趣谈网络协议
作者：刘超

网络协议

网络分层

无类型域间选路（CIDR）

这种方式打破了原来设计的几类地址的做法，将 32 位的 IP 地址一分为二，前面是网络号，后面是主机号。从哪里分呢？你如果注意观察的话可以看到，10.100.122.2/24，这个 IP 地址中有一个斜杠，斜杠后面有个数字 24。这种地址表示形式，就是 CIDR。后面 24 的意思是，32 位中，前 24 位是网络号，后 8 位是主机号。

伴随着 CIDR 存在的，一个是广播地址，10.100.122.255。如果发送这个地址，所有 10.100.122 网络里面的机器都可以收到。另一个是子网掩码，255.255.255.0。

“无类型”的意思是选路决策是基于整个32位IP地址的掩码操作。而不管其IP地址是A类、B类或是C类。

DHCP：IP是怎么来的，又是怎么没的？

如何配置 IP 地址？

net-tools：

1 2	$ sudo ifconfig eth1 10.0.0.1/24 $ sudo ifconfig eth1 up

iproute2：

1 2	$ sudo ip addr add 10.0.0.1/24 dev eth1 $ sudo ip link set up eth1

你可能会问了，自己配置这个自由度太大了吧，我是不是配置什么都可以？如果配置一个和谁都不搭边的地址呢？例如，旁边的机器都是 192.168.1.x，我非得配置一个 16.158.23.6，会出现什么现象呢？

不会出现任何现象，就是包发不出去呗。为什么发不出去呢？我来举例说明。

192.168.1.6 就在你这台机器的旁边，甚至是在同一个交换机上，而你把机器的地址设为了16.158.23.6。在这台机器上，你企图去 ping 192.168.1.6，你觉得只要将包发出去，同一个交换机的另一台机器马上就能收到，对不对？

可是 Linux 系统不是这样的，它没你想得那么智能。你用肉眼看到那台机器就在旁边，它则需要根据自己的逻辑进行处理。

要知道只要是在网络上跑的包，都是完整的，可以有下层没上层，绝对不可能有上层没下层。

所以，你看着它有自己的源 IP 地址 16.158.23.6，也有目标 IP 地址 192.168.1.6，但是包发不出去，这是因为 MAC 层还没填。

自己的 MAC 地址自己知道，这个容易。但是目标 MAC 填什么呢？是不是填 192.168.1.6 这台机器的MAC 地址呢？

当然不是。Linux 首先会判断，要去的这个地址和我是一个网段的吗，或者和我的一个网卡是同一网段的吗？只有是一个网段的，它才会发送 ARP 请求，获取 MAC 地址。如果发现不是呢？

Linux 默认的逻辑是，如果这是一个跨网段的调用，它便不会直接将包发送到网络上，而是企图将包发送到网关。

如果你配置了网关的话，Linux 会获取网关的 MAC 地址，然后将包发出去。对于 192.168.1.6 这台机器来讲，虽然路过它家门的这个包，目标 IP 是它，但是无奈 MAC 地址不是它的，所以它的网卡是不会把包收进去的。

如果没有配置网关呢？那包压根就发不出去。

如果将网关配置为 192.168.1.6 呢？不可能，Linux 不会让你配置成功的，因为网关要和当前的网络至少一个网卡是同一个网段的，怎么可能 16.158.23.6 的网关是 192.168.1.6 呢？

所以，当你需要手动配置一台机器的网络 IP 时，一定要好好问问你的网络管理员。如果在机房里面，要去网络管理员那里申请，让他给你分配一段正确的 IP 地址。当然，真正配置的时候，一定不是直接用命令配置的，而是放在一个配置文件里面。不同系统的配置文件格式不同，但是无非就是 CIDR、子网掩码、广播地址和网关地址。

动态主机配置协议（DHCP）

动态主机配置协议（Dynamic Host Configuration Protocol），简称DHCP。

解析 DHCP 的工作方式

当一台机器新加入一个网络的时候，肯定一脸懵，啥情况都不知道，只知道自己的 MAC 地址。怎么办？先吼一句，我来啦，有人吗？这时候的沟通基本靠“吼”。这一步，我们称为DHCP Discover。

