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1 计算机网络 第 6 章网络互连 1

2 第 6 章网络互连 *6.1 路由器在网际互连中的作用 路由器的构成 交换构件 互联网与因特网 *6.2 因特网的网际协议 IP 分类的 IP 地址 IP 地址与硬件地址 地址解析协议 ARP 和逆地址解析协议 RARP IP 数据报的格式 IP 层处理数据报的流程 2

3 第 6 章网络互连 ( 续 ) *6.3 划分子网和构造超网 划分子网 使用子网掩码的分组转发过程 无分类编址 CIDR *6.4 因特网控制报文协议 ICMP *6.5 因特网的路由选择协议 有关路由选择协议的几个基本概念 内部网关协议 RIP 内部网关协议 OSPF 外部网关协议 BGP 3

4 第 6 章网络互连 ( 续 ) 6.6 IP 多播和因特网组管理协议 IGMP IP 多播的基本概念 因特网组管理协议 IGMP 多播路由选择 *6.7 虚拟专用网 VPN 和网络地址转换 NAT 6.8 下一代的网际协议 IPv6 (IPng) *6.8.1 解决 IP 地址耗尽的措施 *6.8.2 IPv6 的基本首部 IPv6 的扩展首部 IPv6 的地址空间 从 IPv4 到 IPv6 的过渡 ICMPv6 4

5 6.1 路由器在 网际互连中的作用 路由器的构成 当主机 A 要向另一个主机 B 发送数据报时, 先要检查目的主机 B 是否与源主机 A 连接在同一个网络上 如果是, 就将数据报直接交付给目的主机 B 而不需要通过路由器 但如果目的主机与源主机 A 不是连接在同一个网络上, 则应将数据报发送给本网络上的某个路由器, 由该路由器按照转发表指出的路由将数据报转发给下一个路由器 这就叫作间接交付 5

6 直接交付和间接交付 A 间接交付 间接交付 间接交付 直接交付 C 直接交付 B 直接交付不需要使用路由器但间接交付就必须使用路由器 6

7 典型的路由器的结构 3 网络层 2 数据链路层 1 物理层 路由选择处理机 路由选择协议 路由表 路由选择 输入端口 输出端口 分组处理 输入端口 转发表 输出端口 分组转发 交换结构

8 转发 和 路由选择 的区别 转发 (forwarding) 就是路由器根据转发表将用户的 IP 数据报从合适的端口转发出去 路由选择 (routing) 则是按照分布式算法, 根据从各相邻路由器得到的关于网络拓扑的变化情况, 动态地改变所选择的路由 路由表是根据路由选择算法得出的 而转发表是从路由表得出的 在讨论路由选择的原理时, 往往不去区分转发表和路由表的区别, 8

9 输入端口对线路上 收到的分组的处理 数据链路层剥去帧首部和尾部后, 将分组送到网络层的队列中排队等待处理 这会产生一定的时延 输入端口的处理 从线路接收分组 物理层处理 数据链路层处理 网络层处理分组排队 查表和转发 交换结构 9

10 输出端口将交换结构传送 来的分组发送到线路 当交换结构传送过来的分组先进行缓存 数据链路层处理模块将分组加上链路层的首部和尾部, 交给物理层后发送到外部线路 输出端口的处理 交换结构 网络层处理分组排队 缓存管理 数据链路层处理 物理层处理 向线路发送分组 10

11 分组丢弃 若路由器处理分组的速率赶不上分组进入队列的速率, 则队列的可用存储空间最终必定减少到零, 这就使后面再进入队列的分组由于没有存储空间而只能被丢弃 路由器中的输入或输出队列产生溢出是造成分组丢失的重要原因 11

12 I 1 O 1 I 2 存 O 2 储器 I 交换结构 O 3 I 1 I 2 I 3 总线 O 1 O 2 O 3 (a) 通过存储器 I 1 (b) 通过总线 互连网络 I 2 I 3 (c) 通过互连网络 O 1 O 2 O 3

13 6.1.3 互联网与因特网 互连在一起的网络要进行通信, 会遇到许多问题需要解决, 如 : 不同的寻址方案 不同的最大分组长度 不同的网络接入机制 不同的超时控制 不同的差错恢复方法 不同的状态报告方法 不同的路由选择技术 不同的用户接入控制 不同的服务 ( 面向连接服务和无连接服务 ) 不同的管理与控制方式 13

14 网络互相连接起来 要使用一些中间设备 中间设备又称为中间系统或中继 (relay) 系统 物理层中继系统 : 转发器 (repeater) 数据链路层中继系统 : 网桥或桥接器 (bridge) 网络层中继系统 : 路由器 (router) 网桥和路由器的混合物 : 桥路器 (brouter) 网络层以上的中继系统 : 网关 (gateway) 14

15 网络互连使用路由器 当中继系统是转发器或网桥时, 一般并不称之为网络互连, 因为这仅仅是把一个网络扩大了, 而这仍然是一个网络 网关由于比较复杂, 目前使用得较少 互联网都是指用路由器进行互连的网络 由于历史的原因, 许多有关 TCP/IP 的文献将网络层使用的路由器称为 网关 15

16 互连网络与虚拟互连网络 路由器 网络 网络 网络 网络 网络 虚拟互连网络 (IP 网 ) (a) 互连网络 (b) 虚拟互连网络 16

17 虚拟互连网络的意义 所谓虚拟互连网络也就是逻辑互连网络, 它的意思就是互连起来的各种物理网络的异构性本来是客观存在的, 但是我们利用 IP 协议就可以使这些性能各异的网络从用户看起来好像是一个统一的网络 使用 IP 协议的虚拟互连网络可简称为 IP 网 使用虚拟互连网络的好处是 : 当互联网上的主机进行通信时, 就好像在一个网络上通信一样, 而看不见互连的各具体的网络异构细节 17

18 名词 internet 和 Internet 以小写字母 i 开始的 internet( 互联网或互连网 ) 是一个通用名词, 它泛指由多个计算机网络互连而成的虚拟网络 以大写字母 I 开始的的 Internet( 因特网 ) 则是一个专用名词, 它指当前全球最大的 开放的 由众多网络相互连接而成的特定计算机网络, 它采用 TCP/IP 协议族, 且其前身是美国的 ARPANET 18

19 6.2 因特网的网际协议 IP 网际协议 IP 是 TCP/IP 体系中两个最主要的协议之一 与 IP 协议配套使用的还有四个协议 : 地址解析协议 ARP (Address Resolution Protocol) 逆地址解析协议 RARP (Reverse Address Resolution Protocol) 因特网控制报文协议 ICMP (Internet Control Message Protocol) 因特网组管理协议 IGMP (Internet Group Management Protocol) 19

20 网际协议 IP 及其配套协议 应用层 运输层 各种应用层协议 (TELNET, FTP, SMTP 等 ) TCP, UDP 网际层 ICMP IGMP IP RARP ARP 网络接口层 与各种网络接口 物理硬件 20

21 6.2.1 分类的 IP 地址 1. IP 地址及其表示方法 我们把整个因特网看成为一个单一的 抽象的网络 IP 地址就是给每个连接在因特网上的主机 ( 或路由器 ) 分配一个在全世界范围是惟一的 32 bit 的标识符 IP 地址现在由因特网名字与号码指派公司 ICANN (Internet Corporation for Assigned Names and Numbers) 进行分配 21

22 IP 地址的编址方法 分类的 IP 地址 这是最基本的编址方法, 在 1981 年就通过了相应的标准协议 子网的划分 这是对最基本的编址方法的改进, 其标准 [RFC 950] 在 1985 年通过 构成超网 这是比较新的无分类编址方法 1993 年提出后很快就得到推广应用 22

23 分类 IP 地址 每一类地址都由两个固定长度的字段组成, 其中一个字段是网络号 net-id, 它标志主机 ( 或路由器 ) 所连接到的网络, 而另一个字段则是主机号 host-id, 它标志该主机 ( 或路由器 ) 两级的 IP 地址可以记为 : IP 地址 ::= { < 网络号 >, < 主机号 >} (6-1) ::= 代表 定义为 23

24 IP 地址中的网络号字段和主机号字段 A 类地址 0 net-id 8 bit host-id 24 bit B 类地址 1 0 net-id 16 bit host-id 16 bit C 类地址 net-id 24 bit host-id 8 bit D 类地址 1110 多播地址 E 类地址 1111 保留为今后使用

25 IP 地址中的网络号字段和主机号字段 A 类地址 0 net-id 8 bit host-id 24 bit B 类地址 1 0 net-id 16 bit host-id 16 bit C 类地址 D 类地址 1110 net-id 24 bit 多播地址 host-id 8 bit A 类地址的网络号字段 net-id 为 1 字节 E 类地址 1111 保留为今后使用

26 IP 地址中的网络号字段和主机号字段 A 类地址 0 net-id 8 bit host-id 24 bit B 类地址 1 0 net-id 16 bit host-id 16 bit C 类地址 D 类地址 1110 net-id 24 bit B 类地址的网络号字段 net-id 为 2 字节 多播地址 host-id 8 bit E 类地址 1111 保留为今后使用

27 IP 地址中的网络号字段和主机号字段 A 类地址 0 net-id 8 bit host-id 24 bit B 类地址 1 0 net-id 16 bit host-id 16 bit C 类地址 D 类地址 1110 net-id 24 bit 多播地址 host-id 8 bit C 类地址的网络号字段 net-id 为 3 字节 E 类地址 1111 保留为今后使用

