数据通信与网络协议 第7章 网络层功能协议与IP计算

第三版 ) 第 3章 第 1页 第 7章 网络 层功能协议与 本章概述 本章的学习目标 主要内容 第三版 ) 第 3章 第 2页 本章概述 在数据链路层之上，网络结点之间的首要问题，就是能找到对方，进一步就是能“最佳”地找到目标，即路由选择问题。另一个与之相关的问题，是编址（ 即为所有的主机结点和网络节点提供合适的标识符，以改善局域网和通信网寻址方式的复杂性和多样性。 本章沿着 考理解异构性和可扩展性问题，讨论网络层解决上述问题的方式方法，以及为网络融合的通用技术所做的贡献。本章全面讲述网络层的功能与协议，以及 第三版 ) 第 3章 第 3页 本章的学习目标 掌握网络层功能和协议 理解 理解 掌握 理解 掌握 掌握 掌握路由表分析原理 第三版 ) 第 3章 第 4页 主要内容 网络层功能 互联网组管理协议 路由表 动态主机配置协议 本章小结 第三版 ) 第 3章 络层功能 联网络的需求 1. 路由 路由器的通用性和复杂性，在于路由器记录结点的物理层地址和网络地址，同时在路由器中还包含有软件，分析这些结点地址之间可能存在的若干路径，计算某次特定的传输应该选择一条的最佳路径。 路由器在多个互连设备之间中继数据包，对来自某个网络的包确定转发路线，发送到互连网络中任何可能的目的网络中 。 第 5页 第三版 ) 第 3章 互连网络 图 7 6页 网 络 1 （ 以 太 网 ）H 3H 2H 1H 7H 6H 4 H 5网 络 3 （ F D D I )H 8网 络 4（ 点 到 点 P P P ）R o u t e r 1R o u t e r 3R o u t e r 2网 络 （ 以 太 网 ）新 建 设 无 线 网第三版 ) 第 3章 参考 上 图要从网络 1通过路由器 1将包传递到网络2。但是，在源和目标之间通常存在着多条路径。 例如，新建设了一条从路由器 1到路由器 3的无线网络，包可以经过路由器 2，再 通过是路由器 3到达网络 2。 或者通过无线网络，从网络 1直接到网络 2。每当出现多种选择的时候，路由器将负责进行路径选择。 第 7页 第三版 ) 第 3章 2. 最小费用路由 路由器将选择哪条路径，这个决定将基于高效的算法，选择有效的路径中一条最经济的，在网络术语中叫做最短路径。每条链路将被赋予一个值，某条路径的长度等价于各个部分链路值的总和。术语“最短”，在这个上下文中，根据协议的不同可以意味着以下两种含义。在一些情况下，“最短”意味着路由需要最少的中继或跨越 。 第 8页 第三版 ) 第 3章 址方案（提供识别网络中所有主机的一种方法）和传送数据报服务模型。这种服务模型有时候也叫做尽力服务（ ，因为尽管 并不保证不出错。 第 9页 第三版 ) 第 3章 1. 服务模型 数据报是一种在网络中以无连接方式传送的分组。每个数据报携带足够的信息使网络将分组传送到正确的目的地；不需要任何预先设置机制来告诉网络当分组到达时该怎么做。 “尽力服务”的意思是它不能采取任何措施从故障中恢复。有时也将这种服务叫做不可靠服务。 第 10页 第三版 ) 第 3章 2. 分组封装 网际协议（ 我们用来建造一定规模的、异构性互连网络的关键工具。 互联网协议（ 目的是提供必要的功能，使每个 是以无连接方式通过网络传输的。无连接的意思就是指在数据传输之前源节点与目标节点并不建立连接。 参考 上图 的网络环境， 下 图所示的主机 8是如何逻辑相连的，以及每个结点上运行的协议图， 第 11页 第三版 ) 第 3章 8连接的协议图 7 12页 网 络 接 口 层E T 网 络 层I 到 主 机 层T C 层进 程E T 网 络 接 口 层E T 网 络 层I 到 主 机 层T C 层进 程F D D I F D D P P P P P E T H 8R 1 R 2 R 3第三版 ) 第 3章 3. 