新来的机器使用 IP 地址 0.0.0.0 发送了一个广播包，目的 IP 地址为 255.255.255.255。广播包封装在UDP 里面，UDP 封装在 BOOTP 里面。其实 DHCP 是 BOOTP 的增强版，但是如果你去抓包的话，很可能看到的名称还是 BOOTP 协议。

在这个广播包里面，新人大声喊：我是新来的（Boot request），我的 MAC 地址是这个，我还没有IP，谁能给租给我个 IP 地址！

格式就像这样：

请求

响应

新来的机器很开心，它的“吼”得到了回复，并且有人愿意租给它一个 IP 地址了，这意味着它可以在网络上立足了。当然更令人开心的是，如果有多个 DHCP Server，这台新机器会收到多个 IP 地址，简直受宠若惊。

它会选择其中一个 DHCP Offer，一般是最先到达的那个，并且会向网络发送一个 DHCP Request 广播数据包，包中包含客户端的 MAC 地址、接受的租约中的 IP 地址、提供此租约的 DHCP 服务器地址等，并告诉所有 DHCP Server 它将接受哪一台服务器提供的 IP 地址，告诉其他 DHCP 服务器，谢谢你们的接纳，并请求撤销它们提供的 IP 地址，以便提供给下一个 IP 租用请求者。

当 DHCP Server 接收到客户机的 DHCP request 之后，会广播返回给客户机一个 DHCP ACK 消息包，表明已经接受客户机的选择，并将这一 IP 地址的合法租用信息和其他的配置信息都放入该广播包，发给客户机，欢迎它加入网络大家庭。

IP 地址的收回和续租

既然是租房子，就是有租期的。租期到了，管理员就要将 IP 收回。

如果不用的话，收回就收回了。就像你租房子一样，如果还要续租的话，不能到了时间再续租，而是要提前一段时间给房东说。DHCP 也是这样。

客户机会在租期过去 50% 的时候，直接向为其提供 IP 地址的 DHCP Server 发送 DHCP request 消息包。客户机接收到该服务器回应的 DHCP ACK 消息包，会根据包中所提供的新的租期以及其他已经更新的 TCP/IP 参数，更新自己的配置。这样，IP 租用更新就完成了。

交换机与VLAN

拓扑结构是怎么形成的？

我们常见到的办公室大多是一排排的桌子，每个桌子都有网口，一排十几个座位就有十几个网口，一个楼层就会有几十个甚至上百个网口。如果算上所有楼层，这个场景自然比你宿舍里的复杂多了。具体哪里复杂呢？我来给你具体讲解。

首先，这个时候，一个交换机肯定不够用，需要多台交换机，交换机之间连接起来，就形成一个稍微复杂的拓扑结构。

我们先来看两台交换机的情形。两台交换机连接着三个局域网，每个局域网上都有多台机器。如果机器1 只知道机器 4 的 IP 地址，当它想要访问机器 4，把包发出去的时候，它必须要知道机器 4 的 MAC 地址。

于是机器 1 发起广播，机器 2 收到这个广播，但是这不是找它的，所以没它什么事。交换机 A 一开始是不知道任何拓扑信息的，在它收到这个广播后，采取的策略是，除了广播包来的方向外，它还要转发给其他所有的网口。于是机器 3 也收到广播信息了，但是这和它也没什么关系。

当然，交换机 B 也是能够收到广播信息的，但是这时候它也是不知道任何拓扑信息的，因而也是进行广播的策略，将包转发到局域网三。这个时候，机器 4 和机器 5 都收到了广播信息。机器 4 主动响应说，这是找我的，这是我的 MAC 地址。于是一个 ARP 请求就成功完成了。

在上面的过程中，交换机 A 和交换机 B 都是能够学习到这样的信息：机器 1 是在左边这个网口的。当了解到这些拓扑信息之后，情况就好转起来。当机器 2 要访问机器 1 的时候，机器 2 并不知道机器 1 的MAC 地址，所以机器 2 会发起一个 ARP 请求。这个广播消息会到达机器 1，也同时会到达交换机 A。这个时候交换机 A 已经知道机器 1 是不可能在右边的网口的，所以这个广播信息就不会广播到局域网二和局域网三。

当机器 3 要访问机器 1 的时候，也需要发起一个广播的 ARP 请求。这个时候交换机 A 和交换机 B 都能够收到这个广播请求。交换机 A 当然知道主机 A 是在左边这个网口的，所以会把广播消息转发到局域网一。同时，交换机 B 收到这个广播消息之后，由于它知道机器 1 是不在右边这个网口的，所以不会将消息广播到局域网三。

