回IP地址）则无法做到。在DNS（Domain Name sys tem，域名系统）中，前向映射和反向映射是两个独立的文件，而并非所有的管理者都同时拥有这两个文件。因此，在一个方向是工作正常而另一个方向失败的情况并不少见。
还有一种我们以前没有碰到过的情况是在TTL字段为8的情况下，对于第一个RTT，打印一个星号（*）。这表明，发生超时，在5秒内未收到本次探查的回答信号。
将本图与图8.4相比较，我们还可以得出一个结论，即路由器ns-FIX-pe.sura.net同时与NSFNET和NASA Science Internet相连。
严格的源站选路的traceroute程序示例
在作者的traceroute程序版本中，-G参数与前面所描述的-g参数是完全一样的，不过此时是严格的源站选路而不是宽松的源站选路。我们可以采用这个参数来观察在指明无效的严格的源站选路时其结果会是什么样的。从图8.5可以看出来，从作者的子网发往NSFNET的数据报的正常路由器顺序是netb，gateway，butch和gabby。（为了便于查看，我们后面所有的输出结果中，省略了域名后缀 .tuc.noao.edu和 .telcom.arizona.edu。）我们指定了一个严格源路由，使其试图将数据报从gateway直接发送到gabby，而省略了butch。我们可以猜测到其结果会是失败的，正如图8.9所给出的结果。
图8.9 采用严格源路由失败的traceroute程序
这里的关键是在于TTL字段为3的输出行中，RTT后面的!S。这表明traceroute程序接收到ICMP“源站路由失败”的差错报文：即图6.3中type字段为3，而code字段为5。TTL字段为3的第二个RTT位置的星号表示未收到这次探查的回答信号。这与我们所猜想的一样， gateway不可能直接发送数据报给gabby，这是因为它们之间没有直接的连接。
TTL字段为2和3的结果都来自于gateway，对于TTL字段为2的回答来自gateway是因为gateway接收到TTL字段为1的数据报。在它查看到（无效的）严格的源站选路之前，就发现TTL已过期，因此发送回ICMP超时报文。TTL字段等于3的行，在进入gateway时其TTL字段为2，因此，它查看严格的源站选路，发现它是无效的，因此发送回ICMP源站选路失败的差错报文。
图8.10给出了与本例相对应的tcpdump输出结果。该输出结果是在sun和netb之间的SLIP链路上惧到的。我们必须在tcpdump中指定-v选项以显示出源站路由信息。这样，会输出一些像数据报ID这样的我们不需要的结果，我们在给出结果中将这些不需要的结果删除掉。同样，我们用SSRR表示“严格的源站及记录路由”。
图8.10 失败的严格的源站选路traceroute程序的tcpdump输出结果
首先注意到，sun所发送的每个UDP数据报的目的地址都是netb，而不是目的主机(westgate)。这一点可以用图8.7的例子来解释。类似的，-G参数所指定的另外两个路由器（gateway和gabby）以及最终目的(westgate)成为第一跳的SSRR选项。
从这个输出结果中，我们还可以看出，traceroute程序所采用的定时时间（第15行和16行之间的时间差）是5秒。
宽松的源站选路traceroute程序的往返路由
我们在前面已经说过，从A到B的路径并不一定与从B到A的路径完全一样。除非同时在两个系统中登录并在每个终端上运行traceroute程序，否则很难发现两条路径是否不同。但是，采用宽松的源站选路，我们就可以决定两个方向上的路径。
这里的窍门就在于指定一个宽松的源站路由，该路由的目的端和宽松路径一样，但发送端为目的主机。例如，在sun主机上，我们可以查看到发往以及来自bruno.cs.colorado.edu的结果如图8.11所示。
图8.11 显示非对称路径的traceroute程序
发出路径（TTL字段为1-11）的结果与返回路径（TTL字段为11-21）不同，这很好地说明了在Internet 上，路由选择可能是不对称的。
该输出同时还说明了我们在图8.3中所讨论的问题。比较TTL字段为2和19的输出结果：它们都是路由器gateway.tuc.noao.edu，但两个IP地址却是不同的。由于traceroute程序以进入接口作为其标识，而我们从两条不同的方向经过该路由器，一条是发出路径（TTL字段为2），另一条是返回路径（TTL字段为19），因此我们可以猜想到这个结果。通过比较TTL字段为3和18，4和17的结果，我们可以看到同样的结果。