在一个异构性网络的集合中，提供统一的主机到主机服务模型需要面对的问题之一是每种网络技术都试图自己定义分组的大小。例如，以太网能接收长度最多为 1500字节的分组，而 500字节。这样留给 保所有的 得其适合任何网络技术的分组；或者当 供一种方法将分组拆分和重组 第 13页 第三版 ) 第 3章 最大传输单元 这里的中心思想是每种网络类型有一个最大传输单元（ 这是一帧中所能携带的最大数据报。注意这个值应当比网络上的最大分组尺寸小，因为 当一个主机发送一个 可以根据需要选择尺寸。合理的选择是分析与主机直接相连的网络的 果到目的地的路径中包含一个使用更小 必须进行拆分。如果传输协议支持的分组比本地 源主机不用拆分它。 第 14页 第三版 ) 第 3章 标识 当路由器接到一个想要转发到一个网络的数据报，而这个网络的 时在路由器上将发生拆分。为了使这些分段在接收主机上能够重组，它们将在标识（ 段上携带同样的标识符。由于原始数据报的所有分段都包含这个标识符，所以重组主机能够识别出这些分段并将它们组装在一起。如果不是所有的分段都到达了接收主机，主机将放弃重组进程并丢弃已到达的分段。 第 15页 第三版 ) 第 3章 示例 考虑在图 7主机 8发送一个数据报时会发生的情况。假设两个以太网的 500字节， 500字节，点到点网络的 32字节，那么有一个 1420字节的数据报（ 20字节的 400字节的数据），从刚发送经过第 1个以太网和 在路由器 个数据报。然后这 3个数据报经路由器 个以太网到达目的主机，如图 7个分段本身就是一个在一系列物理网络上传送的 立于其他分段；每个 第 16页 第三版 ) 第 3章 图 7第 17页 H 1F D D I I P 1 4 0 0E T H I P 1 4 0 0R 1 R 2H 8P P P I P 5 1 2P P P I P 5 1 2P P P I P 3 7 6P P P I P 5 1 2P P P I P 5 1 2P P P I P 3 7 6R 3第三版 ) 第 3章 每个数据报的头部字段可详细了解拆分进程如图7 7 1400字节的数据和 20字节的 分组到达路由器 32字节，分组必须拆分。一个 532字节的 512字节的数据跟在 20字节的 此第 1个分段包括 512字节的数据。路由器在标志（ 段中设置 思是后面还有分段，并设置偏移量（ 0，因为本段包含原始数据报的第 1部分。 第 18页 第三版 ) 第 3章 第 2个分段中携带的数据从原始数据报的第 513个字节开始，因此头部中的 4，并且 3个段中是最后的 376个字节数据， 64=128。由于这是最后一段， 此我们注意一个小的细节，字节为单位而不是以单个字节为单位计数的，这意味着数据报必须按 8字节拆分。 第 19页 第三版 ) 第 3章 图 7第 20页 标 识 = xI d e n t = 量 = 0O f f s e t = 0头 的 开 始头 的 其 余 部 分1 4 0 0 字 节 数 据标 识 = xI d e n t = 量 = 0O f f s e t = 0头 的 开 始头 的 其 余 部 分5 1 2 字 节 数 据a ) b - 1 )第三版 ) 第 3章 图 7第 21页 标 识 = xI d e n t = 量 = 6 4O f f s e t = 6 4头 的 开 始头 的 其 余 部 分5 1 2 字 节 数 据标 识 = xI d e n t = 量 = 1 2 8O f f s e t = 1 2 8头 的 开 始头 的 其 余 部 分3 7 6 字 节 数 据b - 2 ) b - 3 )第三版 ) 第 3章 主要内容 网络层功能 互联网组管理协议 路由表 动态主机配置协议 本章小结 第 22页 第三版 ) 第 3章 在网络层除了 有辅助的一些网络协议。