28 IP 地址中的网络号字段和主机号字段 A 类地址 0 net-id 8 bit host-id 24 bit B 类地址 1 0 net-id 16 bit host-id 16 bit C 类地址 D 类地址 1110 net-id 24 bit 多播地址 host-id 8 bit A 类地址的主机号字段 host-id 为 3 字节 E 类地址 1111 保留为今后使用

29 IP 地址中的网络号字段和主机号字段 A 类地址 0 net-id 8 bit host-id 24 bit B 类地址 1 0 net-id 16 bit host-id 16 bit C 类地址 D 类地址 1110 net-id 24 bit 多播地址 host-id 8 bit B 类地址的主机号字段 host-id 为 2 字节 E 类地址 1111 保留为今后使用

30 IP 地址中的网络号字段和主机号字段 A 类地址 0 net-id 8 bit host-id 24 bit B 类地址 1 0 net-id 16 bit host-id 16 bit C 类地址 D 类地址 1110 net-id 24 bit 多播地址 host-id 8 bit C 类地址的主机号字段 host-id 为 1 字节 E 类地址 1111 保留为今后使用

31 IP 地址中的网络号字段和主机号字段 A 类地址 0 net-id 8 bit host-id 24 bit B 类地址 1 0 net-id 16 bit D 类地址是多播地址 host-id 16 bit C 类地址 net-id 24 bit host-id 8 bit D 类地址 1110 多播地址 E 类地址 1111 保留为今后使用

32 IP 地址中的网络号字段和主机号字段 A 类地址 0 net-id 8 bit host-id 24 bit B 类地址 1 0 net-id 16 bit E 类地址保留为今后使用 host-id 16 bit C 类地址 net-id 24 bit host-id 8 bit D 类地址 1110 多播地址 E 类地址 1111 保留为今后使用

33 路由器转发分组的步骤 先按所要找的 IP 地址中的网络号 net-id 把目的网络找到 当分组到达目的网络后, 再利用主机号 host-id 将数据报直接交付给目的主机 按照整数字节划分 net-id 字段和 host-id 字段, 就可以使路由器在收到一个分组时能够更快地将地址中的网络号提取出来 33

34 点分十进制记法 机器中存放的 IP 地址是 32 bit 二进制代码 每隔 8 bit 插入一个空格能够提高可读性 将每 8 bit 的二进制数转换为十进制数 采用点分十进制记法则进一步提高可读性

35 2. 常用的三种类别的 IP 地址 IP 地址的使用范围 网络 最大 第一个 最后一个 每个网络 类别 网络数 可用的 可用的 中最大的 网络号 网络号 主机数 A 126 (2 7 2) ,777,214 B 16,384 (2 14 ) ,534 C 2,097,152 (2 21 )

36 IP 地址的一些重要特点 (1) IP 地址是一种分等级的地址结构 分两个等级的好处是 : 第一,IP 地址管理机构在分配 IP 地址时只分配网络号, 而剩下的主机号则由得到该网络号的单位自行分配 这样就方便了 IP 地址的管理 第二, 路由器仅根据目的主机所连接的网络号来转发分组 ( 而不考虑目的主机号 ), 这样就可以使路由表中的项目数大幅度减少, 从而减小了路由表所占的存储空间 36

37 IP 地址的一些重要特点 (2) 实际上 IP 地址是标志 一个主机 ( 或路由器 ) 和一条链路的接口 当一个主机同时连接到两个网络上时, 该主机就必须同时具有两个相应的 IP 地址, 其网络号 net-id 必须是不同的 这种主机称为多接口主机 (multihomed host) 由于一个路由器至少应当连接到两个网络 ( 这样它才能将 IP 数据报从一个网络转发到另一个网络 ), 因此一个路由器至少应当有两个不同的 IP 地址 37

38 IP 地址的一些重要特点 (3) 用转发器或网桥连接起来的若干个局域网仍为一个网络, 因此这些局域网都具有同样的网络号 net-id (4) 所有分配到网络号 net-id 的网络, 无论范围很小的局域网, 还是可能覆盖很大地理范围的广域网, 都是平等的 38

39 保留的 IP 地址 以下这些 IP 地址具有特殊的含义 : 主机号 本机 本网中的主机 局域网中的广播 网络号 网络号 对指定网络的广播 网络地址 127 任意值 回路 一般来说, 主机号部分为全 1 的 IP 地址保留用作广播地址 ; 主机号部分为全 0 的 IP 地址保留用作网络地址 39

40 回路 ( 回送 ) 地址 Loop back 用于测试 TCP/IP 是否正确安装 代表本机 LOCAL HOST PING

41 RFC1597 保留的私有 IP 主要用于私有局域网内部的 IP 地址配置, 路由器不路由这些地址 ~~ 个 C 类 ( 网络 ) 地址 ~~ 个 B 类 ( 网络 ) 地址 ~~ 个 A 类 ( 网络 ) 地址 最常用 41

42 自动专用 IP 寻址 (APIPA) 用于 APIPA 的 IP 地址范围 ( 从 到 个 C) 是 Internet 指定的网络编号机构 (IANA) 保留的 该范围内的任何 IP 地址都不在 Internet 上使用 Windows 在采用 DHCP 动态获得 IP 地址时, 如果主机不能获得 IP 时, 从上述地址段内随机选择一个 IP 42

43 西电校园网 IP 地址段 C C C C 还有若干电信 IP 地址 ¼ C * 问题 : 西电一共有多少个 IP 地址? 43

44 互联网中的 IP 地址 在同一个局域网上的主机或路由器的 IP 地址中的网络号必须是一样的 图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id LAN R LAN N LAN N R 3 N R B 互联网

45 互联网中的 IP 地址 在同一个局域网上的主机或路由器的 IP 地址中的网络号必须是一样的 图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id LAN R LAN N LAN N R 3 N R B 互联网

46 互联网中的 IP 地址 LAN R LAN 在同一个局域网上的主机或路由器的 N LAN IP 地址中的网络号必须是一样的 N 图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id R 3 N R B 互联网

47 在同一个局域网上的主机或路由器的互联网中的 IP 地址 IP 地址中的网络号必须是一样的 图中的网络号就是 IP 地址中的 net-id LAN R LAN N LAN N R 3 N R B 互联网

48 互联网中的 IP 地址 路由器总是具有两个或两个以上的 IP 地址 路由器的每一个接口都有一个不同网络号的 IP 地址 LAN R LAN N LAN N R 3 N R B 互联网

49 互联网中的 IP 地址 路由器总是具有两个或两个以上的 IP 地址 路由器的每一个接口都有一个不同网络号的 IP 地址 LAN R LAN N LAN N R 3 N R B 互联网

50 互联网中的 IP 地址 路由器总是具有两个或两个以上的 IP 地址 路由器的每一个接口都有一个不同网络号的 IP 地址 LAN R LAN N LAN N R 3 N R B 互联网

51 互联网中的 IP 地址 两个路由器直接相连的接口处, 可指明也可不指明 IP 地址 如指明 IP 地址, 则这一段连线就构成了 一种只包含一段线路的特殊 网络 现在常不指明 IP 地址 LAN R LAN N LAN N R 3 N R B 互联网

52 6.2.2 IP 地址与硬件地址 首部 应用层数据 硬件地址 IP 地址 首部 TCP 报文 IP 数据报 网络层及以上使用 IP 地址 首部 MAC 帧 尾部 链路层及以下使用硬件地址 52

53 查找路由表 查找路由表 主机 H 1 主机 H 2 IP 1 硬件地址 IP 路由器 R 1 路由器 R 2 2 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 局域网局域网 6 局域网 HA 2 通信的路径 H 1 经过 R 1 转发 再经过 R 2 转发 H 2

54 从协议栈的层次上看数据的流动 主机 H 1 主机 H 2 IP 1 硬件地址 IP 路由器 R 1 路由器 R 2 2 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 局域网局域网 6 局域网 HA 2 主机 H 1 主机 H 2 IP 数据报 路由器 R 1 路由器 R 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 3 IP 4 IP 5 IP 6 IP 2 IP 层上的互联网 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 6 HA 2 从 HA 1 到 HA 3 从 HA 4 到 HA 5 从 HA 6 到 HA 2 MAC 帧 MAC 帧 MAC 帧

55 从虚拟的 IP 层上看 IP 数据报的流动 主机 H 1 主机 H 2 IP 1 硬件地址 IP 路由器 R 1 路由器 R 2 2 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 局域网局域网 6 局域网 HA 2 主机 H 1 主机 H 2 IP 数据报 路由器 R 1 路由器 R 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 3 IP 4 IP 5 IP 6 IP 2 IP 层上的互联网 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 6 HA 2 从 HA 1 到 HA 3 从 HA 4 到 HA 5 从 HA 6 到 HA 2 MAC 帧 MAC 帧 MAC 帧

56 在链路上看 MAC 帧的流动 主机 H 1 主机 H 2 IP 1 硬件地址 IP 路由器 R 1 路由器 R 2 2 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 局域网局域网 6 局域网 HA 2 主机 H 1 主机 H 2 IP 数据报 路由器 R 1 路由器 R 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 3 IP 4 IP 5 IP 6 IP 2 IP 层上的互联网 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 6 HA 2 从 HA 1 到 HA 3 从 HA 4 到 HA 5 从 HA 6 到 HA 2 MAC 帧 MAC 帧 MAC 帧

