（计算机软件与理论专业论文）嵌入式tcpip协议栈设计方法的研究.pdf

太原理工大学硕士研究生学位论文y 6 2 0 3 1 8 嵌入式t c p i p 协议栈设计方法的研究 摘要 i n t e m e t 的应用已经深入到生活的方方面面。接入i n t e r n e t 的主体也开始发生变化，除了计算机之外，大量的电器设备也 开始尝试着接入i n t e r n e t 。嵌入式i n t e m e t ( e l ，e m b e d d e di n t e m e t ) 技术就是为小型设备接入i n t e m e t 而提出来的，其主要目的就是 解决小型设备的上网问题。 因为诸如传感器等小型设备，常常要求体积小，而且成本 低廉，一个i n t e m e t 协议的实现要考虑到有限的计算资源和内存 容量。尽管实际上已经有很多嵌入式和小型系统的t c p i p 实现， 但在这方面的研究还很有限。实现一个小型化的t c p i p 协议栈 通常被认为是一个工程问题，因此，没有受到研究重视。在一 个匮乏计算和内存资源的小型设备上，如何减少资源需求，实 现t c p i p 协议栈，将是本课题研究的重点。 首先，本文在分析嵌入式t c p i p 协议与标准t c p i p 协议 的区别的前提下，提出了嵌入式t c p i p 协议的特点和实现要求。 太原理工大学硕士研究生学位论文 接下来，论文对t c p i p 协议标准进行了详尽的分析，提出嵌入式 t c p i p 协议的设计思想，并在此基础上给出了一个较为简化的 嵌入式t c p i p 协议设计方案。最后，在给出设计方案的基础上， 对设计方案进行了实现，并对其进行测试。可以看出，本文针 对一个嵌入式协议开发过程进行了较为完整的描述。 关键词：e i ( e m b e d d e di n t e r n e t ) ，t c p i p ，嵌入式系统，实时系统 太原理工大学硕士研究生学位论文 d e s i g nm e t h o dr e s e a r c h0 ft h e e m b e d d e dt c p i ps t a c k a b s t r a c t t h ea p p l i c a t i o no fi n t e r n e th a sc o m ei n t o e v e r y w h e r e f o r p e o p l e sd a i l yl i f e w i t ht h er a p i dd e v e l o p m e n t o fi n t e m e t ，b e s i d e s c o m p u t e r ，ag r e a tn u m b e ro fe l e c t r i c i n s t r u m e n t sb e g i nt oa c c e s s i n t e m e t ，w h i c hl e a d s t ot h e d e v e l o p m e n to fe m b e d d e di n t e m e t t e c h n o l o g y ( e i ) s i n c es m a l ld e v i c e ss u c ha ss e n s o r sa r eo f t e nr e q u i r e dt ob e p h y s i c a l l ys m a l la n di n e x p e n s i v e ，a ni m p l e m e n t a t i o n o ft h ei n t e r n e t p r o t o c o l s w i l lh a v et od e a lw i t h h a v i n g l i m i t e dc o m p u t i n gr e s o u r c e s a n dm e m o r y t h i sp a p e rd e s c r i b e st h ed e s i g na n di m p l e m e n t a t i o n o ft c p i ps t a c kt h a ti ss m a l le n o u g ht ob eu s e di nm i n i m a l s y s t e m s f i r s t ，t h ep a p e rp r o p o s e sc h a r a c t e ra n dr e q u i r e m e n to ft h e e m b e d d e dt c p i pp r o t o c o lu n d e ra n a l y s i n gt h ed i f f e r e n c eb e t w e e n 太原理工夹学硕士研究生学位论文 t h ee m b e d d e dt c p f i pp r o t o c o la n dt h es t a n d a r dt c p d p p r o t o c o l s e c o n d ，t h ep a p e ra n a l y s