8.6 小结
在一个TCP/IP网络中，traceroute程序是不可缺少的工具。其操作很简单：开始时发送一个TTL字段为1的UDP数据报，然后将TTL字段每次加1，以确定路径中的每个路由器。每个路由器在丢弃UDP数据报时都返回一个ICMP超时报文2，而最终目的主机则产生一个ICMP端口不可到达的报文。
我们给出了在LAN和WAN上运行traceroute程序的例子，并用它来考察IP源站选路。我们用宽松的源站选路来检测发往目的主机的路由是否与从目的主机返回的路由一样。
习题：
8.1 当IP将接收到的TTL字段减1，发现它为0时，将会发生什么结果？
8.2 traceroute程序是如何计算RTT的？将这种计算RTT的方法与ping相比较。
8.3 （本习题与下一道习题是基于开发traceroute程序过程中遇到的实际问题，它们来自于traceroute程序源代码注释。）假设有源主机和目的主机之间有三个路由器（R1，R2和R3），而中间的路由器（R2）在进入TTL字段为1时，将TTL字段减1，但却错误地将该IP数据报发往下一个路由器。请描述会发生什么结果。在运行traceroute程序是你会看到什么样的现象？
8.4 同样，假设源主机和目的主机之间有三个路由器。由于目的主机上存在错误，因此，它总是将进入TTL值作为外出ICMP报文的TTL值。请描述这将发生什么结果，你会看到什么现象。
8.5 在图8.8运行例子中，我们可以在sun和netb之间的SLIP链路上运行tcpdump程序。如果我们指定-v参数，就可以看到返回ICMP报文的TTL值。这样，我们可以看到进入netb，butch，Gabby和enss142.UT.westnet.net的TTL值分别为255，253，252和249。这是否为我们判断是否存在丢失路由器提供了额外的信息？
8.6 SunOS和SVR4都提供了带-l选项的ping版本，以提供松源路由选择。手册上说明，该选项可以与 -R 选项（指定记录路由选项）一起用的。如果你已经进入到这些系统中，请尝试同时用这两个选项。其结果是什么：如果你采用tcpdump来观测数据报，请描述其过程。
8.7 比较ping和traceroute程序在处理同一台主机客户的多个实例上的不同点。
8.8 比较ping和traceroute程序在计算往返时间上的不同点。
8.9 我们已经说过，traceroute程序选取开始UDP目的主机端口号为33453，每发送一个数据报将此数加1。在1.9节中，我们说过暂时端口号通常是1024到5000之间的值，因此traceroute程序的目的主机端口号不可能是目的主机上所使用的端口号。在Solaris2.2系统中的情况也是如此吗？（提示：查看E.4节）
8.10 RFC 1393 [Malkin 1993b]提出了另一种判断到目的主机路径的方法。请问其优缺点是什么？
8－8
9 IP路由选择
9.1 引言
路由选择是IP最重要的功能之一。图9.1是IP层处理过程的简单流程。需要进行路由选择的数据报可以由本地主机产生，也可以由其他主机产生。在后一种情况下，主机必须配置成一个路由器，否则通过网络接口接收到的数据报，如果目的地址不是本机就要被丢弃（例如，悄无声息地被丢弃）。
在图9.1中，我们还描述了一个路由守护程序（daemon），一般来说是一个用户进程。在Unix系统中，大多数普通的守护程序都是路由程序和网关程序。（术语daemon指的是运行在后台的进程，它代表整个系统执行某些操作。daemon一般在系统引导时启动，在系统运行期间一直存在。）在某个给定主机上运行何种路由协议，如何在相邻路由器上交换选路信息，以及选路协议是如何工作的，所有这些问题都是非常复杂的，其本身就可以用整本书来加以讨论。（有兴趣的读者可以参考文献[Perlman 1992]以获得更详细的信息。）在第10章中，我们将简单讨论动态路由选择和选路信息协议RIP（Routing Information Protocol）。在本章我们主要的目的是了解单个IP层如何作出路由决策的。
