1. IPv4 分组的格式#

一个 IP 分组(或称 IP 数据报)由首部和数据部分组成。首部前一部分的长度固定，共 20B，是所有 IP 分组必须具有的。在首部固定部分的后面是一些可选字段，用来提供错误检测及安全等机制，其长度可变，从 1B 到 40B 不等。

IPv4 首部的部分重要字段含义如下：

1. 版本。占4位。表示IP协议的版本，IPv4中该字段的值为4。

2. 首部长度。占4位。以4B为单位，可表示的最大首部长度为60B(15×4B)。最常用的首部长度是20B(5×4B)，该字段的值是5，表示不使用可选字段。IP首部长度必须是4B的整数倍，若可选字段导致长度不足，则通过填充字段加以填充。

   NOTE

   IP 首部前两个字节往往以 0x45 开头，解题时可用于定位 IP 数据报的开始位置。

3. 总长度。占16位，表示首部和数据之和的长度，以1B为单位，因此IP数据报的最大长度为 $2^{16}-1=65535\text{B}$。由于以太网MTU为1500B，因此当一个数据报封装成帧时，数据报的总长度(首部加数据)一定不能超过当前链路的MTU。

4. 标识。占16位。源主机用一个递增计数器，为每个数据报设置标识字段。它并不是“序号”(因为 IP 是无连接服务)。分片时，所有分片复制原始数据报的标识字段值，以便目的主机据此正确重组为原数据报。

5. 标志(Flag)。占3位，目前只有低2位有意义。MF(More Fragment，更多分片)，MF=1表示后面还有分片，MF=0表示这是最后一个分片。DF(Don’t Fragment，不能分片)，仅当DF=0时允许分片，若DF=1，则禁止分片。

6. 片偏移。占13位，以8B为单位，指出该分片数据部分起始位置相对于原始数据报数据部分开头的偏移量。除最后一个分片外，其他分片的数据长度必须是8B的整数倍。

7. 生存时间(TTL)。占8位，表示数据报在网络中允许经过的路由器数的最大值，防止其在网络中无限循环。每经过一个路由器，TTL减1。若TTL被减为0，则丢弃该数据报。若TTL的初值设为1，则该数据报仅限在本局域网内传输。

8. 协议。占8位，指出此数据报携带的数据使用何种协议，即指示数据应交付给哪个上层协议(如 TCP、UDP)。其中值为6表示 TCP，值为17表示 UDP。

9. 首部检验和。占16位，只检验首部(不含数据部分)，不检验数据部分可减少计算的工作量。数据报每经过一个路由器，首部中的某些字段(如生存时间、总长度、标志、片偏移、源/目的地址)都可能发生变化，因此路由器都要重新计算检验和。首部检验和的计算方法与UDP和TCP检验和的计算方法类似，具体见5.2.2节。

10. 源地址字段。占4B，标识发送方的IP地址。

11. 目的地址字段。占4B，标识接收方的IP地址。

NOTE

1. IP 数据报首部包含 3 个与长度相关的字段：首部长度、总长度、片偏移，它们的基本单位分别为 4B、1B、8B，计算时要注意换算。读者应理解 IP 首部各字段的意义和功能，但无须死记首部格式，若题目需要，通常会直接给出。这一原则同样适用于第 5 章对 TCP 和 UDP 首部的学习。
2. 在分析 IP 首部的十六进制原始数据时，IP 地址以连续 4B 的十六进制形式呈现。将其转换为点分十进制形式时要格外小心，极易因字节顺序或进制转换错误而导致结果偏差。

2. IP 数据报分片#

一个链路层数据帧能承载的最大数据量称为最大传送单元(MTU)。由于IP数据报被封装在链路层帧中，其长度受到 MTU 的严格限制。此外，从源主机到目的主机的路径上可能会经过多段链路，各段链路的 MTU 可能不同——例如，以太网的 MTU 通常为 1500B，而很多广域网的 MTU 不超过 576B。当 IP 数据报的总长度超过某段链路的 MTU 时，就必须将 IP 数据报中的数据分装在多个较小的 IP 数据报中，这些较小的数据报称为分片(或片)。