e st h et c p i pp r o t o c o ls t a n d a r d ，p r o p o s e s d e s i g nc o n c e p t i o no ft h ee m b e d d e dt c p i pp r o t o c o l ，a n dg i v e sa s i m p l i f i e ds c h e m eo f t h ee m b e d d e dt c p f i pp r o t o c 0 1 a tl a s t ，t h e p a p e rc a l t yo u tt h ee m b e d d e dt c p f i pp r o t o c o lw i t ht h es i m p l i f i e d s c h e m e ，a n d t e s t si t i tc a nb e s e e n ，t h ep a p e r d e s c r i b e sa d e v e l o p m e n tp r o c e s s o ft h ee m b e d d e dt c p a p p r o t o c o lc o m p l e t e l y k e y w o r d s ：e l ( e m b e d d e di n t e m e t ) ，t c p i ge m b e d d e ds y s t e m ， r e a l - t i m e s y s t e m 太原理工大学硕士研究生学位论文 第一章绪论 1 1 嵌入式t c p i p 协议概述 伴随着i n t e m e t 的成功，t c p i p 协议族已经成为通信的全球标准。在 i n t e m e t 上进行w e b 页面的传输，e - m a i l 传送，文件传输，实现点对点网络， t c p i p 是最优先采用的协议。对于嵌入式系统，能够自身运行t c p p 协 议，就可以把系统直接连接到i n t r a n e t 上，甚至是世界范围的i n t e m e t 上。 由于可以和网络上其它主机完全通信，有完整t c p i p 协议支持的嵌入式 设备将成为一等网络公民。 从代码大小和内存使用上考虑，传统t c p i p 实现要求很多的资源， 而这些资源对于小一些的8 位或者1 6 位系统来说是非常珍贵的。代码大 小在数百k b ，内存要求几百k b ，使得完整的t c p i p 协议栈不可能放入 只有几十k b 内存，代码空间不超过1 0 0 k b 的系统中。 嵌入式t c p i p 协议的实现被设计成只具备完整t c p i p 协议栈所需功 能的最小集合。它只能处理单一网络接口，包含基本的u d p 实现，但重 点是1 t , i c m p 和t c p 协议。为了提高协议的可移植性，整个协议全部使 用纯c 语言编写。 很多嵌入式系统t c m p 协议的实现假设嵌入式设备将始终是和运行 在工作站级别的完整规模的t c p i p 实现通信。在这种假设下，去掉这种 环境里很少使用的t c p p 机制是非常可能的。但是，如果嵌入式设备是 和另外的对等限制设备通信，例如，运行分布式对等网络服务和协议时， 这些被去掉的协议机制有很多是必需的。嵌入式协议应该被设计成与r f c 相适应，使嵌入式设备成为一等网络公民。嵌入式协议的设计不应该为了 特殊的应用而裁剪。 太原理丁大学硕士研究生学位论文 1 2 嵌入式t c p i p 协议的特点 由单片机系统、嵌入式网络的应用环境决定了嵌入式t c p i p 协议栈 通常应用于特殊的、专用的领域，不可能像标准的t c p i p 协议栈一样提 供完整的协议体系，往往是根据具体的应用提供不同的协议模块【2 0 l 。因此， 嵌入式t c p i p 协议栈区别于标准的t c p i p 协议栈的最突出的特点t 2 2 1 就是： ( 1 ) 很好的可裁剪性。由于嵌入式应用的要求千差万别，各种嵌入式 应用对系统的要求不尽相同，并且在嵌入式应用中对产品的成本、价格比 较敏感，存储器的容量往往都是比较有限的，因此必须根据嵌入式网络产 品的具体功能，对完整的t c p i p 协议栈功能进行裁剪，特别是对应用协 议提供可裁剪性，以满足用户的需求。 ( 2 ) 很强的可移植性。由嵌入式应用的多样性决定了嵌入式应用平台 也是变化多端的。因此，在我们开发网络协议栈软件的过程中，保证软件 的可移植性是非常重要的。这样，在对嵌入式产品进行软、硬件升级的过 程中除了与硬件直接相关的部分代码需要重新编写以外，不必再对上层协 议进行大的修改。 ( 3 ) 代码精简。嵌入式t c p i p 协议栈是标准t c p i p 协议栈的子集， 只需要实现基本的、必要的功能，使生成的二进制代码尽量精简，这对嵌 入式网络产品降低开发难度、提高系统处理能力、节省有限的r o m 和 r a m 空间是有着重要的意义的。嵌入式t c m p 协议栈的这些特点也将成 为本课题研究工作的目标与要求。 1 3 嵌入式t c p i p 协议与标准t c p i p 协议的区别 由于嵌入式系统和普通操作系统的差别很大，所以嵌入式t c p i p 与 传统t c p t 的实现有很大的不同。