图9.1所示的路由表经常被IP访问（在一个繁忙的主机上，一秒钟内可能要访问几百次），但是它被路由守户程序更新的频度却要低得多（可能大约30秒种一次）。当接收到ICMP“改变路由（redirect）”报文时路由表也要被更新，这一点我们将在9.5节讨论route命令时加以介绍。在本章中，我们还将用netstat命令来显示路由表。
图9.1 IP层工作流程
9.2 路由选择的原理
开始讨论IP路由选择之前，首先要理解内核是如何维护路由表的。路由表中包含的信息决定了IP层所做的所有决策。
在3.3节中，我们列出了IP搜索路由表的几个步骤：
1. 搜索匹配的主机地址；
2. 搜索匹配的网络地址；
3. 搜索默认表项。（默认表项一般在路由表中被指定为一个网络表项，其网络号为0。）
匹配主机地址步骤始终发生在匹配网络地址步骤之前。
IP层进行的路由选择实际上是一种路由选择机制，它搜索路由表并决定向哪个网络接口发送分组。这区别于路由选择策略，它只是一组决定把哪些路由放入路由表的规则。IP执行路由选择机制，而路由守护程序则一般提供路由选择策略。
简单路由表
首先让我们来看一看一些典型的主机路由表。在主机svr4上，我们先执行带-r参数的netstat命令列出路由表，然后以-n参数再次执行该命令，以数字格式打印出IP地址。（我们这样做是因为路由表中的一些表项是网络地址，而不是主机地址。如果没有-n参数，netstat命令将搜索文件/etc/networks并列出其中的网络名。这样会与另一种形式的名字——网络名加主机名相混淆。
（见原书p.113的①）
第一行说明，如果目的地是140.252.13.65（slip主机），那么网关（路由器）将把分组转发给140.252.13.35（bsdi）。这正是我们所期望的，因为主机slip通过SLIP链路与bsdi相连接，而bsdi与该主机在同一个以太网上。
对于一个给定的路由器，可以打印出五种不同的标志（flag）：
U 该路由可以使用。
G 该路由是到一个网关（路由器）。如果没有设置该标志，说明目的地是直接相连的。
H 该路由是到一个主机，也就是说，目的地址是一个完整的主机地址。如果没有设置该标志，说明该路由是到一个网络，而目的地址是一个网络地址：一个网络号，或者网络号与子网号的组合。
D 该路由是由改变路由（redirect）报文创建的（9.5节）。
M 该路由已被改变路由报文修改（9.5节）。
标志G是非常重要的，因为由它区分了间接路由和直接路由。（对于直接路由来说是不设置标志G的。）其区别在于，发往直接路由的分组中不但具有指明目的端的IP地址，还具有其链路层地址（图3.3）。当分组被发往一个间接路由时，IP地址指明的是最终的目的地，但是链路层地址指明的是网关（即下一站路由器）。我们在图3.4已看到这样的例子。在个路由表例子中，我们有一个间接路由（设置了标志G），因此采用这一项路由的分组其IP地址是最终的目的地（140.252.13.65），但是其链路层地址必须对应于路由器140.252.13.35。
理解G和H标志之间的区别是很重要的。G标志区分了直接路由和间接路由，如上所述。但是H标志表明，目的地址（netstat命令输出第一行）是一个完整的主机地址。没有设置H标志说明目的地址是一个网络地址（主机号部分为0）。当为某个目的IP地址搜索路由表时，主机地址项必须与目的地址完全匹配，而网络地址项只需要匹配目的地址的网络号和子网号就可以了。另外，大多数版本的netstat命令首先打印出所有的主机路由表项，然后才是网络路由表项。
参考记数Refcnt（“Reference count ”）列给出的是正在使用路由的活动进程个数。面向连接的协议如TCP在建立连接时要固定路由。如果在主机svr4和slip之间建立Telnet连接，我们可以看到参考记数值变为1。建立另一个Telnet连接时，它的值将增加为2，以此下去。
下一列（“use"）显示的是通过该路由发送的分组数。如果我们是这个路由的唯一分组，那么我们运行ping程序发送5个分组后，它的值将变为5。最后一列列出的（interface）是本地接口的名字。
输出的第2行是环回接口（2.7节），它的名字始终为lo0。没有设置G标志，因为该路由不是一个网关。H标志说明目的地址（127.0.0.1）是一个主机地址，而不是一个网络地址。由于没有设置G标志，说明这是一个直接路由，网关列给出的是出口IP地址。