57 在 IP 层抽象的互联网上只能看到 IP 数据报 图中的 IP 1 IP 2 表示从源地址 IP 1 到目的地址 IP 2 两个路由器的 IP 地址并不出现在 IP 数据报的首部中 主机 H 1 主机 H 2 IP 数据报 路由器 R 1 路由器 R 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 3 IP 4 IP 5 IP 6 IP 2 IP 层上的互联网 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 6 HA 2 从 HA 1 到 HA 3 从 HA 4 到 HA 5 从 HA 6 到 HA 2 MAC 帧 MAC 帧 MAC 帧

58 路由器只根据目的站的 IP 地址的网络号进行路由选择 主机 H 1 主机 H 2 IP 数据报 路由器 R 1 路由器 R 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 3 IP 4 IP 5 IP 6 IP 2 IP 层上的互联网 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 6 HA 2 从 HA 1 到 HA 3 从 HA 4 到 HA 5 从 HA 6 到 HA 2 MAC 帧 MAC 帧 MAC 帧

59 在具体的物理网络的链路层只能看见 MAC 帧而看不见 IP 数据报 主机 H 1 主机 H 2 IP 数据报 路由器 R 1 路由器 R 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 3 IP 4 IP 5 IP 6 IP 2 IP 层上的互联网 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 6 HA 2 从 HA 1 到 HA 3 从 HA 4 到 HA 5 从 HA 6 到 HA 2 MAC 帧 MAC 帧 MAC 帧

60 IP 层抽象的互联网屏蔽了下层很复杂的细节在抽象的网络层上讨论问题, 就能够使用统一的 抽象的 IP 地址研究主机和主机或主机和路由器之间的通信 主机 H 1 主机 H 2 IP 数据报 路由器 R 1 路由器 R 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 2 IP 1 IP 3 IP 4 IP 5 IP 6 IP 2 IP 层上的互联网 HA 1 HA 3 HA 4 HA 5 HA 6 HA 2 从 HA 1 到 HA 3 从 HA 4 到 HA 5 从 HA 6 到 HA 2 MAC 帧 MAC 帧 MAC 帧

61 6.2.3 地址解析协议 ARP 和 逆地址解析协议 RARP 不管网络层使用的是什么协议, 在实际网络的链路上传送数据帧时, 最终还是必须使用硬件地址 每一个主机都设有一个 ARP 高速缓存 (ARP cache), 里面有所在的局域网上的各主机和路由器的 IP 地址到硬件地址的映射表 当主机 A 欲向本局域网上的某个主机 B 发送 IP 数据报时, 就先在其 ARP 高速缓存中查看有无主机 B 的 IP 地址 如有, 就可查出其对应的硬件地址, 再将此硬件地址写入 MAC 帧, 然后通过局域网将该 MAC 帧发往此硬件地址 61

62 主机 A 广播发送 ARP 请求分组 我是 , 硬件地址是 C0-15-AD-18 我想知道主机 的硬件地址 ARP 请求 ARP 请求 ARP 请求 ARP 请求 X A Y B Z C0-15-AD-18 主机 B 向 A 发送 ARP 响应分组 我是 硬件地址是 B-00-EE-0A ARP 响应 X A Y B Z C0-15-AD B-00-EE-0A

63 ARP 高速缓存的作用 为了减少网络上的通信量, 主机 A 在发送其 ARP 请求分组时, 就将自己的 IP 地址到硬件地址的映射写入 ARP 请求分组 当主机 B 收到 A 的 ARP 请求分组时, 就将主机 A 的这一地址映射写入主机 B 自己的 ARP 高速缓存中 这样主机 B 以后向 A 发送数据报时就更方便了 63

64 应当注意的问题 ARP 是解决同一个局域网上的主机或路由器的 IP 地址和硬件地址的映射问题 如果所要找的主机和源主机不在同一个局域网上, 那么就要通过 ARP 找到一个位于本局域网上的某个路由器的硬件地址, 然后把分组发送给这个路由器, 让这个路由器把分组转发给下一个网络 剩下的工作就由下一个网络来做 64

65 应当注意的问题 从 IP 地址到硬件地址的解析是自动进行的, 主机的用户对这种地址解析过程是不知道的 只要主机或路由器要和本网络上的另一个已知 IP 地址的主机或路由器进行通信,ARP 协议就会自动地将该 IP 地址解析为链路层所需要的硬件地址 65

66 什么我们不直接 使用硬件地址进行通信? 由于全世界存在着各式各样的网络, 它们使用不同的硬件地址 要使这些异构网络能够互相通信就必须进行非常复杂的硬件地址转换工作, 因此几乎是不可能的事 连接到因特网的主机都拥有统一的 IP 地址, 它们之间的通信就像连接在同一个网络上那样简单方便, 因为调用 ARP 来寻找某个路由器或主机的硬件地址都是由计算机软件自动进行的, 对用户来说是看不见这种调用过程的 66

67 逆地址解析协议 RARP 逆地址解析协议 RARP 使只知道自己硬件地址的主机能够知道其 IP 地址 使用一台保存有 IP 地址和硬件地址映射表的服务器 这种主机往往是无盘工作站 因此 RARP 协议目前已很少使用 67

68 6.2.4 IP 数据报的格式 一个 IP 数据报由首部和数据两部分组成 首部的前一部分是固定长度, 共 20 字节, 是所有 IP 数据报必须具有的 在首部的固定部分的后面是一些可选字段, 其长度是可变的 68

69 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 传送 首 部 数据部分 IP 数据报 发送在前

70 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 传送 首 部 数据部分 IP 数据报

71 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 传送 首 部 数据部分 IP 数据报

72 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 版本 占 4 bit, 指 IP 协议的版本目前的 IP 协议版本号为 4 ( 即 IPv4)

73 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 首部长度 占 4 bit, 可表示的最大数值是 15 个单位 ( 一个单位为 4 字节 ) 因此 IP 的首部长度的最大值是 60 字节

74 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 服务类型 占 8 bit, 用来获得更好的服务这个字段以前一直没有被人们使用

75 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 总长度 占 16 bit, 指首部和数据之和的长度, 单位为字节, 因此数据报的最大长度为 字节 总长度必须不超过最大传送单元 MTU

76 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 标识 (identification) 占 16 bit, 它是一个计数器, 用来产生数据报的标识

77 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 标志 (flag) 占 3 bit, 目前只有前两个比特有意义 标志字段的最低位是 MF (More Fragment) MF = 1 表示后面 还有分片 MF = 0 表示最后一个分片 标志字段中间的一位是 DF (Don't Fragment) 只有当 DF = 0 时才允许分片

78 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 片偏移 (12 bit) 指出 : 较长的分组在分片后某片在原分组中的相对位置 片偏移以 8 个字节为偏移单位

79 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 生存时间 (8 bit) 记为 TTL (Time To Live), 这是为了限制数据报在网络中的生存时间, 其单位最初是秒, 但为了方便, 现在都用 跳数 作为 TTL 的单位 数据报每经过一个路由器, 其 TTL 值就减 1

80 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 协议 (8 bit) 字段指出此数据报携带的数据使用何种协议以便目的主机的 IP 层将数据部分上交给哪个处理过程

81 运输层 TCP UDP 网络层 ICMP IGMP OSPF 首部 数据部分 IP 数据报 协议字段指出应将数据部分交给哪一个进程

82 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 首部检验和 (16 bit) 字段只检验数据报的首部不包括数据部分 这里不采用 CRC 检验码而采用反码算术运算

83 比特 优先级 D T R C 未用 首部 比特 固定部分 版本首部长度服务类型总长度标识标志片偏移生存时间协议首部检验和源地址 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 数据部分 源地址和目的地址都各占 4 字节, 即 IP 地址

84 2. IP 数据报首部的可变部分 IP 首部的可变部分就是一个选项字段, 用来支持排错 测量以及安全等措施, 内容很丰富 选项字段的长度可变, 从 1 个字节到 40 个字节不等, 取决于所选择的项目 增加首部的可变部分是为了增加 IP 数据报的功能, 但这同时也使得 IP 数据报的首部长度成为可变的 这就增加了每一个路由器处理数据报的开销 实际上这些选项很少被使用 86

85 6.2.5 IP 层转发分组的流程 路由器和结点交换机有些区别 : 路由器是用来连接不同的网络, 而结点交换机只是在一个特定的网络中工作 路由器是专门用来转发分组的, 而结点交换机还可接上许多个主机 路由器使用统一的 IP 协议, 而结点交换机使用所在广域网的特定协议 路由器根据目的网络地址找出下一个路由器, 而结点交换机则根据目的站所接入的交换机号找出下一跳 ( 即下一个结点交换机 ) 87

86 网 在路由表中, 对每一条路由, 最主要的是 ( 目的网络地址, 下一跳地址 ) R 1 网 R 2 R 3 网 网 路由器 R 2 的路由表 目的主机所在的网络 下一跳路由器的地址 直接交付, 接口 0 直接交付, 接口 链路 R 1 R 链路 2 2 R 链路 3 3 链路 4