分片只能发生在源主机或中间路由器上，而重组仅在目的主机上进行。目的主机利用 IP 首部中的标识、标志和片偏移三个字段完成分片的重组。源主机在创建 IP 数据报时，会为其分配唯一的标识号。当该数据报被分片时，所有分片均继承原始数据报的标识号。目的主机收到来自同一源主机的多个数据报后，通过比对标识号，即可判断哪些分片属于同一个原始数据报。分片行为受标志字段控制：仅当 DF=0 时，数据报才被允许分片；若 DF=1，则禁止分片。此外，MF=1 表示还有后续分片；MF=0 表示这是最后一个分片。在重组过程中，依据片偏移字段确定每个分片在原始数据报中的起始位置，从而正确还原原始数据。

IP 分片涉及一定的计算。例如，一个总长 4000B 的 IP 数据报(首部 20B，数据部分 3980B)到达路由器，需转发到 MTU 为 1500B 的链路上。每个分片都是一个独立的 IP 数据报，均包含 20B 的 IP 首部，每片最多携带 1480B 数据，因此需划分为 3 个分片，数据部分依次为 1480B、1480B 和 1020B。假定原始数据报标识号为 77。由于片偏移以 8B 为单位，为保证偏移值为整数，除最后一个分片外，其余分片的数据长度必须是 8B 的整数倍。

1. IPv4 地址#

IP 地址是为连接到互联网上的每台主机(或路由器)的每个接口，分配的一个全球唯一的32位标识符。IP 地址的分配由互联网名字与数字分配机构(ICANN)统一管理。为方便书写和记忆，通常将32位 IP 地址分为4段，每段8位，转换为等效的十进制数，并用小数点分隔，即一个 IP 地址用4段十进制数表示，这种表示方法称为点分十进制记法。

2. 分类的 IP 地址#

互联网早期采用的是分类的 IP 地址。

无论哪类 IP 地址，都由网络号和主机号两部分组成。即 IP 地址::={<网络号>, <主机号>}。其中网络号标志主机(或路由器)的接口所连接到的网络，一个网络号在整个互联网范围内必须唯一。主机号标志该主机(或路由器)的接口，一个主机号在其网络号所指的网络范围内必须唯一。由此可见，每个 IP 地址在整个互联网中是唯一的。

A 类、B 类和 C 类地址均为单播地址(用于一对一通信)，可分配给主机或路由器的接口。但以下特殊 IP 地址不能用作普通主机的地址：

• 主机号全为0：表示本网络本身(网络地址)，例如202.98.174.0。
• 主机号全为1：表示本网络的广播地址，也称直接广播地址，例如202.98.174.255。
• 127.×.×.×：保留用于本地环回测试(Loopback Test)，仅用于本机进程间的通信，目的地址为环回地址的IP数据报不会被发送到任何物理网络。
• 32位全为0，即0.0.0.0：表示本网络上的本主机(常用于DHCP，见4.2.6节)。
• 32位全为1，即255.255.255.255：表示受限广播地址，仅在本网络内广播。

常用的三种类别 IP 地址的使用范围见表 4.2。

在表4.2中，A类地址可用的网络数为 $2^7 - 2$，减2的原因如下：

1. 网络号为0(0.×.×.×)，保留用于特殊用途；
2. 网络号为127(127.×.×.×)，保留作为环回测试地址。

每个网络中的最大主机数减2的原因是：

1. 主机号全为0的地址用作网络地址(标识本网络)；
2. 主机号全为1的地址用作直接广播地址(向本网络所有主机广播)，这两个地址不能分配给主机使用。

IP 地址具有以下重要特点:

1. IP 地址由网络号和主机号两部分组成，是一种分等级的地址结构。这种设计带来了两大优势：
   1. IP 地址管理机构只分配网络号，主机号由获得该网络的单位自行分配，便于地址管理；
   2. 路由器转发分组时仅依据目的地址的网络号，从而显著减小路由表规模。
2. IP 地址标识的是网络接口，而非主机本身。当一台主机同时连接到多个网络时，必须为每个接口配置一个 IP 地址，且各地址的网络号必须不同。因此，路由器至少拥有两个或更多的 IP 地址，每个接口对应一个不同网络号的 IP 地址。
3. 通过集线器或交换机连接的多个网段在逻辑上仍然属于同一个网络(同一个广播域)，因此，其中所有主机的IP地址必须具有相同的网络号，但主机号必须唯一。
4. IP 地址是逻辑地址，与底层物理硬件(如 MAC 地址)无关。这使得网络层能够屏蔽链路层的异构性，支持跨不同物理网络的统一通信。

近年来，随着无分类编址的广泛应用，这种传统分类的IP地址已逐渐退出历史舞台。

3. 划分子网#

4. 无分类编址 CIDR#

无分类域间路由选择(Classless Inter-Domain Routing，CIDR)是一种基于可变长子网掩码的地址分配与路由聚合机制，旨在消除传统A、B、C类地址的限制，并提升IP地址空间的利用效率。其核心思想是：不再区分网络类别，而使用“网络前缀”来标识网络部分。网络前缀的长度(掩码中连续1的数量)可根据实际需求灵活指定，不再局限于8位、16位或24位。

例如，若某单位需要约2000个IP地址，则为其分配一个包含2048个地址的连续块(如/21)，而非浪费一个完整的B类网络(65534个地址)，进而大幅提高地址分配的灵活性和利用率。

CIDR 采用如下结构表示 IP 地址：

CIDR 还使用斜线记法(也称 CIDR 表示法)，格式为 “IP 地址/前缀长度”，其中前缀长度表示网络前缀所占的位数，它等效于子网掩码中连续 1 的数量。例如，128.14.32.5/20 表示其子网掩码由 20 个连续的 1 和 12 个连续的 0 组成(255.255.240.0)。将该 IP 地址与掩码进行逐位 “与” 运算，即可得到其网络前缀(子网地址)，它等价于直接截取 IP 地址的前 20 位。

斜线记法不仅标识了具体的 IP 地址，还明确了其所属地址块的网络前缀长度。在 CIDR 环境下，**“/前缀长度”**不可省略——若仅给出 IP 地址(如 128.14.32.5)，则无法确定其网络地址。

CIDR 将网络前缀相同的连续 IP 地址组成一个 CIDR 地址块。只要知道该地址块中的任意一个地址及其前缀长度，即可确定其最小地址、最大地址和地址总数。

以地址 128.14.32.5/20 为例，其所在地址块的地址范围为

最小地址： $\underline{\text{10000000.00001110.0010}}$0000.00000000 (128.14.32.0)

最大地址： $\underline{\text{10000000.00001110.0010}}$1111.11111111 (128.14.47.255)

主机号全0或全1的地址一般不分配给主机使用，实际可用地址为两者之间的地址。

需要强调的是，“CIDR 不使用子网”是指其不在全局地址结构中预设固定的子网字段。但这并不妨碍获得 CIDR 地址块的单位在其内部继续划分子网。例如，某单位获得一个/20 的地址块后，可从主机号部分借用 3 位划分为 8 个子网，此时每个子网的网络前缀长度变为/23。

CIDR 地址块的地址总数一定是 2 的整数次幂。若主机号部分占 N 位，则该地址块包含 $2^{N}$ 个地址，实际可分配给主机的地址数通常为 $2^{N}-2$(扣除网络地址和广播地址)。网络前缀越短，主机号位数越大，地址块包含的总地址就越多；反之，前缀越长，地址块越小。