输出的第3行是默认路由。每个主机都有一个或多个默认路由。这一项表明，如果在表中没有找到特定的路由，就把分组发送到路由器140.252.13.33（sun主机）。这说明当前主机（svr4）利用这一个路由表项就可以通过Internet经路由器sun（及其SLIP链路）访问其他的系统。建立默认路由是一个功能很强的概念。该路由标志（UG）表明它是一个网关，这是我们所期望的。
（下面是原书p.114①的译文）
这里，我们有目的地称sun为路由器而不是主机，因为它被当作默认路由器来使用，它发挥的是IP转发功能，而是主机功能。
Host Requirements RFC文档特别说明，IP层必须支持多个默认路由。但是，许多实现系统并不支持这一点。当存在多个默认路由时，一般的技术就成为它们周围的知更鸟了，例如，Solaris 2.2就是这样做的。
输出中的最后一行是所在的以太网。H标志没有设置，说明目的地址（140.252.13.32）是一个网络地址，其主机地址部分设为0。事实上，是它的低5位设为0（图3.11）。由于这是一个直接路由（G标志没有被设置），网关列指出的IP地址是出口地址。
netstat命令输出的最后一项还隐含了另一个信息，那就是目的地址（140.252.13.32）的子网掩码。如果要把该目的地址与140.252.13.33进行比较，那么在比较之前首先要把它与目的地址掩码（0xffffffe0，3.7节）进行逻辑与。由于内核知道每个路由表项对应的接口，而且每个接口都有一个对应的子网掩码，因此每个路由表项都有一个隐含的子网掩码。
主机路由表的复杂性取决于主机所在网络的拓扑结构。
1. 最简单的（也是最不令人感兴趣的）情况是主机根本没有与任何网络相连。TCP/IP协议仍然能用于这样的主机，但是只能与自己本身通信！这种情况下的路由表只包含环回接口一项。
2. 接下来的情况是主机连在一个局域网上，只能访问局域网上的主机。这时路由表包含两项：一项是环回接口，另一项是局域网（如以太网）。
3. 如果主机能够通过单个路由器访问其他网络（如Internet）时，那么就要进行下一步。一般情况下增加一个默认表项指向该路由器。
4. 如果要新增其他的特定主机或网络路由，那么就要进行最后一步。在我们的例子中，到主机slip的路由要通过路由器bsdi就是这样的例子。
我们根据上述IP操作的步骤使用这个路由表为主机svr4上的一些例子分组选择路由。
1. 假定目的地址是主机sun，140.252.13.33。首先进行主机地址的匹配。路由表中的两个主机地址表项（slip和localhost）均不匹配，接着进行网络地址匹配。这一次匹配成功，找到表项140.252.13.32（网络号和子网号都相同），因此使用emd0接口。这是一个直接路由，因此链路层地址将是目的端的地址。
2. 假定目的地址是主机slip，140.252.13.65。首先在路由表搜索主机地址，并找到一个匹配地址。这是一个间接路由，因此目的端的IP地址仍然是140.252.13.65，但是链路层地址必须是网关140.252.13.65的链路层地址，其接口名为emd0。
3. 这一次我们通过Internet给主机aw.com（192.207.117.2）发送一份数据报。首先在路由表中搜索主机地址，失败后进行网络地址匹配。最后成功地找到默认表项。该路由是一个间接路由，通过网关140.252.13.33并使用接口名为emd0。
4. 在我们最后一个例子中，我们给本机发送一份数据报。有四种方法可以完成这件事，如用主机名，主机IP地址，环回名，或者环回IP地址：
ftp svr4
ftp 140.252.13.34
ftp localhost
ftp 127.0.0.1
在前两种情况下，对路由表的第二次搜索得到一个匹配的网络地址140.252.13.32，并把IP报文传送给以太网驱动程序。正如图2.4所示的那样，IP报文中的目的地址为本机IP地址，因此报文被送给环回驱动程序，然后由驱动程序把报文放入IP输出队列中。
在后两种情况下，由于指定了环回接口的名字或IP地址，第一次搜索就找到匹配的主机地址，因此报文直接被送给环回驱动程序，然后由驱动程序把报文放入IP输出队列中。
上述四种情况报文都要被送给环回驱动程序，但是采用的两种路由决策是不相同的。
初始化路由表
我们从来没有说过这些路由表是如何被创建的。每当初始化一个接口时（通常是用 ifconfig命令设置接口地址时），就为接口自动创建一个直接路由。对于点对点链路和环回接口来说，路由是到达主机（例如，设置H标志）。对于广播接口来说，如以太网，路由是到达网络。