在普通操作系统上t c p i p 协议的实现， 你可以不关心代码的大小，而在嵌入式系统下的嵌入式t c p i p 协议却是 2 太原理工大学硕士研究生学位论文 至关重要的问题，否则一个实现很好的嵌入式t c p i p 协议只是因为代码 太大而装不入目标嵌入式系统中。综合来说，嵌入式系统t c p i p 实现与 传统t c p 口实现有如下区别： 操作系统支持：不论是w i n d o w s ，u n i x ，还是l i n u x ，它们都有一个 多任务操作系统，这使得代码编写简单化，而在嵌入式t c p ，p 协议运行 的嵌入式系统环境中操作系统可能没有，或者即使有也不是如w i n d o w s 和u n i x 一样的多任务操作系统。这使得嵌入式t c p 坤协议的实现与传 统的t c p i p 协议有很大的不同。嵌入式系统直接面对硬件，没有一个多 任务操作系统平台，其中的程序结构一般是顺序执行和硬件中断相配合的 方式，与高级操作系统中的多线程并发执行的方式截然不同。在高级操作 系统中，对网卡的驱动采用中断方式、中断与软中断、消息机制等相结合， 运行时以分时为基础，进行动态优先级调度，同时由于相对极快的运算速 度，使调用的处理时间很短，从而能对网络通信作出及时响应，网卡的接 收缓冲区几乎不可能出现溢出的情况，同时操作系统还能对其它任务线程 的作出响应。而嵌入式处理器的时钟频率低，地址、数据总线窄，对一个 包的处理要花更多的处理机时间，势必影响其他中断和任务的执行。比如： 当系统中有实时数据采集、串口通信中断、键盘中断等实时任务，则造成 很大冲突。故设计时通过合理划分中断处理程序，使中断处理程序尽可能 短，从而使这些任务执行时间较短，而将无实时要求和费时的处理移到主 程序中执行。把处理放在主程序顺序循环中，对网络接口控制芯片的控制 采用查询式，在其他中断任务的执行间隙处理协议，以牺牲响应时间来换 取系统可靠性。由于处理不及时，响应满，溢出、丢包等，依靠协议本身 机制来保证可靠传输。 内存分配：w i n d o w s 和u n i x 系统的内存分配是动态分配，根据需要 随时分配，随时撤销。在l i n u x 、u n i x 操作系统中，它们都是m b u f 的存 储结构，m b u f 是一个存储链，这个链可以动态地增加和减少，比如在数据 包很少的情况下，u n i x 分配一个2 k 字节的缓冲可能就够用了，但如果 数据包很多，就有可能要分配一个6 4 k 甚至更多的缓冲区，可分配的内存 3 太原理工大学硕士研究生学位论文 要根据c p u 的可用内存来调整。但是在嵌入式系统中却不能够这样做， 一个最大的以太网数据包有1 5 0 0 个字节，分配一个包的缓冲区就要1 5 k 字节，而单板机只外接了5 1 2 k 字节的s r a m 。而这5 1 2 k 字节的r a m 要 被各个协议所使用，而不仅仅是存放收到的数据包。一般的做法是分配一 个2 5 6 x6 = 1 5 3 6 字节的r a m 来存放收到的以太网数据包，收到一个包就 处理一个包。而u n i x 却可用收到很多包才处理。在嵌入式t c p p 协议 中象m b u f 结构以及所有的内存管理、内存分配机制不能被采用。 协议支持：t c p i p 包含从应用层、传输层、网络层到物理层的一系列 协议。而每层可采用的协议又有好几种。在u n i x 里可用支持比较完整的 t c p p 协议，但在嵌入式系统里却无法做到。这是因为嵌入式系统应用针 对性非常强，只需要实现与需求相关的部分协议，而不使用的协议则一概 不支持。例如文件共享s m b 协议，u n i x 、w i n d o w s 都支持，但在嵌入式 系统中却没有必要。 硬件接口：在网络接口程序的设计中，电脑中配置的网卡上的网络接 口控制芯片采用即插即用方式来驱动，从而使其有良好的兼容性。而在嵌 入式系统中为了节省代码和m c u 的i o 接口资源，网络接口控制芯片一 般使用跳线方式，有时数据总线也采用8 位d m a 方式，而不用1 6 位d m a 方式。 1 4 课题目的和意义 在最近的几年间，把嵌入式设各( 诸如小型传感器，信息家电等) 接 入i n t e m e t 网络的兴趣正在逐渐增加。为了能够使嵌入式设备可以在 i n t e m e t 上通信，一个嵌入式t c p f l p 协议栈是必需的。因此，国际上一些 著名的嵌入式操作系统提供商，都在自己的嵌入式系统产品中集成了 t c p i p 网络组件。由于是面向嵌入式应用，因此这些产品在实时性、占用 存储空间、可移植性方面部做了各具特色的改进。但这些网络组件都是以 自己开发的实时操作系统为平台的，很难在其它嵌入式环境下采用。因此， 4 太原理工大学硕士研究生学位论文 在提出设计方案的基础上，开发平台无关的嵌入式t c p i p 协议栈，有非 常积极的研究应用价值。 5 太原理工大学硕士研究生学位论文 第二章t c p i p 协议的分析 2 1t c p i p 协议概述 t c p i p 在o s i 模型之前就已经开发了。