5. 路由聚合#

一个大的 CIDR 地址块中包含多个较小的地址块，因此在路由表中可以用这个较大的 CIDR 地址块来代替多个较小的地址块。这种方法称为路由聚合，它使得路由表中的一个项目能够代表原来基于传统分类地址的多条路由，从而压缩路由表规模，提升网络性能。

例如，在网络中，若不使用路由聚合，则R1的路由表中需要分别为网络1和网络2配置两条独立的路由项。观察可知，这两个网络的地址前缀在二进制表示下的前16位完全相同，第17位分别为0和1，且R1到这两个网络的下一跳均为R2。在此情况下，R1可将这两个网络聚合成一个更大的地址块206.1.0.0/16，从而用一条聚合路由替代原有的两条路由。

最长前缀匹配(也称最佳匹配)：使用 CIDR 时，路由表项由 “网络前缀” 和 “下一跳地址” 组成。当查找路由表时，目的地址可能匹配多个路由项。此时，应选择网络前缀最长(前缀位数最多)的那条路由，因为前缀越长，对应的地址块越小，路由信息就越具体、越精确。

CIDR 查找路由表的方法：为高效实现最长前缀匹配，路由器通常将 CIDR 路由表组织成层次式数据结构(如 Trie 树)，通过自上而下的方式快速定位最优匹配项。

CIDR 的主要优势 在于网络前缀长度的灵活性：在网络外部，可通过较短前缀进行路由聚合，显著减少全局路由表项；在网络内部，可延长前缀以灵活划分子网，满足不同规模的需求。这种“外部聚合、内部细分”的机制，兼顾了路由可扩展性与地址分配的精细化控制。

6. 子网划分的应用举例#

通常有两类划分子网的方法：采用定长子网掩码和变长子网掩码。

1. IP 地址与硬件地址#

IP 地址是网络层及以上使用的分层式地址，而硬件地址(MAC 地址)是数据链路层使用的平面式地址。IP 地址置于 IP 数据报的首部，而 MAC 地址则置于 MAC 帧的首部。当 IP 数据报被封装为 MAC 帧后，数据链路层无法感知其中的 IP 地址。

由于路由器隔离了广播域，无法通过广播 MAC 地址实现跨网络通信，因此网络层仅依赖 IP 地址进行寻址。每个路由器根据其路由表，选择通往目的网络的下一跳(通常为下一跳路由器的接口 IP 地址)。IP 数据报经过多次路由转发抵达目的网络后，在局域网内通过 ARP 获取目的主机的 MAC 地址，将 IP 数据报封装为 MAC 帧并直接交付给目的主机。

以下几点体现了分层抽象的精髓，值得特别强调：

1. 在 IP 层抽象的互联网上，只能看到 IP 数据报。
2. 尽管 IP 数据报首部包含源 IP 地址，但路由器仅依据目的 IP 地址进行转发。
3. 在局域网的链路层，只能看到 MAC 帧，IP 数据报被封装其中；每当经过路由器转发时，都会被解封装并重新封装，MAC 帧的源地址和目的地址都随之改变，这决定了 MAC 地址无法用于跨网络通信。
4. 尽管底层网络的硬件地址体系各异，IP层的抽象屏蔽了这些差异。只要在网络层讨论问题，就能使用统一的IP地址研究主机与主机、主机与路由器之间的通信。

NOTE

路由器因互连多个网络，每个接口都配置有一个IP地址和一个对应的MAC地址。

2. 地址解析协议#

无论网络层使用何种协议，在实际链路上传送数据帧时，最终都必须使用 MAC 地址。因此，需要一种将 IP 地址映射到 MAC 地址的机制，这就是地址解析协议(Address Resolution Protocol, ARP)。每台主机和路由器都维护一个 ARP 高速缓存(ARP Cache)，用于存放本局域网内各主机和路由器接口的 IP 地址与 MAC 地址的映射表，称为 ARP 表。ARP 通过动态更新维护该表，并为每个表项设置生存时间(例如 20 分钟)，超时的条目将被自动删除。