到达主机或网络的路由如果不是直接相连的，那么就必须加入路由表。一个普通的方法在系统引导时显式地在初始化文件中运行route命令。在主机svr4上，我们运行下面两个命令来添加路由表中的表项：
route add default sun 1
route add slip bsdi 1
第三个参数（default和slip）代表目的端，第四个参数代表网关（路由器），最后一个参数代表路由的度量(metric)。route命令在度量值大于0时要为该路由设置G标志，否则当耗费值为0时就不设置G标志。
（下面是原书p.116①的译文）
不幸的是，几乎没有系统愿意在启动文件中包含route命令。在4.4 BSD和BSD/386系统中，启动文件是/etc/netstart, 在SVR4系统中，启动文件是/etc/inet/rc.inet, 在Solaris 2.x中，启动文件是/etc/rc2.d/S69inet, 在SunOS 4.1.x中，启动文件是/etc/rc.local, 而AIX 3.2.2则使用文件/etc/rc.net。
一些系统允许在某个文件中指定默认的路由器，如/etc/defaultrouter，于是在每次重新启动系统时都要在路由表中加入该默认项。
初始化路由表的其它方法是运行路由守护程序（第10章）或者用较新的路由器发现协议（9.6节）。
较复杂的路由表
在我们的子网上，主机sun是所有主机的默认路由器，因为它有拔号SLIP链路连接到Internet上（参见封二上的图）。
（见原书p.117的①） 前两项与主机svr4的前两项一致:通过路由器bsdi到达slip的特定主机路由，以及环回路由。
第三行是新加的。这是一个直接到达主机的路由(没有设置G标志，但设置了H标志)，对应于点对点的链路，即SLIP接口。如果我们把它与ifconfig命令的输出进行比较：
sun % ifconfig sl0
sl0: flags=1051
inet 140.252.1.29 --> 140.252.1.183 netmask ffffff00
我们发现路由表中的目的地址就是点对点链路的另一端(即路由器netb), 网关地址为本地出口IP地址(140.252.1.29)。(我们前面已经说过, netstat为直接路由打印出来的网关地址就是本地接口所用的IP地址。)
默认的路由表项是一个到达网络的间接路由(设置了G标志，但没有设置H标志)，这正是我们所希望的。网关地址是路由器的地址(140.252.1.183，SLIP链路的另一端), 而不是SLIP链路的本地IP地址(140.252.1.29)。其原因还是因为是间接路由，不是直接路由。
我们还应该指出的是，netstat输出的第三和第四行(接口名为sl0)由SLIP软件在启动时创建，并在关闭时删除.
没有到达目的地的路由
我们所有的例子都假定对路由表的搜索都能找到匹配的表项，即使匹配的是默认项。如果路由表中没有默认项，而又没有找到匹配项，这时会发生什么情况呢？
结果取决于该IP数据报是由主机产生的还是被转发的（例如，我们就充当一个路由器）。如果数据报是由本地主机产生的，那么就给发送该数据报的应用程序返回一个差错，或者是“主机不可达差错”或者是“网络不可达差错”。如果是被转发的数据报，那么就给原始发送端发送一份ICMP主机不可达差错的报文。在下一节我们将讨论这种差错。
9.3 ICMP主机与网络不可达差错
当路由器收到一份IP数据报但又不能转发时，就要发送一份ICMP“主机不可到达”差错报文。（ICMP主机不可达报文的格式如图6.10所示）。我们可以很容易发现，在我们的网络上把接在路由器sun上的拔号SLIP链路断开，然后试图通过该SLIP链路发送分组给任何指定sun为默认路由器的主机。
（下面是原书p.118①的译文）
较老版本的BSD产生一个主机不可达或者网络不可达差错，这取决于目的端是否处于一个局域子网上。4.4 BSD只产生主机不可达差错。
我们在上一节通过在路由器sun上运行netstat命令可以看到，当接通SLIP链路启动时就要在路由表中增加一项使用SLIP链路的表项，而当断开SLIP链路时则删除该表项。这说明当SLIP链路断开时，sun的路由表中就没有默认项了。但是我们不想改变网络上其他主机的路由表，即同时删除它们的默认路由。相反，对于sun不能转发的分组我们对它产生的ICMP主机不可达差错报文进行计数。