87 6.3 划分子网和构造超网 划分子网 1. 从两级 IP 地址到三级 IP 地址 在 ARPANET 的早期,IP 地址的设计确实不够合理 IP 地址空间的利用率有时很低 给每一个物理网络分配一个网络号会使路由表变得太大因而使网络性能变坏 两级的 IP 地址不够灵活 92

88 三级的 IP 地址 从 1985 年起在 IP 地址中又增加了一个 子网号字段, 使两级的 IP 地址变成为三级的 IP 地址 这种做法叫作划分子网 (subnetting) 划分子网已成为因特网的正式标准协议 93

89 划分子网的基本思路 划分子网纯属一个单位内部的事情 这个单位对外仍然表现为没有划分子网的网络 从主机号借用若干个比特作为子网号 subnet-id, 而主机号 host-id 也就相应减少了若干个比特 IP 地址 ::= {< 网络号 >, < 子网号 >, < 主机号 >} (6-2) 94

90 划分子网的基本思路 ( 续 ) 凡是从其他网络发送给本单位某个主机的 IP 数据报, 仍然是根据 IP 数据报的目的网络号 net-id, 先找到连接在本单位网络上的路由器 然后此路由器在收到 IP 数据报后, 再按目的网络号 net-id 和子网号 subnet-id 找到目的子网 最后就将 IP 数据报直接交付给目的主机 95

91 一个未划分子网的 B 类网络 R 2 我的网络地址是 R 1 网络 R 3 所有到网络 的分组均到达此路由器

92 划分为三个子网后对外仍是一个网络 所有到达网络 的分组均到达此路由器 R 2 子网 子网 R 3 R 1 子网 网络

93 划分子网后变成了三级结构 当没有划分子网时,IP 地址是两级结构, 地址的网络号字段也就是 IP 地址的 因特网部分, 而主机号字段是 IP 地址的 本地部分 划分子网后 IP 地址就变成了三级结构 划分子网只是将 IP 地址的本地部分进行再划分, 而不改变 IP 地址的因特网部分 98

94 2. 子网掩码 从一个 IP 数据报的首部并无法判断源主机或目的主机所连接的网络是否进行了子网的划分 使用子网掩码 (subnet mask) 可以很方便地找出 IP 地址中的子网部分 99

95 IP 地址的各字段和子网掩码 两级 IP 地址 因特网部分 网络号 net-id 本地部分 主机号 host-id 因特网部分 本地部分 三级 IP 地址 net-id subnet-id host-id 网络号 子网号 主机号 子网掩码 划分子网时的网络地址 net-id subnet-id host-id 为全 0 100

96 (IP 地址 ) AND ( 子网掩码 ) = 网络地址 两级 IP 地址 因特网部分 网络号 net-id 本地部分 主机号 host-id 因特网部分 本地部分 三级 IP 地址 net-id subnet-id host-id 子网掩码 划分子网时的网络地址 网络号 AND 子网号 主机号 net-id subnet-id host-id 为全 0 101

97 A 类 B 类和 C 类 IP 地址的默认子网掩码 A 类地址 网络地址 默认子网掩码 net-id host-id 为全 B 类地址 网络地址 默认子网掩码 net-id host-id 为全 C 类地址 网络地址 net-id 默认子网掩码 host-id 为全

98 补充子网划分的方法 B 类地址的子网划分方法 见书 195 页 西电 IP 地址段 103

99 6.3.2 使用子网掩码的分组转发过程 在不划分子网的两级 IP 地址下, 从 IP 地址得出网络地址是个很简单的事 但在划分子网的情况下, 从 IP 地址却不能惟一地得出网络地址来, 这是因为网络地址取决于那个网络所采用的子网掩码, 但数据报的首部并没有提供子网掩码的信息 因此分组转发的算法也必须做相应的改动 104

100 划分子网后分组的转发举例 H 子网 1: 1 网络地址 子网掩码 R 1 的路由表 ( 未给出默认路由器 ) 目的网络地址 子网掩码 下一跳接口 0 接口 1 R R 1 子网 2: 网络地址 子网掩码 R H H 子网 3: 网络地址 子网掩码

101 主机 H 1 要发送分组给 H 2 要发送的分组的目的 IP 地址 : H 子网 1: 1 网络地址 子网掩码 R 1 的路由表 ( 未给出默认路由器 ) 目的网络地址 子网掩码 下一跳接口 0 接口 1 R R 1 子网 2: 网络地址 子网掩码 R H 因此 H请注意 1 首先检查主机 :H 1 并不知道 H 2 连接在哪一个网络上 是否连接在本网络上子网 3: 网络地址 H H 1 如果是仅仅知道, 则直接交付 H 2 的 IP 地址是 ; 子网掩码 否则, 就送交路由器 R 106 1, 并逐项查找路由表

102 主机 H 1 首先将本子网的子网掩码 与分组的 IP 地址 逐比特相 与 (AND 操作 ) R 1 的路由表 ( 未给出默认路由器 ) H AND 的计算目的网络地址子网掩码下一跳子网 1: 接口 网络地址就是二进制的全 , 因此 255 AND xyz = xyz, 子网掩码 接口 1 这里只需计算最后的 128 R AND 即可 R 2 1 子网 2: 网络地址 子网掩码 H R 逐比特 2 AND 操作后 : 逐比特 AND 操作 H 子网 3: 网络地址 子网掩码 H 1 的网络地址

103 因此 H 1 必须把分组传送到路由器 R 1 然后逐项查找路由表 H 子网 1: 1 网络地址 子网掩码 R 1 的路由表 ( 未给出默认路由器 ) 目的网络地址 子网掩码 下一跳接口 0 接口 1 R R 1 子网 2: 网络地址 子网掩码 R H H 子网 3: 网络地址 子网掩码

104 路由器 R 1 收到分组后就用路由表中第 1 个项目的子网掩码和 逐比特 AND 操作 R 1 收到的分组的目的 IP 地址 : H 子网 1: 1 网络地址 子网掩码 R 1 的路由表 ( 未给出默认路由器 ) 目的网络地址 子网掩码 下一跳接口 0 接口 1 R R 1 子网 2: 网络地址 子网掩码 不一致 R H AND = 子网 3: 网络地址 不匹配! H 子网掩码 ( 因为 与路由表中的 不一致 109 )

105 路由器 R 1 再用路由表中第 2 个项目的子网掩码和 逐比特 AND 操作 R 1 收到的分组的目的 IP 地址 : H 子网 1: 1 网络地址 子网掩码 R 1 的路由表 ( 未给出默认路由器 ) 目的网络地址 子网掩码 下一跳接口 0 接口 1 R R 2 R 子网 2: 网络地址 子网掩码 H 一致! AND = H 子网 3: 网络地址 匹配! 子网掩码 这表明子网 2 就是收到的分组所要寻找的目的网络 110

106 6.3.3 无分类编址 CIDR 1. 网络前缀 划分子网在一定程度上缓解了因特网在发展中遇到的困难 然而在 1992 年因特网仍然面临三个必须尽早解决的问题, 这就是 : B 类地址在 1992 年已分配了近一半, 眼看就要在 1994 年 3 月全部分配完毕! 因特网主干网上的路由表中的项目数急剧增长 ( 从几千个增长到几万个 ) 整个 IPv4 的地址空间最终将全部耗尽 112

107 IP 编址问题的演进 1987 年,RFC 1009 就指明了在一个划分子网的网络中可同时使用几个不同的子网掩码 使用变长子网掩码 VLSM (Variable Length Subnet Mask) 可进一步提高 IP 地址资源的利用率 在 VLSM 的基础上又进一步研究出无分类编址方法, 它的正式名字是无分类域间路由选择 CIDR (Classless Inter-Domain Routing) 113

108 CIDR 最主要的特点 CIDR 消除了传统的 A 类 B 类和 C 类地址以及划分子网的概念, 因而可以更加有效地分配 IPv4 的地址空间 CIDR 使用各种长度的 网络前缀 (networkprefix) 来代替分类地址中的网络号和子网号 IP 地址从三级编址 ( 使用子网掩码 ) 又回到了两级编址 114

109 无分类的两级编址 无分类的两级编址的记法是 : IP 地址 ::= {< 网络前缀 >, < 主机号 >} (6-3) CIDR 还使用 斜线记法 (slash notation), 它又称为 CIDR 记法, 即在 IP 地址后面加上一个斜线 /, 然后写上网络前缀所占的比特数 ( 这个数值对应于三级编址中子网掩码中比特 1 的个数 ) CIDR 将网络前缀都相同的连续的 IP 地址组成 CIDR 地址块 115

110 CIDR 地址块 /20 表示的地址块共有 2 12 个地址 ( 因为斜线后面的 20 是网络前缀的比特数, 所以主机号的比特数是 12) 这个地址块的起始地址是 在不需要指出地址块的起始地址时, 也可将这样的地址块简称为 /20 地址块 /20 地址块的最小地址 : /20 地址块的最大地址 : 全 0 和全 1 的主机号地址一般不使用 116

111 最小地址 所有地址的 20 bit 前缀都是一样的 最大地址 /20 表示的地址 (2 12 个地址 )