考虑两台计算机 共享一个物理网络的情况。每台计算机分别有一个 时有一个物理地址 B。设计 许高层程序只用 是不管使用什么样的硬件网络技术，最终通信总是由物理网络实现的。模块建立了且准备送给以太网驱动程序之前，必须确定目的地主机的以太网地址。 第 23页 第三版 ) 第 3章 决了诸如以太网这样具有广播能力物理网络的地址转换问题。为避免依赖一个映射表，他们选择一种低层协议，动态地映射地址，这就是所谓的地址转化协议（ 以太网帧格式定义类型域的不同参数值，以区分 图 7 第 24页 第三版 ) 第 3章 图 7太网帧格式中 第 25页 目 标 M A C 地 址6 字 节源 M A C 地 址长 度类 型数 据F C 节 2 字 节 4 6 - 1 5 0 0 字 节 4 字 节类 型0 8 0 0I P 数 据 报2 4 6 - 1 5 0 0类 型0 8 0 6A R P 请 求 / 应 答2 2 8类 型8 0 3 5R A R P 请 求 / 应 答P A P A 第三版 ) 第 3章 一个 到广播的每个该地址和自己的 直接发一个响应分组给源以太网地址。 对应图 7个响应分组被源发计算机接收，其 果目标计算机不存在，则得不到 地 第 26页 第三版 ) 第 3章 图 7第 27页 发 送 方 I P 地 址发 送 方 以 太 网 地 址目 标 I P 地 址目 标 以 太 网 地 址1 3 0 . 1 3 0 . 7 1 . 10 8 - 0 0 - 3 9 - 0 0 - 2 F - C 31 3 0 . 1 3 0 . 7 1 . 2( a ) A R P 请 求 分 组发 送 方 I P 地 址发 送 方 以 太 网 地 址目 标 I P 地 址目 标 以 太 网 地 址1 3 0 . 1 3 0 . 7 1 . 20 8 - 0 0 - 3 9 - 0 0 - 3 8 - A 91 3 0 . 1 3 0 . 7 1 . 10 8 - 0 0 - 3 9 - 0 0 - 2 F - C 3( b ) A R P 响 应 分 组第三版 ) 第 3章 如果 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 这样可以欺骗发起 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，把分组从其他主机转发给它。 第 28页 第三版 ) 第 3章 这些名字来自于 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 响应一个网络到另一个网络主机的 种技术在过去用来隐藏一组在不同物理电缆上 的主机 第 29页 第三版 ) 第 3章 免费 RP(它是指主机发送 常，它发生在系统引导期间进行接口配置的时候。免费 一，主机可以通过它来确定另一个主机是否设置了相同的 机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:这样就可以警告系统管理员，某个系统有不正确的设置。 第 30页 第三版 ) 第 3章 其二，如果发送免费 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他主机高速缓存中旧的硬件地址进行相应的更新。 如果主机收到某个 且它已经在接收者的高速缓存中，那么就要用 以太地址）对高速缓存中相应的内容进行更新。 第 31页 第三版 ) 第 3章 本就是为以太网制定的，但是在具有类似机制的其他网络上同样可以运用。如图 7其他物理网络上，地址段长度可能不同，下面对分组的各个段分别加以说明。 