在主机svr4上运行ping程序就可以看到这一点，它在拔号SLIP链路的另一端（拔号链路已被断开）：
（见原书p.118的②）
在主机bsdi上运行tcpdump命令的输出如图9.2所示。
图9.2 响应ping命令ICMP主机不可达报文
当路由器sun发现找不到能到达主机gemini的路由时，它就响应一个主机不可达的回响请求报文。
如果我们把SLIP链路接到Internet上，然后试图ping一个与Internet没有连接的IP地址，那么应该会产生差错。但令人感兴趣的是，我们可以看到在返回差错报文之前，分组要在Internet上传送多远：
（见原书p.118的③）
从图8.5可以看出，在发现该IP地址是无效的之前，该分组已通过了6个路由器。只有当它到达NSFNET骨干网的边界时才检测到差错。这说明， 6个路由器之所以能转发分组是因为路由表中有默认项，只有当分组到达NSFNET骨干网时，路由器才能知道每个连接到Internet上的每个网络的信息。这说明许多路由器只能在局部范围内工作。
参考文献[Ford, Rekhter, and Braun 1993]定义了顶层选路域（top-level routing domain），由它来维护大多数Internet网站的路由信息，而不使用默认路由。他们指出，在Internet上存在5个这样的顶层选路域：NSFNET主干网，商业互连网交换（Commercial Internet Exchange: CIX），NASA科学互连网（NASA Science Internet: NSI），SprintLink，以及欧洲IP主干网（EBONE）。
9.4 转发或不转发
前面我们已经提过几次，一般都假定主机不转发IP数据报，除非对它们进行特殊配置而作为路由器使用。如何进行这样的配置呢？
大多数伯克利派生出来的系统都有一个内核变量ipforwarding，或其他类似的名字。（参见附录E。）一些系统（如BSD/386和SVR4）只有在该变量值不为0的情况下才转发数据报。SunOS 4.1.x允许该变量可以三个不同的值：-1表示始终不转发并且始终不改变它的值；0表示默认条件下不转发，但是当打开两个或更多个接口时就把该值设为1；1表示始终转发。Solaris 2.x把这三个值改为0（始终不转发），1（始终转发）和2（在打开两个或更多个接口时才转发）。
较旧版本的4.2BSD主机在默认条件下可以转发数据报，这给没有进行正确配置的系统带来了许多问题。这就是内核选项为什么要设成默认的“始终不转发”的原因，除非系统管理员进行特殊设置。
9.5 ICMP改变路由差错
当IP数据报应该被发送到另一个路由器时，收到数据报的路由器就要发送ICMP改变路由(redirect)差错报文给IP数据报的发送端。这在概念上是很简单的，正如我们在图9.3中所示的那样。只有当主机可以选择路由器发送分组的情况下我们才可能看到ICMP改变路由报文。（回忆我们在图7.6中看过的例子。）
1. 我们假定主机发送一份IP数据报给R1。这种路由选择决策经常发生，因为R1是该主机的默认路由。
2. R1收到数据报并且检查它的路由表，发现R2是发送该数据报的下一站。当它把数据报发送给R2时，R1检测到它正在发送的接口与数据报到达接口是相同的（即主机和两个路由器所在的LAN）。这样就给路由器发送改变路由报文给原始发送端提供了线索。
3. R1发送一份ICMP改变路由报文给主机，告诉它以后把数据报发送给R2而不是R1。
图9.3 ICMP改变路由例子
改变路由一般用来让具有很少路由选择信息的主机逐渐建立更完善的路由表。主机启动时路由表中可以只有一个默认表项（在图9.3的例子中，为R1或R2），一旦默认路由发生差错，默认路由器将通知它进行改变路由，允许主机对路由表作相应的改动。ICMP改变路由允许TCP/IP主机在进行路由选择时不需要具备智能特性，而把所有的智能特性放在路由器端。显然，在我们的例子中，R1和R2 必须知道有关相连网络的更多拓扑结构的信息，但是连在LAN上的所有主机在启动时只需一个默认路由，通过接收改变路由报文来逐步学习。
一个例子
我们可以在我们的网络上观察到ICMP改变路由的操作过程（见封二的图）。尽管我们在拓扑图中只画出了三台主机（aix, solaris和gemini）和两台路由器（gateway和netb），但是整个网络有超过150台主机和10台另外的路由器。大多数的主机都把gateway指定为默认路由器，因为它提供了Internet的入口。