112 路由聚合 (route aggregation) 一个 CIDR 地址块可以表示很多地址, 这种地址的聚合常称为路由聚合, 它使得路由表中的一个项目可以表示很多个 ( 例如上千个 ) 原来传统分类地址的路由 路由聚合也称为构成超网 (supernetting) CIDR 虽然不使用子网了, 但仍然使用 掩码 这一名词 ( 但不叫子网掩码 ) 对于 /20 地址块, 它的掩码是 20 个连续的 1 斜线记法中的数字就是掩码中 1 的个数 118

113 CIDR 记法的其他形式 /10 可简写为 10/10, 也就是将点分十进制中低位连续的 0 省略 /10 隐含地指出 IP 地址 的掩码是 此掩码可表示为 掩码中有 10 个连续的 1 119

114 CIDR 记法的其他形式 /10 可简写为 10/10, 也就是将点分十进制中低位连续的 0 省略 /10 相当于指出 IP 地址 的掩码是 , 即 网络前缀的后面加一个星号 * 的表示方法如 *, 在星号 * 之前是网络前缀, 而星号 * 表示 IP 地址中的主机号, 可以是任意值 120

115 构成超网 前缀长度不超过 23 bit 的 CIDR 地址块都包含了多个 C 类地址 这些 C 类地址合起来就构成了超网 CIDR 地址块中的地址数一定是 2 的整数次幂 网络前缀越短, 其地址块所包含的地址数就越多 而在三级结构的 IP 地址中, 划分子网是使网络前缀变长 121

116 CIDR 地址块划分举例 ISP 大学 X /18 因特网 / / / / / / / / /25 一系 / / / /26 二系 / /26 三系 / /26 四系 单位 地址块 二进制表示 地址数 ISP / * 大学 / * 1024 一系 / * 512 二系 / * 256 三系 / * 128 四系 / * 128

117 CIDR 地址块划分举例 /18 ISP 大学 X 因特网 / / / / / / / / /25 一系 / / / /26 二系 / /26 三系 / /26 四系 这个 ISP 共有 64 个 C 类网络 如果不采用 CIDR 技术, 则在与该 ISP 的路由器交换路由信息的每一个路由器的路由表中, 就需要有 64 个项目 但采用地址聚合后, 只需用路由聚合后的 1 个项目 /18 就能找到该 ISP

118 2. 最长前缀匹配 使用 CIDR 时, 路由表中的每个项目由 网络前缀 和 下一跳地址 组成 在查找路由表时可能会得到不止一个匹配结果 应当从匹配结果中选择具有最长网络前缀的路由 : 最长前缀匹配 (longest-prefix matching) 网络前缀越长, 其地址块就越小, 因而路由就越具体 最长前缀匹配又称为最长匹配或最佳匹配 124

119 最长前缀匹配举例 收到的分组的目的地址 D = /22 路由表中的项目 : /22 (ISP) /25 ( 四系 ) 查找路由表中的第 1 个项目第 1 个项目 /22 的掩码 M 有 22 个连续的 1 M = 因此只需把 D 的第 3 个字节转换成二进制 M = AND D = 与 /22 匹配

120 最长前缀匹配举例 收到的分组的目的地址 D = /22 路由表中的项目 : /22 (ISP) /25 ( 四系 ) 再查找路由表中的第 2 个项目第 2 个项目 /25 的掩码 M 有 25 个连续的 1 M = 因此只需把 D 的第 4 个字节转换成二进制 M = AND D = 与 /25 匹配

121 最长前缀匹配 D AND ( ) = /22 匹配 D AND ( ) = /25 匹配 选择两个匹配的地址中更具体的一个, 即选择最长前缀的地址 127

122 3. 使用二叉线索查找路由表 当路由表的项目数很大时, 怎样设法减小路由表的查找时间就成为一个非常重要的问题 为了进行更加有效的查找, 通常是将无分类编址的路由表存放在一种层次的数据结构中, 然后自上而下地按层次进行查找 这里最常用的就是二叉线索 (binary trie) IP 地址中从左到右的比特值决定了从根结点逐层向下层延伸的路径, 而二叉线索中的各个路径就代表路由表中存放的各个地址 为了提高二叉线索的查找速度, 广泛使用了各种压缩技术 128

123 6.4 因特网控制报文协议 ICMP 为了提高 IP 数据报交付成功的机会, 在网际层使用了因特网控制报文协议 ICMP (Internet Control Message Protocol) ICMP 允许主机或路由器报告差错情况和提供有关异常情况的报告 ICMP 不是高层协议, 而是 IP 层的协议 ICMP 报文作为 IP 层数据报的数据, 加上数据报的首部, 组成 IP 数据报发送出去 129

124 ICMP 报文的格式 前 4 个字节都是一样的 类型代码检验和 ( 这 4 个字节取决于 ICMP 报文的类型 ) ICMP 的数据部分 ( 长度取决于类型 ) ICMP 报文 首部 数据部分 IP 数据报 130

125 ICMP 报文 ICMP 报文的种类有两种, 即 ICMP 差错报告报文和 ICMP 询问报文 ICMP 报文的前 4 个字节是统一的格式, 共有三个字段 : 即类型 代码和检验和 接着的 4 个字节的内容与 ICMP 的类型有关 131

126 ICMP 差错报告报文共有 5 种 终点不可达 源站抑制 时间超过 参数问题 改变路由 ( 重定向 ) 132

127 ICMP 差错报告报文的数据字段的内容 IP 数据报的数据字段 收到的 IP 数据报 IP 数据报首部 8 字节 ICMP 的前 8 字节 IP 数据报首部 8 字节 ICMP 差错报告报文 首部 ICMP 差错报告报文 IP 数据报 装入 ICMP 报文的 IP 数据报 133

128 ICMP 询问报文有四种 回送请求和回答报文 时间戳请求和回答报文 掩码地址请求和回答报文 路由器询问和通告报文 135

129 PING (Packet InterNet Groper) PING 用来测试两个主机之间的连通性 PING 使用了 ICMP 回送请求与回送回答报文 PING 是应用层直接使用网络层 ICMP 的例子, 它没有通过运输层的 TCP 或 UDP Windows PING 程序演示 136

130 B 可以到达吗? 可以, 我在这里 A B ICMP 回声请求 ICMP 回声应答 用 PING 命令产生的回声及其应答示意图 137

131 6.5 因特网的路由选择协议 有关路由选择协议的几个基本概念 1. 理想的路由算法 算法必须是正确的和完整的 算法在计算上应简单 算法应能适应通信量和网络拓扑的变化, 这就是说, 要有自适应性 算法应具有稳定性 算法应是公平的 算法应是最佳的 138

132 代价 在研究路由选择时, 需要给每一条链路指明一定的代价 (cost) 这里 代价 并不是指 钱, 而是由一个或几个因素综合决定的一种度量 (metric), 如链路长度 数据率 链路容量 是否要保密 传播时延等, 甚至还可以是一天中某一个小时内的通信量 结点的缓存被占用的程度 链路差错率等 139

133 最佳路由 不存在一种绝对的最佳路由算法 所谓 最佳 只能是相对于某一种特定要求下得出的较为合理的选择而已 实际的路由选择算法, 应尽可能接近于理想的算法 路由选择是个非常复杂的问题 它是网络中的所有结点共同协调工作的结果 路由选择的环境往往是不断变化的, 而这种变化有时无法事先知道 140

134 从路由算法的分类 静态路由选择策略 即非自适应路由选择, 其特点是简单和开销较小, 但不能及时适应网络状态的变化 动态路由选择策略 即自适应路由选择, 其特点是能较好地适应网络状态的变化, 但实现起来较为复杂, 开销也比较大 141

135 2. 分层次的路由选择协议 因特网采用分层次的路由选择协议 因特网的规模非常大 如果让所有的路由器知道所有的网络应怎样到达, 则这种路由表将非常大, 处理起来也太花时间 而所有这些路由器之间交换路由信息所需的带宽就会使因特网的通信链路饱和 许多单位不愿意外界了解自己单位网络的布局细节和本部门所采用的路由选择协议 ( 这属于本部门内部的事情 ), 但同时还希望连接到因特网上 142

136 自治系统 (autonomous system) 因特网将整个互联网划分为许多较小的自治系统 AS 一个自治系统是一个互联网, 其最重要的特点就是自治系统有权自主地决定在本系统内应采用何种路由选择协议 一个自治系统内的所有网络都属于一个行政单位 ( 例如, 一个公司, 一所大学, 政府的一个部门, 等等 ) 来管辖 一个自治系统的所有路由器在本自治系统内都必须是连通的 143

137 因特网有两大类路由选择协议 内部网关协议 IGP (Interior Gateway Protocol) 即在一个自治系统内部使用的路由选择协议 目前这类路由选择协议使用得最多, 如 RIP 和 OSPF 协议 ( 这里网关就是路由器 ) 外部网关协议 EGP (External Gateway Protocol) 若源站和目的站处在不同的自治系统中, 当数据报传到一个自治系统的边界时, 就需要使用一种协议将路由选择信息传递到另一个自治系统中 这样的协议就是外部网关协议 EGP 在外部网关协议中目前使用最多的是 BGP-4 144

138 自治系统和 内部网关协议 外部网关协议 自治系统 C IGP 自治系统 B IGP IGP IGP R H1 自治系统 A 1 IGP H 2 IGP IGP IGP IGP IGP IGP R 3 EGP R 2 EGP EGP IGP IGP 内部网关协议 IGP ( 例如,RIP) 外部网关协议 EGP ( 例如,BGP-4) 内部网关协议 IGP ( 例如,OSPF) 145