ARP 工作在网络层，其核心功能是解析同一个局域网内 IP 地址对应的 MAC 地址。以主机 A 向本局域网中的主机 B 发送 IP 数据报为例：主机 A 首先在其 ARP 高速缓存中查找主机 B 的 IP 地址。若存在对应表项，则直接获取其 MAC 地址，填入 MAC 帧的目的地址字段，并发送该帧。若未找到，则自动发起 ARP 请求，按以下步骤获取主机 B 的 MAC 地址。

1. 主机 A 构造 ARP 请求分组，封装在目的 MAC 地址为 FF-FF-FF-FF-FF-FF 的帧中并广播发送，本局域网内所有主机均会收到。请求内容为“我的 IP 地址是 166.1.128.2，MAC 地址是 AA-BB-CC-DD-EE-33，我想知道 IP 地址为 166.1.150.1 的主机的 MAC 地址”。
2. 主机 B 收到广播帧后，发现请求解析的 IP 地址正是自己的地址，便向主机 A 单播发送 ARP 响应分组，其中包含自身的 MAC 地址。响应内容为“我的 IP 地址是 166.1.150.1，MAC 地址是 AA-BB-CC-DD-EE-66”。同时，主机 B 将主机 A 的 IP 地址和 MAC 地址的映射写入自己的 ARP 缓存，以便后续通信。
3. 主机 A 收到 ARP 响应分组后，将主机 B 的 IP 地址和 MAC 地址的映射写入其 ARP 缓存，随后即可使用该 MAC 地址封装并发送数据帧。

之所以将 ARP 归为网络层协议，是因为它处理的是 IP 地址。一般而言，可根据某协议是否使用或依赖某一层的地址或端口信息来判断其所属的协议层次。

NOTE

ARP 仅作用于同一局域网(广播域)，无法跨网络工作。

跨网通信时，ARP 解析的是 下一跳路由器接口的MAC地址，而非最终目的主机。

使用 ARP 的 4 种典型情况总结如下。

1. 发送方是主机(如 H1)，要把 IP 分组发送到本网络上的另一台主机(如 H2)。这时 H1 在网 1 上通过 ARP 解析出目的主机 H2 的 MAC 地址。
2. 发送方是主机(如 H1)，要把 IP 分组发送到其他网络上的主机(如 H4)。这时 H1 通过 ARP 找到本网络中默认网关(路由器 R1 的接口 L1)的 MAC 地址，并将分组发给 R1，后续工作由 R1 完成。

NOTE

起初，H1 向 R1 发送数据时，MAC 帧首部的源/目的地址分别为 H1 和 L1 的 MAC 地址。R1 收到该帧后，在数据链路层将其解封装并重新封装，源/目的地址分别更新为 L2 和 L3 的 MAC 地址。随后，R2 收到该帧，同样进行解封装与重新封装，源/目的地址再次更新为 L4 和 H4 的 MAC 地址。可见，IP 分组每经过一个路由器，其外层 MAC 帧的源/目的地址都会更新为当前链路两端设备的接口 MAC 地址。

3. 发送方是路由器(如R1)，要把IP分组转发到与其直连的网络(网2)上的主机(如H3)。这时R1在网2上通过ARP解析出H3的MAC地址。
4. 发送方是路由器(如 R1)，要把 IP 分组转发到非直连网络(网 3)上的主机(如 H4)。这时 R1 在其出接口所在网络(网 2)上，通过 ARP 找到下一跳路由器 R2 的接口 L3 的 MAC 地址，并将分组发给 R2，后续工作由 R2 完成。

整个 ARP 过程对用户完全透明。只要需要与本局域网内的设备通信，系统便会自动完成 IP 地址到 MAC 地址的解析，并封装成帧发送，用户无须也无法干预这一过程。