ICMP与ping

ICMP 协议的格式

ping 是基于 ICMP 协议工作的。ICMP全称Internet Control Message Protocol，就是互联网控制报文协议。这里面的关键词是“控制”，那具体是怎么控制的呢？

网络包在异常复杂的网络环境中传输时，常常会遇到各种各样的问题。当遇到问题的时候，总不能“死个不明不白”，要传出消息来，报告情况，这样才可以调整传输策略。

ICMP 报文是封装在 IP 包里面的。因为传输指令的时候，肯定需要源地址和目标地址。它本身非常简单。因为作为侦查兵，要轻装上阵，不能携带大量的包袱。

ping：查询报文类型的使用

接下来，我们重点来看 ping 的发送和接收过程。

假定主机 A 的 IP 地址是 192.168.1.1，主机 B 的 IP 地址是 192.168.1.2，它们都在同一个子网。那当你在主机 A 上运行“ping 192.168.1.2”后，会发生什么呢?

ping 命令执行的时候，源主机首先会构建一个 ICMP 请求数据包，ICMP 数据包内包含多个字段。最重要的是两个，第一个是类型字段，对于请求数据包而言该字段为8；另外一个是顺序号，主要用于区分连续 ping 的时候发出的多个数据包。每发出一个请求数据包，顺序号会自动加 1。为了能够计算往返时间 RTT，它会在报文的数据部分插入发送时间。

然后，由 ICMP 协议将这个数据包连同地址 192.168.1.2 一起交给 IP 层。IP 层将以 192.168.1.2 作为目的地址，本机 IP 地址作为源地址，加上一些其他控制信息，构建一个 IP 数据包。

接下来，需要加入 MAC 头。如果在ARP 映射表中查找出 IP 地址 192.168.1.2 所对应的 MAC 地址，则可以直接使用；如果没有，则需要发送 ARP 协议查询 MAC 地址，获得 MAC 地址后，由数据链路层构建一个数据帧，目的地址是 IP 层传过来的 MAC 地址，源地址则是本机的 MAC 地址；还要附加上一些控制信息，依据以太网的介质访问规则，将它们传送出去。

主机 B 收到这个数据帧后，先检查它的目的 MAC 地址，并和本机的 MAC 地址对比，如符合，则接收，否则就丢弃。接收后检查该数据帧，将 IP 数据包从帧中提取出来，交给本机的 IP 层。同样，IP 层检查后，将有用的信息提取后交给 ICMP 协议。

主机 B 会构建一个 ICMP 应答包，应答数据包的类型字段为0，顺序号为接收到的请求数据包中的顺序号，然后再发送出去给主机 A。

在规定的时候间内，源主机如果没有接到 ICMP 的应答包，则说明目标主机不可达；如果接收到了ICMP 应答包，则说明目标主机可达。此时，源主机会检查，用当前时刻减去该数据包最初从源主机上发出的时刻，就是 ICMP 数据包的时间延迟。

当然这只是最简单的，同一个局域网里面的情况。如果跨网段的话，还会涉及网关的转发、路由器的转发等等。但是对于 ICMP 的头来讲，是没什么影响的。会影响的是根据目标 IP 地址，选择路由的下一跳，还有每经过一个路由器到达一个新的局域网，需要换 MAC 头里面的 MAC 地址。

网关（Gateway）

你了解 MAC 头和 IP 头的细节吗？

一旦配置了 IP 地址和网关，往往就能够指定目标地址进行访问了。由于在跨网关访问的时候，牵扯到MAC 地址和 IP 地址的变化，这里有必要详细描述一下 MAC 头和 IP 头的细节。

在任何一台机器上，当要访问另一个 IP 地址的时候，都会先判断，这个目标 IP 地址，和当前机器的IP地址，是否在同一个网段。怎么判断同一个网段呢？需要 CIDR 和子网掩码。

如果不是同一网段，例如，你要访问你们校园网里面的 BBS，该怎么办？这就需要发往默认网关Gateway。Gateway 的地址一定是和源 IP 地址是一个网段的。往往不是第一个，就是第二个。例如192.168.1.0/24 这个网段，Gateway 往往会是 192.168.1.1/24 或者 192.168.1.2/24。