139 这里要指出两点 因特网的早期 RFC 文档中未使用 路由器 而是使用 网关 这一名词 但是在新的 RFC 文档中又使用了 路由器 这一名词 应当把这两个属于当作同义词 IGP 和 EGP 是协议类别的名称 但 RFC 在使用 EGP 这个名词时出现了一点混乱, 因为最早的一个外部网关协议的协议名字正好也是 EGP 因此在遇到名词 EGP 时, 应弄清它是指旧的协议 EGP 还是指外部网关协议 EGP 这个类别 146

140 因特网的路由选择协议 内部网关协议 IGP: 具体的协议有多种, 如 RIP 和 OSPF 等 外部网关协议 EGP: 目前使用的协议就是 BGP 147

141 6.5.2 内部网关协议 RIP (Routing Information Protocol) 1. 工作原理 路由信息协议 RIP 是内部网关协议 IGP 中最先得到广泛使用的协议 RIP 是一种分布式的基于距离向量的路由选择协议 RIP 协议要求网络中的每一个路由器都要维护从它自己到其他每一个目的网络的距离记录 148

142 距离 的定义 从一路由器到直接连接的网络的距离定义为 1 从一个路由器到非直接连接的网络的距离定义为所经过的路由器数加 1 RIP 协议中的 距离 也称为 跳数 (hop count), 因为每经过一个路由器, 跳数就加 1 149

143 距离 的定义 RIP 认为一个好的路由就是它通过的路由器的数目少, 即 距离短 RIP 允许一条路径最多只能包含 15 个路由器 距离 的最大值为 16 时即相当于不可达 可见 RIP 只适用于小型互联网 RIP 不能在两个网络之间同时使用多条路由 RIP 选择一个具有最少路由器的路由 ( 即最短路由 ), 哪怕还存在另一条高速 ( 低时延 ) 但路由器较多的路由 150

144 RIP 协议的三个要点 仅和相邻路由器交换信息 交换的信息是当前本路由器所知道的全部信息, 即自己的路由表 按固定的时间间隔交换路由信息, 例如, 每隔 30 秒 151

145 路由表的建立 路由器在刚刚开始工作时, 只知道到直接连接的网络的距离 ( 此距离定义为 1) 以后, 每一个路由器也只和数目非常有限的相邻路由器交换并更新路由信息 经过若干次更新后, 所有的路由器最终都会知道到达本自治系统中任何一个网络的最短距离和下一跳路由器的地址 RIP 协议的收敛 (convergence) 过程较快, 即在自治系统中所有的结点都得到正确的路由选择信息的过程 152

146 2. 距离向量算法 收到相邻路由器 ( 其地址为 X) 的一个 RIP 报文 : (1) 先修改此 RIP 报文中的所有项目 : 将 下一跳 字段中的地址都改为 X, 并将所有的 距离 字段的值加 1 (2) 对修改后的 RIP 报文中的每一个项目, 重复以下步骤 : 若项目中的目的网络不在路由表中, 则将该项目加到路由表中 否则若下一跳字段给出的路由器地址是同样的, 则将收到的项目替换原路由表中的项目 否则若收到项目中的距离小于路由表中的距离, 则进行更新, 否则, 什么也不做 (3) 若 3 分钟还没有收到相邻路由器的更新路由表, 则将此相邻路由器记为不可达的路由器, 即将距离置为 16( 距离为 16 表示不可达 ) (4) 返回 153

147 路由器之间交换信息 RIP 协议让互联网中的所有路由器都和自己的相邻路由器不断交换路由信息, 并不断更新其路由表, 使得从每一个路由器到每一个目的网络的路由都是最短的 ( 即跳数最少 ) 虽然所有的路由器最终都拥有了整个自治系统的全局路由信息, 但由于每一个路由器的位置不同, 它们的路由表当然也应当是不同的 154

148 A 一开始, 各路由表只有到相邻路由器的信息 网 3 网 1 网 2 B D E 网 4 C 网 网 F 4 表示 从本路由器 表示 直接交付 到网 4 1 表示 距离是 1

149 A 路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表 网 3 网 1 网 2 B D E 网 4 C 网 网 F 更新后 1 2 A 2 2 A C A 说 : 我到网 1 的距离是 1 因此 B 现在也可以到网 1, 距离是 2, 经过 A

150 A 路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表 网 3 网 网 2 B D E 网 C 网 网 F 更新后 1 2 A 2 2 A C A 说 : 我到网 2 的距离是 1 因此 B 现在也可以到网 2, 距离是 2, 经过 A

151 A 路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表 网 3 网 网 2 B D E 网 C 网 网 F 更新后 1 2 A 2 2 A C A 说 : 我到网 3 的距离是 1 但 B 没有必要绕道经过路由器 A 再到达网 3, 因此这一项目不变

152 A 路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表 网 3 网 网 2 B D E 网 C 网 网 F 更新后 1 2 A 2 2 A C C 说 : 我到网 4 的距离是 1 但 B 没有必要绕道经过路由器 C 再到达网 4, 因此这一项目不变

153 A 路由器 B 收到相邻路由器 A 和 C 的路由表 网 3 网 网 2 B D E 网 C 网 网 F 更新后 1 2 A 2 2 A C C 说 : 我到网 6 的距离是 1 因此 B 现在也可以到网 6, 距离是 2, 经过 C

154 最终所有的路由器的路由表都更新了 B 5 2 E 6 3 B A 网 A 3 2 A 网 A F 网 2 D 1 B 2 A 2 2 A C 6 2 C 网 4 E 1 2 A A 4 3 A F 网 5 C 1 3 B 2 3 B 3 2 B F 6 1 网 E 2 2 D 3 3 C 4 2 C F

155 RIP 协议的位置 RIP 协议使用运输层的用户数据报 UDP 进行传送 ( 使用 UDP 的端口 520) 因此 RIP 协议的位置应当在应用层 但转发 IP 数据报的过程是在网络层完成的 162

156 3. RIP2 协议的报文格式 地址族标识符 4 字节 路由标记 4 字节 网络地址 命令 版本 必为 0 子网掩码 下一跳路由器地址 距离 (1-16) IP 首部 UDP 首部 首部 路由部分 RIP 报文 路由信息 (20 字节 / 路由 ) 可重复出现最多 25 个 UDP 用户数据报 IP 数据报 163

157 RIP2 的报文 由首部和路由部分组成 RIP2 报文中的路由部分由若干个路由信息组成 每个路由信息需要用 20 个字节 地址族标识符 ( 又称为地址类别 ) 字段用来标志所使用的地址协议 路由标记填入自治系统的号码, 这是考虑使 RIP 有可能收到本自治系统以外的路由选择信息 再后面指出某个网络地址 该网络的子网掩码 下一跳路由器地址以及到此网络的距离 164

158 RIP 协议的优缺点 RIP 存在的一个问题是当网络出现故障时, 要经过比较长的时间才能将此信息传送到所有的路由器 好消息传播得快, 而坏消息传播得慢 RIP 协议最大的优点就是实现简单, 开销较小 RIP 限制了网络的规模, 它能使用的最大距离为 15(16 表示不可达 ) 路由器之间交换的路由信息是路由器中的完整路由表, 因而随着网络规模的扩大, 开销也就增加 165

159 正常情况 R 1 网 1 网 2 网 3 R 1 1 表示 从本路由器 表示 直接交付 到网 1 1 表示 距离是 1 R 2 R 1 说 : 我到网 1 的距离是 1, 是直接交付

160 正常情况 R 1 网 1 网 2 网 3 R 1 1 表示 从本路由器到网 1 R 2 R 1 表示经过 R 1 2 表示 距离是 2 R 2 说 : 我到网 1 的距离是 2, 是经过 R 1

161 正常情况 R 1 网 1 网 2 网 3 R 1 R 2 网 1 网 2 网 3 网 1 出了故障 R R R 1 R 1 说 : 我到网 1 的距离是 16 ( 表示无法到达 ), 是直接交付 但 R 2 在收到 R 1 的更新报文之前, 还发送原来的报文, 因为这时 R 2 并不知道 R 1 出了故障

162 正常情况 R 1 网 1 网 2 网 3 R 1 R 2 网 1 网 2 网 3 网 1 出了故障 R R R R 2 R 1 收到 R 2 的更新报文后, 误认为可经过 R 2 到达网 1, 于是更新自己的路由表, 说 : 我到网 1 的距离是 3, 下一跳经过 R 2 然后将此更新信息发送给 R 2

163 正常情况 R 1 网 1 网 2 网 3 R 1 R 2 网 1 网 2 网 3 网 1 出了故障 R R R R R 1 R 2 以后又更新自己的路由表为 1, 4, R 1, 表明 我到网 1 距离是 4, 下一跳经过 R 1

164 正常情况 这就是好消息传播得快 1 1, 而坏消息传播得慢 网络出 1 2 R 1 故障的传播时间往往需要较长的时间网 1 网 2 ( 例如数分钟 ) 网 这 3 R 1 R 是 RIP 的一个主要缺点 2 网 1 网 2 网 3 网 1 出了故障 R R R R R R R R 1 这样不断更新下去, 直到 R 1 和 R 2 到网 1 的距离都增大到 16 时,R 1 和 R 2 才知道网 1 是不可达的