第 32页 第三版 ) 第 3章 图 7太网 第 33页 协 议 地 址 长 度硬 件 地 址 长 度硬 件 类 型 协 议 类 型操 作发 送 方 硬 件 地 址 ( 8 位 组 0 - 3 )发 送 方 硬 件 地 址 ( 8 位 组 4 - 5 )发 送 方 I P 地 址 ( 8 位 组 2 - 3 )目 标 硬 件 地 址 ( 8 位 组 2 - 5 )0 8 1 6 2 4 3 1发 送 方 I P 地 址 ( 8 位 组 0 - 1 )目 标 硬 件 地 址 ( 8 位 组 0 - 1 )目 标 I P 地 址 ( 8 位 组 0 - 3 )第三版 ) 第 3章 在 不依赖于广播或 个过程叫做 P（ P 一部分。和 被称作 的行为描述如下。 将它划分成几个较小的子网。在同一个网络上的所有结点是有相同的 且，正像在“经典” 同一子网上的两个结点（主机或路由器）可以直接通过 在不同的子网上的两个结点将必须通过一个或多个路由器进行通信。如图7 第 34页 第三版 ) 第 3章 图 7第 35页 R o u t e H 21 0 . 0 . 0 . 11 0 . 0 . 0 . 21 2 . 0 . 0 . 31 2 . 0 . 0 . 5L I S 1 2L I S 1 0第三版 ) 第 3章 注意，主机 0，连接左边的 0，而 2，路由器右边接口的网络号也是 12。这样， 而。 需要给出它们同一个 使得管理地址分配变得更容易，在不是所有连接在 第 36页 第三版 ) 第 3章 使一个 得它在自举时能建立一个到服务器的 电路）。一旦它有了到服务器的 点就可以发一个注册消息给 息中包括注册结点的 样， 的完整的数据库。 第 37页 第三版 ) 第 3章 一旦这些准备就绪，任何一个想要发送分组到某个 发送结点接收到 就能够使用 C，然后发送分组。和传统的 以维护一个从 外，只要有足够的通信量，结点就可以保留已建立的到那个C，这样可以避免当下一个分组到达时再建立 第 38页 第三版 ) 第 3章 主要内容 网络层功能 互联网组管理协议 路由表 动态主机配置协议 本章小结 第 39页 第三版 ) 第 3章 因特网下一个问题是如何处理差错。当 弃它时，例如，当路由器不知如何转发数据报，或数据报的一个分段没有到达目的地时，它不能不报告任何信息。 置在一起，这个协议定义了当一个路由器或主机不能成功地处理一个 源主机发回的错误消息的集合。例如， 能是链路差错）、重组进程失败、 、 第 40页 第三版 ) 第 3章 图 7 间戳请求和应答以及不可达端口等功能。 第 41页 代 码 检 验 和不 同 类 型 和 代 码 有 不 同 的 内 容1 5 1 63 10类 型7 8第三版 ) 第 3章 不同类型由 发送一份 文始终包含 样，接收 会根据 I 析包含在 个字节中的 与用户进程联系起来。 第 42页 第三版 ) 第 3章 下面各种情况都不会导致产生 1） 是， 2）目的地址是广播地址或多播地址的 3）作为链路层广播的数据报。 4）不是 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。 这些规则是避免了过去允许 第 43页 第三版 ) 第 3章 统广播它的 一过程类似于无盘系统在引导过程中用盘系统获取子网掩码的另一个方法是 第 44页 第三版 ) 第 3章 图 7第 45页 1 2字 节代 码 （ 0 ） 检 验 和1 5 1 63 10类 型 （ 1 7 或 1 8 ）7 8标 识 符 序 列 号3 2 位 子 网 掩 码第三版 ) 第 3章 些值在应答中将被返回。这样，发送端就可以把应答与请求进行匹配。 为多接口主机每个接口有不同的子网掩码，我们向本机 回的地址掩码对应的都是环回地址。 第 46页 第三版 ) 第 3章 回的建议值是自午夜开始计算的毫秒数，协调的统一时间（ 这种 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他方法获知当时的日期。 