因此t c p m 协议族的层次无 法准确地和o s i 模型对应起来。t c p 口协议族由五层组成：物理层、数据 链路层、网络层、传输层和应用层。前四层与o s i 模型的前四层对应，提 供物理标准、网络接口、网际互连、以及传输功能。而o s i 的最高三层在 t c p 口中则用一个叫做应用层的来表示。见图2 ，1 。 图2 - 1t c p d p 和o s i 模型 f i g u r e2 - 1t c p ，i pa n do s im o d e l 6 太原理工大学硕士研究生学位论文 t c p i p 是由一些交互性的模块组成的分层次的协议，其中每个模块都 提供特定的功能。o s i 模型指明了哪个功能是属于它的哪一层，但t c p i p 协议族中的层则包含了一些相对独立的协议，可以根据对系统的需要把这 些协议混合和配套使用。术语“分层次的”表示每一个上层协议被一个或 多个下层协议所支持。 物理层和数据链路层 在物理层和数据链路层，t c p i p 并没有定义任何特定的协议，它支持 所有标准的和专用的协议。在t c p i p 互联网中的网络可以是局域网 ( l a n ) 、城域网( m a n ) 或广域网( w a n ) 。 网络层 在网络层( 或更加准确些，在互联网层) t c p i p 支持网际协议( m ) 。 而d 又由四个协议组成：a r p 、r a r p 、i c m p 和i g m p 。 网际协议( m ) 是t c p i p 协议使用的传输机制。这是一个不可靠的、 无连接的数据报协议个尽最大努力的服务。“尽最大努力”表示p 不提供差错检测或跟踪，口假定了下面几层是不可靠的，并按“尽最大努 力”的方式将数据报传送到目的地，但不做出保证。 i p 所运输的以分组为单位的数据叫做数据报，每一个数据报都是独立 运输的。不同的数据报可以走不同的路由，也可能不按序或重复地到达。 i p 不记录使用过的路由，并且一旦当数据报到达目的地后，p 就没有办法 将数据报重新排序。 然而理的这些有限的功能不应当看成是一个弱点。p 提供了最基本 的传输功能，使用户能够增加对某种应用所需的功能，这样就可以获得最 大的效率。 地址解析协议( a r p ) 用来将口地址与其物理地址联系起来。在具体 7 太原理工大学硕士研究生学位论文 的网络中，例如在局域网中，在一条链路上的每一个设备都是用物理地址 或站地址标识的，这通常是写在网络接口卡( n i c ) 中。当节点的p 地址 已知时，a r p 可用来找出其物理地址。a r p 协议将在下面详细讨论。 逆地址解析协议( r a p , p ) 允许主机在仅知道其物理地址时可发现其 i p 地址。当计算机第一次连接到网络上时，或当无盘计算机在启动时，就 要用到r a r p 。 因特网控制报文协议( i c m p ) 是主机和网关使用的一个机制，用来 数据报出现的问题以发送通知的方式反馈给发送器。 因特网组管理协议( i g m p ) 用来将一份报文同时传送给一组接收者。 传输层 在传输层有两个传输层协议：t c p 和u d p 。i p 是主机到主机协议， 即将分组从一个物理设备交付到另一个物理设备。u d p 和t c p 是传输级 协议，负责将报文从一个进程( 运行着的程序) 交付到另一个进程。 用户数据报( u d p ) 是两个标准的t c p m 传输协议中较为简单的一 个，它是进程到进程协议，并在从上层来的数据上只增加端口地址、校验 和差错控制以及长度信息。 传输控制协议( t c p ) 向应用层提供全部的传输层服务。t c p 是一个 可靠的流式传输协议。术语“流”在这里表示面向连接，即在传输数据之 前，传输的两端之间必须先建立连接。 在发送端的每一次传输，t c p 将数据流划分为较小的单元，称为报文 段。每一个报文段有一个序号( 用来在收到后进行重新排序) 以及一个确 认号( 用来对收到的报文段进行确认) ，报文段放在坤数据报中在互联网 中传送。t c p 将到达的数据报收集起来，并根据序号将它们按传输时的顺 序重新排序。 8 太原理工大学硕十研究生学位论文 应用层 t c p , q p 中的应用层相当于o s i 模型中的会话层、表示层和应用层的组 合。在这一层中定义了许多协议，如：s m t p 、f t p 、t e l n e t 、s n 】岫、 h t t p 等。这些不同的应用协议对应了不同的应用服务。 2 2 a r p 协议分析 在任何时候，当主机或路由器有数据要发送给另一台主机或路由时， 它必须有接收站的逻辑( 口) 地址。但是p 数据报必须封装成帧才能通过 物理网络。这就表示，发送站必须有接收站的物理地址。因此需要有一个 从逻辑地址到物理地址的映射 4 1 。 逻辑地址到物理地址的映射有两种解决方案。使用静态映射，即设立 一个静态表用来存储逻辑地址到物理地址的映射。或者使用动态映射，即 发送站在需要时可以请求接收站宣布其物理地址。a r p 就是为此目的设计 的。任何时候当主机或路由器需要找出另一台主机或路由的物理地址时， 它就发送一个a r p 查询分组。这个分组包括发送站的物理地址和逻辑地 址，以及接收站的逻辑( i p ) 地址。