子网140.252.1上的主机是如何访问作者所在子网（图中底下的四台主机）的呢？首先，如果在SLIP链路的一端只有一台主机，那么就要使用代理ARP（4.6节）。这意味着位于拓扑图顶部的子网（140.252.1）中的主机不需要其他特殊条件就可以访问主机sun（140.252.1.29）。位于netb上的代理ARP软件处理这些事情。
但是，当网络位于SLIP链路的另一端时，就要涉及到路由选择了。一个办法是让所有的主机和路由器都知道路由器netb是网络140.252.13的网关。这可以在每个主机的路由表中设置静态路由，或者在每个主机上运行守护程序来实现。另一个更简单的办法（也是实际采用的方法）是利用ICMP改变路由报文来实现。
让我们在位于网络顶部的主机solaris上运行ping程序到主机bsdi(140.252.13.35)。由于子网号不相同，代理ARP不能使用。假定没有安装静态路由，发送的第一个分组将采用到路由器gateway的默认路由。下面是我们运行ping程序之前的路由表：
（见原书p.121的①）
（224.0.0.0所在的表项是IP广播地址。我们将在第12章讨论。）如果为ping程序指定-v选项，我们可以看到主机接收到的任何ICMP报文。我们需要指定该选项以观察发送的改变路由报文。
（见原书p.121的②）
在我们收到ping程序的第一个响应之前，主机先收到一份来自默认路由器gateway发来的ICMP改变路由报文。如果我们这时查看路由表，会发现已经插入了一个到主机bsdi的新路由。（该表项如下黑体字所示。）
（见原书p.121的③）
这是我们第一次看到D标志，表示该路由是被ICMP改变路由报文创建的。G标志说明这是一份到达gateway(netb）的间接路由，H标志则说明这是一个主机路由（正如我们期望的那样），而不是一个网络路由。
由于这是一个被主机改变路由报文增加的主机路由，因此它只处理到达主机bsdi的报文。如果我们接着访问主机svr4，那么就要产生另一个ICMP改变路由报文，创建另一个主机路由。类似地，访问主机slip也创建另一个主机路由。位于子网上的三台主机（bsdi, svr4和slip）还可以由一个指向路由器sun的网络路由来进行处理。但是ICMP改变路由报文创建的是主机路由，而不是网络路由，这是因为在本例中，产生ICMP改变路由报文的路由器并不知道位于140.252.13网络上的子网信息。
更多的细节
ICMP改变路由报文的格式如图9.4所示。
图9.4 ICMP改变路由报文
有四种不同类型的改变路由报文，有不同的代码值，如图9.5所示。
图9.5 ICMP改变路由报文的不同代码值
ICMP改变路由报文的接收者必须查看三个IP地址：(1)导致改变路由的IP地址（即ICMP改变路由报文的数据位于IP数据报的首部）；(2)发送改变路由报文的路由器的IP地址（包含改变路由信息的IP数据报中的源地址；(3)应该采用的路由器IP地址（在ICMP报文中的4-7字节）。
关于ICMP改变路由报文有很多规则。首先，改变路由报文只能由路由器生成，而不能由主机生成。另外，改变路由报文是为主机而不是为路由器使用的。假定路由器和其他一些路由器共同参与某一种路由选择协议，则该协议就能消除改变路由的需要。（这意味着在图9.1中的路由表应该消除或者能被路由选择守护程序修改，或者能被改变路由报文修改，但不能同时被二者修改。）
在4.4BSD系统中，当主机作为路由器使用时，要进行下列检查，在生成ICMP改变路由报文之前这些条件都要满足。
1. 出接口必须等于入接口。
2. 用于向外传送数据报的路由不能被ICMP改变路由报文创建或修改过，而且不能是路由器的默认路由。
3. 数据报不能用源站选路来转发。
4. 内核必须配置成可以发送改变路由报文。
（下面是原书p.123①的译文）
内核变量取名为ip_sendredirects或其他类似的名字。（参见附录E。）大多数当前的系统（例如BSD, SunOS 4.1.x, Solaris 2.x, 及AIX 3.2.2）在默认条件下都设置该变量使系统可以发送改变路由报文。其他系统如SVR4则关闭了该项功能。
另外，一台4.4BSD主机收到ICMP改变路由报文后，在修改路由表之前要作一些检查。这是为了防止路由器或主机的误操作，以及恶意用户的破坏，导致差错地修改系统路由表。