第 47页 第三版 ) 第 3章 图 7第 48页 代 码 （ 0 ） 检 验 和1 5 1 63 10类 型 （ 1 3 或 1 4 ）7 8标 识 符 序 列 号发 送 时 间 戳2 0字 节接 收 时 间 戳传 送 时 间 戳第三版 ) 第 3章 端口不可达报文，它是 第 49页 第三版 ) 第 3章 图 7第 50页 代 码 （ 0 - 1 5 ） 检 验 和1 5 1 63 10类 型 （ 3 ）7 8未 用 （ 必 须 填 0 ）I P 首 部 （ 包 括 选 项 ） + 原 始 I P 数 据 报 中 数 据 的 前 8 字 节8 字 节第三版 ) 第 3章 第 51页 第三版 ) 第 3章 第 52页 主要内容 网络层功能 互联网组管理协议 路由表 动态主机配置协议 本章小结 第三版 ) 第 3章 53页 第三版 ) 第 3章 互联网组管理协议 的 简称。它是 P 协议族中负责 播成员管理的协议，用来在 机和与其直接相邻的组播路由器之间建立、维护组播组成员关系。 有版本的 意信源组播）模型； 定信源组播）模型，而 需要在 术的支持下才能应用于 型。 第 54页 第三版 ) 第 3章 版本：版本字段包含 此设置为1。 类型：成员关系查询 （ 0成员关系报告 （ 0 校验和 组地址：当一个成员关系报告正被发送时，组地址字段包含组播地址。当用于成员关系查询时，本字段为 0，并被主机忽略。 第 55页 第三版 ) 第 3章 图 7第 56页 未 使 用 校 验 和1 5 1 63 10类 型7 8组 地 址版 本3 4第三版 ) 第 3章 类型：成员关系查询（ 0常规查询用于确定哪些组播组是有活跃的，即该组是否还有成员在使用，常规查询地址由全零表示； 特定组查询用于查询某具体组播组是否还有组成员。版本 2成员关系报告（ 0版本 1成员关系报告（0离开组消息（ 0。 第 57页 第三版 ) 第 3章 最大响应时间：以 认值是 100，即 10秒。 校验和 组地址：在成员查询消息中，发送一个普遍查询报文时组地址域应设为 0，当发送一个对特定组的查询报文时，则应设置组的地址。在成员报告或离开组的消息中，组的地址域保留了要报告或要离开的地址。 第 58页 第三版 ) 第 3章 图 7第 59页 最 大 响 应 时 间 校 验 和1 5 1 63 10类 型7 8组 地 址第三版 ) 第 3章 要基于查询和响应机制来完成对组播组成员的管理。 当一个网段内有多台组播路由器时，由于它们都能从主机那里收到 员关系报告报文（因此只需要其中一台路由器发送 足够了。这就需要有一个查询器（选举机制来确定由哪台路由器作为询器。 对于 说，由组播路由协议（如 举出唯一的组播信息转发者 定路由器）作为 询器。 第 60页 第三版 ) 第 3章 图 7询响应示意图 第 61页 B ( G 1 )I P 网 络A ( G 2 ) C ( G 1 )R o u t e r A R o u t e r 查 询 Q u e r R e p o r 第三版 ) 第 3章 如图 7设 与 想要收到发往组播组 组播数据，而 想要收到发往组播组 组播数据，那么主机加入组播组以及 护组播组成员关系的基本过程如下。 （ 1）主机会主动向其要加入的组播组发送 员关系报告报文以声明加入，而不必等待 询器发来的 询报文。 （ 2） 询器周期性地以组播方式向本地网段内的所有主机与路由器发送 询报文（目的地址为 第 62页 第三版 ) 第 3章 （ 3）在收到该查询报文后，关注 与 其中之一，这取决于谁的延迟定时器先超时。 （ 4）与此同时，由于 关注的是 以它仍将以组播方式向 送报告报文，以宣告其属于 第 63页 第三版 ) 第 3章 （ 5）经过以上的查询和响应过程， 由器了解到本地网段中有 成员，于是由组播路由协议（如 成（ *， （ *， 播转发项作为组播数据的转发依据，其中的“ *”代表任意组播源。 （ 6）当由组播源发往 组播数据经过组播路由到达 由器时，由于 由器上存在（ *， （ *， 播转发项，于是将该组播数据转发到本地网段，接收者主机便能收到该组播数据了。 有专门定义离开组播组的报文。 第 64页 第三版 ) 第 3章 改进 与 比， 加了查询器选举机制和离开组机制。 1. 查询器选举机制 在 ，当某共享网段上存在多个组播路由器时，由组播路由协议（如 举的指定路由器充当查询器。 在 ，增加了独立的查询器选举机制，其选举过程如下： 第 65页 第三版 ) 第 3章 （ 1）所有 由器在初始时都认为自己是查询器，并向本地网段内的所有主机和路由器发送 遍组查询（ 文（目的地址为 （ 2）本地网段中的其它 由器在收到该报文后，将报文的源 址与自己的接口地址作比较。通过比较， 址最小的路由器将成为查询器，其它路由器成为非查询器（ （ 3）所有非查询器上都会启动一个定时器（即其它查询器存在时间定时器 在该定时器超时前，如果收到了来自查询器的 重置该定时器；否则，就认为原查询器失效，并发起新的查询器选举过程。 第 66页 第三版 ) 第 3章 2. 离开组机制 在 ，主机离开组播组时不会向组播路由器发出任何通知，导致组播路由器只能依靠组播组成员查询的响应超时来获知组播组成员的离开。 而在 ，当一个主机离开某组播组时： （ 1）该主机向本地网段内的所有组播路由器（目的地址为 送离开组（ 文； （ 2）当查询器收到该报文后，向该主机所声明要离开的那个组播组发送特定组查询（ 文（目的地址字段和组地址字段均填充为所要查询的组播组地 第 67页 第三版 ) 第 3章 （ 3）如果该网段内还有该组播组的其它成员，则这些成员在收到特定组查询报文后，会在该报文中所设定的最大响应时间（ 发送成员关系报告报文； （ 4）如果在最大响应时间内收到了该组播组其它成员发送的成员关系报告报文，查询器就会继续维护该组播组的成员关系；否则，查询器将认为该网段内已无该组播组的成员，于是不再维护这个组播组的成员关系。 第 68页 第三版 ) 第 3章 改进 1. 主机控制能力的增强 兼容和继承 基础上，进一步增强了主机的控制能力，并增强了查询和报告报文的功能。 加了针对组播源的过滤模式（使主机在加入某组播组G 的同时，能够明确要求接收或拒绝来自某特定组播源 S 的组播信息。当主机加入组播组时 。 第 69页 第三版 ) 第 3章 若要求只接收来自指定组播源如 的组播信息，则其报告报文中可以标记为 ）。 若拒绝接收来自指定组播源如 的组播信息，则其报告报文中可标记为 ）。 如图 7络中存在 （ （ 个组播源，均向组播组 仅对从 发往 对来自 的信息没有兴趣。 第 70页 第三版 ) 第 3章 图 7定源组的组播流路径 第 71页 P a c k e t s ( S 1 , G )P a c k e t s ( S 2 , G ) 者S o u r c e 1S o u r c e 2第三版 ) 第 3章 如果主机与路由器之间运行的是 加入组播组 G 时无法对组播源进行选择，因此无论 是否需要，来自 和 的组播信息都将传递给。 当主机与路由器之间运行了 后， 就可以要求只接收来自 、发往 G 的组播信息（ G），或要求拒绝来自 、发往 G 的组播信息（ G），这样就只有来自 的组播信息才能传递给 了。 第 72页 第三版 ) 第 3章 2. 查询和报告报文功能的增强 携带源地址的查询报文 仅支持 普遍组查询和特定组查询，而且还增加了对特定源组查询的支持： 普遍组查询报文中，既不携带组地址，也不携带源地址。 特定组查询报文中，携带组地址，但不携带源地址。 特定源组查询报文中，既携带组地址，还携带一个或多个源地址。 第 73页 第三版 ) 第 3章 包含多组记录的报告报文 告报文的目的地址为 以携带一个或多个组记录。在每个