因为发送站不知道接收站的物理地址， 查询就在网络上广播。每一个在网络上的主机或路由器都接收和处理这个 a r p 查询分组，但只有意图中的接收者才识别其p 地址，并发回a r p 响 应分组。这个分组直接使用单播发送给查询者，并使用接收到的查询分组 中用到的物理地址。 2 2 1a r p 分组格式 硬件类型( h t y p e ) 。这是一个1 6 比特字段，用来定义a r p 的网络的类 型。每个局域网基于其类型被指派一个整数。例如，以太网是类型1 。 a r p 可以使用在任何网络上。 协议类型( p t y p e ) 。这是一个1 6 比特字段，用来定义协议的类型。例如， 9 太原理工大学硕士研究生学位论文 对于i p v 4 协议，这个字段的值是0 8 0 0 ma r p 可以用于任何高层协议。 硬件类型( 1 6 b )协议类型( 1 6 b ) 硬件长度( 8 b )协议长度( 8 b )撵作( 1 6 b ) 请求l ，匣l 答2 发送站硬件地址( 可变长字段例如对以太网是6 1 3 ) 发送站协议地址( 可变长字段例如对j p 是4 b ) 目标硬件地址( 可变长字段，例如对以太网是6 b ) 目标协议地址( 可交长字段。例如对i p 是4 b ) 图2 - 2a r p 分组格式 f i g u r e2 - 2a r pp a c k e tf o r m a t 硬件长度( h l e n ) 。这是一个8 比特字段，用来定义以字节为单位的物理 地址长度。例如，对以太网这个值是6 。 协议长度( p l e n ) 。这是一个8 比特字段，用来定义以字节为单位的逻辑 地址长度。例如，对i p v 4 协议这个值是4 。 操作( o i e r ) 。这是一个1 6 比特字段。用来定义分组的类型。已定义了 两种类型：a r p 请求( 1 ) 、a r p 回答( 2 ) 。 发送站硬件地址( s h a ) 。这是一个可变长字段，用来定义发送站的物理 地址长度。例如，对以太网这个字段是6 字节长。 发送站协议地址( s p a ) 。这是一个可变长字段用来定义发送站的逻辑( 例 如，d ) 地址的长度。对于p 协议，这个字段是4 字节长。 目标硬件地址( t h a ) 。这是一个可变长字段，用来定义目标的物理地址 长度。例如，对以太网这个字段是6 字节长。对于a r p 请求报文，这个 字段是全0 ，因为发送站不知道目标的物理地址。 1 0 太原理工大学硕士研究生学位论文 目标协议地址( t p a ) 。这是一个可变长字段，用来定义目标的逻辑( 例 如，i p ) 地址的长度。对于口协议，这个字段是4 字节长。 注意：发送站和目标站硬件地址长度因其各自a r p 协议所在的物理网 络的不同而有所不同，例如对于以太网来说是6 字节长，发送站和目标站 的协议地址长度也会因其各自a r p 协议所服务的协议族的不同而有所不 同。在本课题范围内讨论的是物理网络为以太网的m v 4 协议，以下分析， 设计如非特别注明，则均在此前提下考虑。 2 2 2a r p 协议的封装 a r p 分组是直接封装在数据链路帧中。如图2 - 3 所示。 图2 - 3a r p 协议的封装 f i g u r e2 3p a e h g eo f a r p p m t o c o l 以太网地址数据结构定义： s t r u c te t ha d d r u s i n t a d d s 6 ； ) ； 数据链路层帧头数据结构定义： s t n i c te t h _ h d r s t r u c te t h h d rd e s t ： s t m c te t h _ a d d rs r c ： u l u n tt y p e ； ； 太原理工大学硕士研究生学位论文 个a r p 请求报文实例( 图2 4 ) ： 图2 - 4a r p 请求报文实例 f i g u r e2 - 4e x a m p l eo f a r pr e q u e s t 封装在以太网帧中的a r p 分组数据结构定义： s t r u c ta r p _ h d r s t r u c te t h i l l l d r ；产以太网帧头_ h d r e t u 1 6i n t h w t y p e ；，4 硬件类型+ u 1 6 _ i n tp r o t o c o l ； 协议类型+ u 8 _ i n th w l e n ； 硬件长度+ u s _ i n tp r o t o l e n ； 严协议长度 u 1 6 _ i n to p c o d e ； + 操作+ 1 2 太原理工大学硕十研究生学位论文 s t m c te t h _ a d d rs h w a d d r ； s t r u e ti p _ a d d r s i p a d d r ； s t r u c te t h _ a d d rd h w a d d r ； s t r u c ti p _ a d d r d i p a d d r ； 一个a r p 应答报文实例( 图2 - 5 ) ： 奉源硬件地址 严源i p 地址+ 产目的硬件地址叫 产目的i p 地址吖 图2 _ 5a r p 应答报文实例 f i g u r e2 - 5e x a m p l eo f a r pr e p l y 1 3 太原理工大学硕士研究生学位论文 2 2 3a r p 协议高速缓存表 发送站往往有一个以上的口数据报要发送到同一个目的地。