1. 新的路由器必须直接与网络相连接。
2. 改变路由报文必须来自当前到目的地所选择的路由器。
3. 改变路由报文不能让主机本身作为路由器。
4. 被修改的路由必须是一个间接路由。
关于改变路由最后要指出的是，路由器应该发送的只是对主机的改变路由（代码1或3，如图9.5所示），而不是对网络的改变路由。子网的存在使得难于准确指明何时应发送对网络的改变路由而不是对主机的改变路由。只当路由器发送了错误的类型时，一些主机才把收到的对网络的改变路由当作对主机的改变路由来处理。
9.6 ICMP路由器发现报文
我们在本章前面已提到过一种初始化路由表的方法，即在配置文件中指定静态路由。这种方法经常用来设置默认路由。另一种新的方法是利用ICMP路由器通告和请求报文。
一般认为，主机在引导以后要广播或多播传送一份路由器请求报文。一台或更多台路由器响应一份路由器通告报文。另外，路由器定期地广播或多播传送它们的路由器通告报文，允许每个正在监听的主机相应地更新它们的路由表。
RFC 1256 [Deering 1991]确定了这两种ICMP报文的格式。ICMP路由器请求报文的格式如图9.6所示。ICMP路由器通告报文的格式如图9.7所示。
路由器在一份报文中可以通告多个地址。地址数指的是报文中所含的地址数。地址项大小指的是每个路由器地址32-bit字的数目，始终为2。生命周期指的是通告地址有效的时间（秒数）。
图9.6 ICMP路由器请求报文格式
图9.7 ICMP路由器通告报文格式
接下来是一对或多对IP地址和优先级。IP地址必须是发送路由器的某个地址。优先级是一个有符号的32-bit整数，指出该IP地址作为默认路由器地址的优先等级，这是与子网上的其他路由器相比较而言的。值越大说明优先级越高。优先级为0x80000000说明对应的地址不能作为默认路由器地址使用，尽管它也包含中通告报文中。优先级的默认值一般为0。
路由器操作
当路由器启动时，它定期在所有广播或多播传送接口上发送通告报文。准确地说，这些通告报文不是定期发送的，而是随机传送的，以减小与子网上其他路由器发生冲突的概率。一般每两次通告间隔450和600秒。一份给定的通告报文默认生命周期是30分钟。
使用生命周期域的另一个时机是当路由器上的某个接口被关闭时。在这种情况下，路由器可以大该接口上发送最后一份通告报文，并把生命周期值设为0。
除了定期发送主动提供的通告报文以外，路由器还要监听来自主机的请求报文，并发送路由器通告报文以响应这些请求报文。
如果子网上有多台路由器，由系统管理员为每个路由器设置优先等级。例如，主默认路由器就要比备份路由器具有更高的优先级。
主机操作
主机在引导期间一般发送三份路由器请求报文，每三秒钟发送一次。一旦接收到一个有效的通告报文，就停止发送请求报文。
主机也监听来自相邻路由器的请求报文。这些通告报文可以改变主机的默认路由器。另外，如果没有接收到来自当前默认路由器的通告报文，那么默认路由器会超时。
只要有一般的默认路由器，该路由器就会每隔10分钟发送通告报文，报文的生命周期是30分钟。这说明主机的默认表项是不会超时的，即使错过一份或两份通告报文。
实现
路由器发现报文一般由用户进程（守护程序）创建和处理。这样，在图9.1中就有另一个修改路由表的程序，尽管它只增加或删除默认表项。守护程序必须把它配置成一台路由器或主机来使用。
（下面是原书 p.125①的译文）
这两种ICMP报文是新加的，不是所有的系统都支持它们。在我们的网络中，只有Solaris 2.x支持这两种报文（ in.rdisc守护程序）。尽管RFC建议用尽可能用IP多播传送，但是路由器发现还可以利用广播报文来实现。
9 .7 小结
IP路由操作对于运行TCP／IP的系统来说是最基本，不管是主机还是路由器。路由表项的内容很简单，它包括：5 bit标志，目的IP地址（主机，网络，或默认），下一站路由器的IP地址（间接路由）或者本地接口的IP地址（直接路由），指向本地接口的指针。主机表项比网络表项具有更高的优先级，而网络表项比默认项具有更高的优先级。
系统产生的或转发的每份IP数据报都要搜索路由表，它可以被路由守护程序或ICMP改变路由报文修改。系统在默认情况下不转发数据报，除非进行特殊的配置。用route命令可以进入静态路由，可以利用新ICMP路由器发现报文来初始化默认表项，并进行动态修改。主机在启动时只有一个简单