如何发往默认网关呢？网关不是和源 IP 地址是一个网段的么？这个过程就和发往同一个网段的其他机器是一样的：将源地址和目标 IP 地址放入 IP 头中，通过 ARP 获得网关的 MAC 地址，将源 MAC 和网关的 MAC 放入 MAC 头中，发送出去。网关所在的端口，例如 192.168.1.1/24 将网络包收进来，然后接下来怎么做，就完全看网关的了。

网关往往是一个路由器，是一个三层转发的设备。啥叫三层设备？就是把 MAC 头和 IP头都取下来，然后根据里面的内容，看看接下来把包往哪里转发的设备。

很多情况下，人们把网关就叫作路由器。其实不完全准确，而另一种比喻更加恰当：路由器是一台设备，它有五个网口或者网卡，相当于有五只手，分别连着五个局域网。每只手的 IP 地址都和局域网的 IP地址相同的网段，每只手都是它握住的那个局域网的网关。

任何一个想发往其他局域网的包，都会到达其中一只手，被拿进来，拿下 MAC 头和 IP 头，看看，根据自己的路由算法，选择另一只手，加上 IP 头和 MAC 头，然后扔出去。

IP 头和 MAC 头哪些变、哪些不变？

MAC 地址是一个局域网内才有效的地址。因而，MAC 地址只要过网关，就必定会改变，因为已经换了局域网。两者主要的区别在于 IP 地址是否改变。不改变 IP 地址的网关，我们称为转发网关；改变 IP 地址的网关，我们称为NAT 网关。

TCP 协议

顺序问题，稳重不乱；
丢包问题，承诺靠谱；
连接维护，有始有终；
流量控制，把握分寸；
拥塞控制，知进知退。

SYN 是发起一个连接，ACK 是回复，RST 是重新连接，FIN 是结束连接

TCP 的三次握手

TCP 四次挥手

断开的时候，我们可以看到，当 A 说“不玩了”，就进入 FIN_WAIT_1 的状态，B 收到“A 不玩”的消息后，发送知道了，就进入 CLOSE_WAIT 的状态。

A 收到“B 说知道了”，就进入 FIN_WAIT_2 的状态，如果这个时候 B 直接跑路，则 A 将永远在这个状态。TCP 协议里面并没有对这个状态的处理，但是 Linux 有，可以调整 tcp_fin_timeout 这个参数，设置一个超时时间。

如果 B 没有跑路，发送了“B 也不玩了”的请求到达 A 时，A 发送“知道 B 也不玩了”的 ACK 后，从FIN_WAIT_2 状态结束，按说 A 可以跑路了，但是最后的这个 ACK 万一 B 收不到呢？则 B 会重新发一个“B 不玩了”，这个时候 A 已经跑路了的话，B 就再也收不到 ACK 了，因而 TCP 协议要求 A 最后等待一段时间TIME_WAIT，这个时间要足够长，长到如果 B 没收到 ACK 的话，“B 说不玩了”会重发的，A 会重新发一个 ACK 并且足够时间到达 B。

A 直接跑路还有一个问题是，A 的端口就直接空出来了，但是 B 不知道，B 原来发过的很多包很可能还在路上，如果 A 的端口被一个新的应用占用了，这个新的应用会收到上个连接中 B 发过来的包，虽然序列号是重新生成的，但是这里要上一个双保险，防止产生混乱，因而也需要等足够长的时间，等到原来B 发送的所有的包都死翘翘，再空出端口来。

等待的时间设为 2MSL，MSL是Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间，它是任何报文在网络上存在的最长时间，超过这个时间报文将被丢弃。因为 TCP 报文基于是 IP 协议的，而 IP 头中有一个TTL 域，是 IP 数据报可以经过的最大路由数，每经过一个处理他的路由器此值就减 1，当此值为 0 则数据报将被丢弃，同时发送 ICMP 报文通知源主机。协议规定 MSL 为 2 分钟，实际应用中常用的是 30秒，1 分钟和 2 分钟等。

还有一个异常情况就是，B 超过了 2MSL 的时间，依然没有收到它发的 FIN 的 ACK，怎么办呢？按照TCP 的原理，B 当然还会重发 FIN，这个时候 A 再收到这个包之后，A 就表示，我已经在这里等了这么长时间了，已经仁至义尽了，之后的我就都不认了，于是就直接发送 RST，B 就知道 A 早就跑了。