165 6.5.3 内部网关协议 OSPF (Open Shortest Path First) 1. OSPF 协议的基本特点 开放 表明 OSPF 协议不是受某一家厂商控制, 而是公开发表的 最短路径优先 是因为使用了 Dijkstra 提出的最短路径算法 SPF OSPF 只是一个协议的名字, 它并不表示其他的路由选择协议不是 最短路径优先 是分布式的链路状态协议 172

166 三个要点 向本自治系统中所有路由器发送信息, 这里使用的方法是洪泛法 发送的信息就是与本路由器相邻的所有路由器的链路状态, 但这只是路由器所知道的部分信息 链路状态 就是说明本路由器都和哪些路由器相邻, 以及该链路的 度量 (metric) 只有当链路状态发生变化时, 路由器才用洪泛法向所有路由器发送此信息 173

167 链路状态数据库 (link-state database) 由于各路由器之间频繁地交换链路状态信息, 因此所有的路由器最终都能建立一个链路状态数据库 这个数据库实际上就是全网的拓扑结构图, 它在全网范围内是一致的 ( 这称为链路状态数据库的同步 ) OSPF 的链路状态数据库能较快地进行更新, 使各个路由器能及时更新其路由表 OSPF 的更新过程收敛得快是其重要优点 174

168 OSPF 划分为两种不同的区域 自治系统 AS 主干区域 至其他自治系统 网 1 R 1 R 3 R 5 R 6 R 7 网 6 R 9 R 2 网 2 R 4 网 7 网 3 网 5 R 8 网 8 网 4 区域 区域 区域

169 主干路由器 自治系统 AS 主干区域 至其他自治系统 网 1 R 1 R 3 R 5 R 6 R 7 网 6 R 9 R 2 网 2 R 4 网 7 网 3 网 5 R 8 网 8 网 4 区域 区域 区域

170 区域边界路由器 自治系统 AS 主干区域 至其他自治系统 网 1 R 1 R 3 R 5 R 6 R 7 网 6 R 9 R 2 网 2 R 4 网 7 网 3 网 5 R 8 网 8 网 4 区域 区域 区域

171 OSPF 直接用 IP 数据报传送 OSPF 不用 UDP 而是直接用 IP 数据报传送, 可见 OSPF 的位置在网络层 OSPF 构成的数据报很短 这样做可减少路由信息的通信量 数据报很短的另一好处是可以不必将长的数据报分片传送 分片传送的数据报只要丢失一个, 就无法组装成原来的数据报, 而整个数据报就必须重传 180

172 OSPF 的其他特点 OSPF 对不同的链路可根据 IP 分组的不同服务类型 TOS 而设置成不同的代价 因此,OSPF 对于不同类型的业务可计算出不同的路由 如果到同一个目的网络有多条相同代价的路径, 那么可以将通信量分配给这几条路径 这叫作多路径间的负载平衡 所有在 OSPF 路由器之间交换的分组都具有鉴别的功能 支持可变长度的子网划分和无分类编址 CIDR 每一个链路状态都带上一个 32 bit 的序号, 序号越大状态就越新 181

173 比特 OSPF 分组 版 本 类 型 分 组 长 度 路 由 器 标 识 符 区 域 标 识 符 检 验 和 鉴 别 类 型 鉴 别 鉴 别 24 字节 OSPF 分组首部 类型 1 至类型 5 的 OSPF 分组 IP 数据报首部 OSPF 分组 IP 数据报 182

174 2. OSPF 的五种分组类型 类型 1, 问候 (Hello) 分组 类型 2, 数据库描述 (Database Description) 分组 类型 3, 链路状态请求 (Link State Request) 分组 类型 4, 链路状态更新 (Link State Update) 分组, 用洪泛法对全网更新链路状态 类型 5, 链路状态确认 (Link State Acknowledgment) 分组 183

175 OSPF 的基本操作 确定可达性 达到数据库的同步 新情况下的同步 问候问候数据库描述数据库描述数据库描述数据库描述链路状态请求链路状态更新链路状态确认 184

176 OSPF 使用的是可靠的洪泛法 t 1 更新报文 R t 2 R t 3 R t t 4 R ACK 报文 185

177 OSPF 的其他特点 OSPF 还规定每隔一段时间, 如 30 分钟, 要刷新一次数据库中的链路状态 由于一个路由器的链路状态只涉及到与相邻路由器的连通状态, 因而与整个互联网的规模并无直接关系 因此当互联网规模很大时, OSPF 协议要比距离向量协议 RIP 好得多 OSPF 没有 坏消息传播得慢 的问题, 据统计, 其响应网络变化的时间小于 100 ms 186

178 指定的路由器 (designated router) 多点接入的局域网采用了指定的路由器的方法, 使广播的信息量大大减少 指定的路由器代表该局域网上所有的链路向连接到该网络上的各路由器发送状态信息 187

179 OSPF 支持三种网络的连接 (1) 两个路由器之间的点对点连接 (2) 具有广播功能的局域网 (3) 无广播功能的广域网 188

180 A 2 5 局域网 L 1 广域网 W 4 3 B 4 2 C D 12 广域网 W 5 广域网 W F E 16 (a) 网络拓扑 8 广域网 W 2 13 G 广域网 W 3 12 H 3 3 广域网 W 6 I 4 局域网 L 2 2 W 4 5 B 4 D 12 7 W 1 10 E 8 W 2 H W6 A F L G L 2 W 6 16 C 5 W (b) 有向图 I

181 W 4 5 B 4 D 12 7 W 1 有向图 10 E 8 W 2 H W6 A F L G L 2 W 6 16 C 5 W I 以路由器 F 为根的最短路径树 W 4 5 B 4 D 12 W 1 E 7 8 W 2 W6 A 3 8 F G 3 L 2 I 4 L 1 W W 3

182 6.5.4 外部网关协议 BGP BGP 是不同自治系统的路由器之间交换路由信息的协议 BGP 的较新版本是 1995 年发表的 BGP-4 (BGP 的第 4 个版本 ) 可以将 BGP-4 简写为 BGP 191

183 为什么不使用 RIP 和 OSPF? 因特网的规模太大, 使得自治系统之间路由选择非常困难 对于自治系统之间的路由选择, 要寻找最佳路由是很不现实的 自治系统之间的路由选择必须考虑有关策略 因此, 边界网关协议 BGP 只能是力求寻找一条能够到达目的网络且比较好的路由 ( 不能兜圈子 ), 而并非要寻找一条最佳路由 192

184 BGP 发言人 每一个自治系统的管理员要选择至少一个路由器作为该自治系统的 BGP 发言人 一般说来, 两个 BGP 发言人都是通过一个共享网络连接在一起的, 而 BGP 发言人往往就是 BGP 边界路由器, 但也可以不是 BGP 边界路由器 193

185 BGP 发言人和 自治系统 AS 的关系 AS 1 BGP 发言人 BGP 发言人 AS 2 BGP 发言人 BGP 发言人 AS 4 AS 3 BGP 发言人 AS 5 195

186 自治系统连通图 BGP 发言人互相交换网络可达性的信息后, 各 BGP 发言人就可找出到达各自治系统的比较好的路由 AS 1 AS 2 AS 3 AS 4 AS 6 AS 7 AS 8 AS 5 196

187 BGP 发言人交换路径向量 自治系统 AS 2 的 BGP 发言人通知主干网的 BGP 发言人 : 要到达网络 N 1, N 2, N 3 和 N 4 可经过 AS 2 主干网 (AS 1 ) 地区 ISP (AS 2 ) 地区 ISP (AS 3 ) 本地 ISP(AS 4 ) N 1, N 2 本地 ISP(AS 5 ) N 3, N 4 本地 ISP(AS 6 ) N 5 本地 ISP(AS 7 ) N 6, N 7 197

188 BGP 发言人交换路径向量 主干网还可发出通知 : 要到达网络 N 5, N 6 和 N 7 可沿路径 (AS 1, AS 3 ) 主干网 (AS 1 ) 地区 ISP (AS 2 ) 地区 ISP (AS 3 ) 本地 ISP(AS 4 ) N 1, N 2 本地 ISP(AS 5 ) N 3, N 4 本地 ISP(AS 6 ) N 5 本地 ISP(AS 7 ) N 6, N 7 198

189 BGP 协议的特点 BGP 协议交换路由信息的结点数量级是自治系统数的量级, 这要比这些自治系统中的网络数少很多 每一个自治系统中 BGP 发言人 ( 或边界路由器 ) 的数目是很少的 这样就使得自治系统之间的路由选择不致过分复杂 199

190 BGP 协议的特点 BGP 支持 CIDR, 因此 BGP 的路由表也就应当包括目的网络前缀 下一跳路由器, 以及到达该目的网络所要经过的各个自治系统序列 在 BGP 刚刚运行时,BGP 的邻站是交换整个的 BGP 路由表 但以后只需要在发生变化时更新有变化的部分 这样做对节省网络带宽和减少路由器的处理开销方面都有好处 200

191 BGP-4 共使用四种报文 (1) 打开 (Open) 报文, 用来与相邻的另一个 BGP 发言人建立关系 (2) 更新 (Update) 报文, 用来发送某一路由的信息, 以及列出要撤消的多条路由 (3) 保活 (Keepalive) 报文, 用来确认打开报文和周期性地证实邻站关系 (4) 通知 (Notificaton) 报文, 用来发送检测到的差错 201