对发送到 同一个目的站的每一个数据报都使用a r p 协议是低效率的。解决这个问 题就是使用高速缓存表。当主机或路由器收到一个p 数据报相应的物理地 址时，就可将此物理地址存储到高速缓存表中。对于发往同一个接收站的 数据报，这个地址在几分钟之内还能够使用。但是，由于高速缓存表的空 间有限，映射p 地址到物理地址的映射内容只能维持有限的时间。只有那 些经常使用的口地址对应的表项会在缓存表内常时间保留，其余的表项会 在定的时间后被设置为超时，该表项对应的空间可以被将要加入的新表 项使用。 a r p 高速缓存表数据结构定义； s t r u c ta r pe n t r y s t r u c ti p _ a d d r i p _ a d d r ； s t r u c te t h _ a d d r e t h a d d r ； u 8i n t t i m e ； 2 3 i p 协议分析 在p 层的分组叫做数据报。数据报是一个变长的分组格式，它由两部 分组成：首部和数据。首都可以从2 0 至6 0 字节包含有对路由选择有关 的重要信息 4 】。 2 3 1 口数据报首部格式 版本( v e r ) 。这个4 比特字段定义协议的版本。目前的版本是4 。但 是在几年之内版本6 ( 或i p n g ) 将要取代版本4 。这个字段向处理机所运行的 i p 软件指出该p 数据报版本4 的格式。所有的字段都要按照版本4 的执 1 4 太原理工大学硕士研究生学位论文 议所指明的来解释。如果机器使用其他版本的口，则应该该数据报而不是 错误地进行解释。 首部长度( h l e n ) 。这个4 比特的字段定义数据报以4 字节计算的首部总 长度。这个字段是必需的，因为首部的长度是可变的( 在2 0 至6 0 字节之 间) 。当没有选项时，首部长度是2 0 字节，而这个字段的值是5 ( 5 x 4 - - - - 2 0 ) 。当选项字段为最大值时，这个字段的值是1 5 ( 1 5 x 4 = 6 0 ) 。 图2 - 6i p 数据报首部格式 f i g m e 2 6f o r m a to f l pp a c k e th e a d e r 服务类型( t 0 s ) 。这个8 比特字段定义了路由器应如何处理此数据报。 这个字段分为两个子字段：优先( 3 比特) 和服务类型( 4 比特) 。剩下的 一个比特未使用。 总长度( l e n ) 。这个字段定义一个数据报以字节计的总长度( 首部加上 数据) 。要找出从上层来的数据长度，可以将总长度减去首部长度。将h l e n 字段的值乘以4 就可得出首部长度。 数据长度= 总长度一首部长度 因为这个字段是1 6 位长，因此i p 数据报的长度限制是6 5 5 3 5 ( 即2 1 6 一1 ) 字节，其中首部占2 0 至6 0 字节，剩下的是从上层来的数据。 1 5 太原理工大学硕士研究生学位论文 标识。这个1 6 比特字段标识一个从源站发出的数据报。当数据报离开源 站时，这个标识与源p 地址必须唯一地定义这个数据报。为了保证唯一性， i p 协议使用一个计数器来标识数据报。当i p 协议发送一个数据报时，就 将该计数器当前值复制到标识字段中，并将此计数器的值加1 。只要此计 数器保存在主存储器中，唯一性就得到了保证。当数据报被分片时，标识 字段的值就被复制到所有的分片中。换言之，所有的分片具有相同的标识 数，这也就是原始数据报的标识数。这个字段在目的站重装数据报时很有 用。目的站就知道所有具有相同标识值的分片必须组装成一个数据报。 标志。这是一个3 比特字段。第一个比特保留为今后使用。第二个比特是 不分片比特。若此值为1 时，则机器就不能将该数据报进行分片。若此值 为0 时，则在需要时可将此数据报进行分片。第三个比特是还有分片比特。 若此值为l ，则表示此数据报不是最后的分片；在此分片后面还有更多的 分片。若此值为0 ，则表示返已是最后的或者唯一的分片。 片偏移。这个1 3 比特字段表示这个分片在整个数据报中的相对位置。它 是在原始数据报中的偏移量，以8 个字节为度量单位。因此，将数据报分 片的机器必须这样选择每一个分片的长度，即使每一个分片的第一个字节 数应当能够被8 除尽。 生存时间( t t l ) 。一个数据报在它通过互联网时必须具有受限的寿命。 这个字段在最初设计时是打算保持一个时间戳，由每一个经过的路由器将 此数减1 。当时间戳的值变为0 即丢弃此数据报。但要做到这一点，所有 的机器必须是同步的，而且还必须知道一个数据报从一个机器到另一个机 器所花费的时间。现在，这个字段基本上是用来控制一个数据报所通过路 由器的最大跳数。数据报每通过一个路由器此字段减1 ，当路由器接到此字 段为0 的数据报时，则丢弃该数据报。 协议。这个8 比特字段定义使用此d 层服务的高层协议。有许多高层协 议( 诸如t c p , u d p , i c m p 和i g m p 等) 的数据能够封装到1 p 数据报中。 这个字段指明口数据报必须交付到的最终目的协议。换言之，口协议对 1 6 太原理工大学硕士研究生学位论文 不同高层协议来的数据进行复用和分用，因此当数据报到达最终的目的地 时，这个字段的值对于分用过程很有帮助。 校验和。校验和是在分组上的附加的信息，能够防止分组在传输时所受到 的损伤。 源i p 地址。这个3 2 比特字段定义源站的p 地址。在p 数据报从源站发 送到目的站的时间内，这个字段必须保持不变。 目的i p 地址。这个3 2 比特字段定义目的站的口地址。在p 数据报从源 站发送到目的站的时间内，这个字段必须保持不变。 2 3 2i p 协议的封装 i p 地址数据结构定义： s t r u c ti p _ a d d r u 8 _ i n t a d d 4 ； ) ； p 数据报首部数据结构定义： s t r u c ti p _ h d r u 8 j t a t v l e n ； u8 - i n t t o s ； u 1 n tl e n ； u l t i n l i d ； u 1 6 j n t o f f ； _ i n t m ； u 8 j n tp r o ； u l j j n tc h s u m ； s t r e e ti p _ a d d ri p _ s r c ； s t l u c ti p _ a d d ri p _ d s t ； * 2 0 字节吖 严版本和首部长度吖 产服务类型宰， 包总长度吖 ，l 标志4 ，1 分片片偏移，该字段的前3 位是分片标志吖 p 生存时间吖 产协议类型吖 ，+ 首都校验和， ，源i p 地址+ 产目的i p 地址i 太原理工大学硕士研究生学位论文 i c m p 报文包头数据结构定义 s t r u c ti c m p _ h d r u si n t t y p e ； 一i n t i c o d e ； u 1 6 一i n t i c m p c h k s u m ； u 1 6 j n l i d ； u 16 - i n t s e q n o ； ) ； d 数据报实例( 图2 7 ) 图2 7i p 数据报实例 f i g u r e2 - 7e x a m p l eo f i p p a c k e t 1 8 太原理工大学硕士研究生学位论文 2 4 t c p 协议分析 2 4 1t c p 数据报首部格式 图2 - 8t c p 数据报首部格式 f i g u r e2 - 8f o r m a to f t c pp a c k e th e a d e r 源端口地址。这是一个1 6 位字段，它定义了在主机中发送该报文段的应 用程序的端口号。 目的端口地址。这是一个1 6 位字段，它定义了在主机中接收该报文段的 应用程序的端口号。 序号。这个3 2 位字段定义了一个数，它指派给本报文段数据的第一个字 节。t c p 是流式运输协议。为了保证连通性，要发送的每一个字节都要编 上号。序号告诉目的地，这个序列中的哪一个字节是报文段中的第一个字 节。 确认号。这个3 2 位字段定义了源进程期望从对方接收的报文段的序号。 如果报文段的接收端成功地接收了对方发来的序号x ，它就将确认号定义 1 9 太原理工大学硕士研究生学位论文 为x + l 。确认可捎带和数据一起发送。 首部长度。这个4 位字段指出t c p 首部共有多个4 字节字。首部长度可以 在2 0 至6 0 个字节之间。因此，这个字段的值可以在5 ( 5 x 4 = 2 0 ) 至1 5 ( 1 5 4 = 6 0 ) 之间。 保留。这是一个6 位字段，保留为今后使用。 控制。这个字段定义了6 种不同的控制位或标志，在同一时间可以设置一 位或多位。 窗口大小。这个字段定义对方必须维持的窗口大小( 以字节为单位) 。注 意到这个字段是1 6 位长，因此窗口大小的最大长度是6 5 5 3 5 字节。 紧急指针。只有当紧急标志置位时，这个1 6 位字段才有效，这时的报文 段中包括紧急数据。它定义了一个数，将此数加到序号上就得出报文段数 据部分中最后一个紧急字节。 选项。在t c p 首部中可以有多达4 0 字节的可选信息。 m s s 选项。最大报文段长度，这个选项定义可以被目的站接收的t c p 报 文段的最长数据块。虽然它的名字是这样，但它定义了数据的最大长度， 而不是报文段的最大长度。因为这个字段是1 6 位长，因此这个值在0 和 6 5 5 3 5 之间。默认值是5 3 6 。 最大数据长度是在连接建立阶段确定的，这个大小是由报文段的目的 站而不是由源站确定的。因此甲方定义乙方应发送的m s s ，乙方定义甲方 应发送的m s s 。若双方都不定义这个大小，则选用默认值。 这个选项仅能在进行连接的报文段中使用。 2 0 太原理c 大学硕士研究生学位论文 2 4 2t c p 协议的封装 t c p 协议s y n 报文实例( 图2 9 ) 图2 - 9t c p 协议s y n 报文实例 f i g u r e2 - 9e x a m p l eo f t c pp r o t o c o ls y nm e s s a g e t c p 报文首部数据结构定义 s t r t l c tt c p _ h d r u 16 _ i n t s r c p o r l ； u 1 6 n td c s t p o r t ； u 8 _ i n ts e q n o 4 , u 8 _ i n ta c k n o 4 ； + 源端口地址吖 产目的端口地址+ * t c p 报文序号+ * t c p 报文确认序号章 z 1 太原理工大学硕士研究生学位论文 u 8i n t u 8i n t u 8i n t u 1 6i n t u 1 6i n t * t c p 首部长度吖 * t c p 控制和标志位吖 幸窗口大小+ * t c p 报文校验 1 1 * t c p 紧紧指针， t c p 协议s y n + a c k 报文实例( 图2 - 1 0 ) 图2 1 0 t c p 协议s y n + a c k 报文实例 f i g u r e2 - 1 0e x a m p l eo f t c pp r o t o c o ls y n + a c km e s s a g e 一崦一一岍 太原理工大学硕士研究生学位论文 t c p 协议a c k 报文实例( 图2 1 1 ) 图2 - 1 1t c p 协议a c k 报文实例 f i g u r e2 - 1 1e x a m p l eo f t c p p r o c o c o l a c k m e s s a g e 2 3 太原理工大学硕士研究生学位论文 第三章嵌入式t c p i p 协议的设计 3 tt c p i p 协议的通信 完整的t c p p 协议栈包括众多协议，范围从底层协议，如翻译口地 址到m a c 地址的a r p 协议，到应用层协议，如被用来转发e m a i l 的s m t p 。 嵌入式协议主要关心的是t c p 和口协议，高层协议被作为应用程序对待。 底层协议则经常在硬件和固件上实现，被作为受网络驱动程序控制的网络 设备对待。 t c p 给上层协议提供一个可靠的字节流。它把字节流分割成适当大小 的段，把每个段放入各自的d 包中传递。这些p 包被网络驱动程序发送 到网络上。如果目的地址不是物理连接的本地网络，则这些婵包被位于两 个网络间的路由器传送到另一个网络上。如果另一个网络的最大包长度小 于这些口包，这些婵包将被路由器分片。如果可能，应该选择一个适当 的t c p 报文长度来降低分片处理。这些包的最终接收者在把这些包传到更 高协议层之前，必须重组那些被分片的p 包。 t c p i p 协议栈对协议的正式要求在l e t f ( i n t e m e te n g i n e e r i n gt a s k f o r c e ) 出版的许多r f c 文档中有详细说明。协议栈的每个协议都在一个或 多个r f c 文档中定义，r f c l l 2 2 集中了这些要求，并且更新了早先的r f c 。 r f c l l 2 2 的要求可以被分为两类：被用来处理主机对主机通信的协议， 和处理应用程序和网络协议栈通信的协议。第一类的一个例子是：“t c p 必 须能够接收任何段中的t c p 选项。”，第二类的例子是：“必须有一种报告 t c p 错误给应用程序的机制。”违反第一类要求的嵌入式协议可能不能和 其它的t c p ，i p 实现通信，也可能导致网络错误。违反第二类要求的嵌入 式协议将只影响系统内部的通信，不会影响主机对主机的通信。 太原理工大学硕士研究生学位论文 在嵌入式协议中，所有影响主机对主机通信的r f c 要求都实现了。但 是，为了缩小代码长度，在应用程序和协议栈间接口的些特有机制被去 掉了，诸如：软错误报告机制，t c p 连接服务类型位的动态配置。既然只 有很少的应用程序用到那些特征，它们在不失一般性的前提下可以被去 掉。 3 2 嵌入式t c p i p 各协议模块设计 3 2 1a r p 协议模块设计 a r p 软件包维持了一组队列( 每一个队列对应一个目的地) ，用来在 a r p 试图解析硬件地址时保留分组。输出模块将未解析的分组发送到 相应的队列。输入模块从一个队列中拿走一个分组，并连同解析出的物理 地址一起发送给数据链路层来传输【3 】 4 1 。 输出模块 输出模块从m 软件等待分组。输出模块检查高速缓存表，寻找有无一 个项目对应于这个分组的目的p 地址。这个坤分组的目的p 地址必须与 这个项目的协议地址相匹配。 若找到这样的项i f l ，则将该分组连同目的硬件地址一起发送到数据链 路层来传输。 若找到了这样的项目，而项目状态是p e n d i n g ，则该分组必须等待， 直到找出了目的硬件地址。因为状态为p e n d i n g ，因此为这一目的地已 经创建了一个队列。这个模块将该分组发送到相应的队列中。 输入模块 输入模块一直等待，直到a r p 分组( 请求或应答) 到达。输入模块先 太原理工大学硕士研究生擎位论文 验证接收到的a r p 分组是否合法( 包长度不能小于a r p 分组头部长度， 目的坤地址必须为本机d 地址) 。输入模块根据a r p 分组类型韵不同做 不同的处理。