192 BGP 报文的格式 4 字节 首部长度 19 字节 标 记 长 度 类 型 可变长度 BGP 报文的数据部分 202

193 6.6 IP 多播和因特网组管理协议 IGMP IP 多播的基本概念 1988 年 Steve Deering 博士首次提出 IP 多播概念 用途 : 许多应用需要由一个源点发送到多个终点, 即一对多的通信 IP 多播 (multicast, 以前翻译为组播 ) 目前已经成为了一个热门课题 1992, 实验性多播主干网 MBONE 203

194 6.6 IP 多播和因特网组管理协议 IGMP IP 多播的基本概念 多播可明显地减少网络中资源的消耗 R 3 R 4 A 多播组 G X R 1 复制 B R 2 复制 C 多播组 G R 5 R 6 D 多播组 G 204

195 6.6.2 因特网组管理协议 IGMP (Internet Group Management Protocol) IGMP 是在多播环境下使用的协议, 它位于网际层 IGMP 使用 IP 数据报传递其报文 ( 即 IGMP 报文加上 IP 首部构成 IP 数据报 ), 但它也向 IP 提供服务 不把 IGMP 看成是一个单独的协议, 而是属于整个网际协议 IP 的一个组成部分 207

196 6.7 虚拟专用网 VPN 和网络地址转换 NAT 虚拟专用网 VPN 本地地址 仅在机构内部使用的 IP 地址, 可以由本机构自行分配, 而不需要向因特网的管理机构申请 全球地址 全球惟一的 IP 地址, 必须向因特网的管理机构申请 215

197 [RFC 1918] 指明的专用地址 (private address) 到 ( 原 ARPANET) 到 到 这些地址只能用于一个机构的内部通信, 而不能用于和因特网上的主机通信 专用地址只能用作本地地址而不能用作全球地址 在因特网中的所有路由器对目的地址是专用地址的数据报一律不进行转发 216

198 用隧道技术实现虚拟专用网 本地地址 全球地址 本地地址 隧道 X 部门 A R R 1 2 因特网 部门 B Y 使用隧道技术

199 用隧道技术实现虚拟专用网 加密的从 X 到 Y 的内部数据报 外部数据报的数据部分 数据报首部 源地址 : 目的地址 : 隧道 X 部门 A R R 1 2 因特网 部门 B Y 使用隧道技术 X 部门 A R 1 R 2 虚拟专用网 VPN 部门 B Y

200 6.7.2 网络地址转换 NAT (Network Address Translation) 网络地址转换 NAT 方法于 1994 年提出 需要在专用网连接到因特网的路由器上安装 NAT 软件 装有 NAT 软件的路由器叫做 NAT 路由器, 它至少有一个有效的外部全球地址 IP G 所有使用本地地址的主机在和外界通信时都要在 NAT 路由器上将其本地地址转换成 IP G 才能和因特网连接 220

201 网络地址转换的过程 内部主机 X 用本地地址 IP X 和因特网上主机 Y 通信所发送的数据报必须经过 NAT 路由器 NAT 路由器将数据报的源地址 IP X 转换成全球地址 IP G, 但目的地址 IP Y 保持不变, 然后发送到因特网 NAT 路由器收到主机 Y 发回的数据报时, 知道数据报中的源地址是 IP Y 而目的地址是 IP G 根据 NAT 转换表,NAT 路由器将目的地址 IP G 转换为 IP X, 转发给最终的内部主机 X 221

202 6.8 下一代的网际协议 IPv6 (IPng) 解决 IP 地址耗尽的措施 从计算机本身发展以及从因特网规模和网络传输速率来看, 现在 IPv4 已很不适用 最主要的问题就是 32 bit 的 IP 地址不够用 要解决 IP 地址耗尽的问题的措施 : 采用无类别编址 CIDR, 使 IP 地址的分配更加合理 采用网络地址转换 NAT 方法以节省全球 IP 地址 采用具有更大地址空间的新版本的 IP 协议 IPv6 222

203 6.8.2 IPv6 的基本首部 IPv6 所引进的主要变化如下 更大的地址空间 IPv6 将地址从 IPv4 的 32 bit 增大到了 128 bit, 扩展的地址层次结构 灵活的首部格式 改进的选项 允许协议继续扩充 支持即插即用 ( 即自动配置 ) 支持资源的预分配 223

204 IPv6 数据报的一般形式 选项 有效载荷 基本首部 扩展首部 1 扩展 首部 N 数据部分 IPv6 数据报 225

205 IPv4 首部 有变化 比特 固定部分 20 字节 IPv6 数据报首部与 IPv4 数据报首部的对比 版本 首部长度 标 识 生存时间协议 服务类型总长度 标志 源地址 片偏移 首部检验和 取消 可变部分 目的地址 可选字段 ( 长度可变 ) 填 充 上面是 IPv4 数据报的首部 226

206 比特 版本通信量类流标号有效载荷长度下一个首部跳数限制 IPv6 的基本首部 (40 B) 源地址 (128 bit) 目的地址 (128 bit) IPv6 的有效载荷 ( 至 64 KB) 扩展首部 / 数据

207 比特 IPv6 的基本首部 40 B 版本通信量类流标号有效载荷长度下一个首部跳数限制源地址 (128 bit) 目的地址 (128 bit) 源地址 128 bit 是数据报的发送站的 IP 地址

208 比特 IPv6 的基本首部 40 B 版本通信量类流标号有效载荷长度下一个首部跳数限制源地址 (128 bit) 目的地址 (128 bit) 目的地址 128 bit 是数据报的接收站的 IP 地址

209 6.8.4 IPv6 的地址空间 bit 的地址空间 IPv6 数据报的目的地址可以是以下三种基本类型地址之一 : (1) 单播 (unicast) 单播就是传统的点对点通信 (2) 多播 (multicast) 多播是一点对多点的通信 (3) 任播 (anycast) 这是 IPv6 增加的一种类型 任播的目的站是一组计算机, 但数据报在交付时只交付给其中的一个, 通常是距离最近的一个 244

210 冒号十六进制记法 (colon hexadecimal notation) 每个 16 bit 的值用十六进制值表示, 各值之间用冒号分隔 68E6:8C64:FFFF:FFFF:0:1180:960A:FFFF 零压缩 (zero compression), 即一连串连续的零可以为一对冒号所取代 FF05:0:0:0:0:0:0:B3 可以写成 : FF05::B3 246

211 点分十进制记法的后缀 0:0:0:0:0:0: 再使用零压缩即可得出 : :: CIDR 的斜线表示法仍然可用 60 bit 的前缀 12AB CD3 可记为 : 12AB:0000:0000:CD30:0000:0000:0000:0000/60 或 12AB::CD30:0:0:0:0/60 或 12AB:0:0:CD30::/60 247

212 2. 地址空间的分配 IPv6 将 128 bit 地址空间分为两大部分 第一部分是可变长度的类型前缀, 它定义了地址的目的 第二部分是地址的其余部分, 其长度也是可变的 128 bit 长度可变 类型前缀 长度可变 地址的其他部分 248

213 前缀为 的地址 前缀为 是保留一小部分地址与 IPv4 兼容的, 这是因为必须要考虑到在比较长的时期 IPv 4 和 IPv6 将会同时存在, 而有的结点不支持 IPv6 因此数据报在这两类结点之间转发时, 就必须进行地址的转换 比特数 IPv4 兼容的 IPv6 地址 IPv4 映射的 IPv6 地址 FFFF IPv4 地址 IPv4 地址 249

214 6.8.5 从 IPv4 向 IPv6 过渡 向 IPv6 过渡只能采用逐步演进的办法, 同时, 还必须使新安装的 IPv6 系统能够向后兼容 IPv6 系统必须能够接收和转发 IPv4 分组, 并且能够为 IPv4 分组选择路由 双协议栈 (dual stack) 是指在完全过渡到 IPv6 之前, 使一部分主机 ( 或路由器 ) 装有两个协议栈, 一个 IPv4 和一个 IPv6 256

215 双协议栈 IPv4 应用层 TCP 或 UDP IPv4/IPv6 双协议栈 应用层 TCP 或 UDP IPv6 应用层 TCP 或 UDP IPv4 IPv4 IPv6 IPv6 数据链路层物理层 数据链路层物理层 数据链路层物理层 和 IPv4 通信 和 IPv6 通信 257

216 用双协议栈进行 从 IPv4 到 IPv6 的过渡 双协议栈 IPv4 网络双协议栈 IPv6 IPv6/IPv4 IPv6/IPv4 IPv6 A B C D E F 流标号 :X 源地址 :A 目的地址 : F 源地址 :A 目的地址 :F 数据部分 源地址 :A 目的地址 :F 数据部分 流标号 : 无源地址 :A 目的地址 : F 数据部分 IPv6 数据报 IPv4 数据报 数据部分 IPv6 数据报 258

217 使用隧道技术从 IPv4 到 IPv6 过渡 双协议栈双协议栈 IPv6 IPv6/IPv4 IPv4 网络 IPv6/IPv4 IPv6 A B 隧道 E F 双协议栈 双协议栈 IPv6 IPv6/IPv4 IPv4 网络 IPv6/IPv4 IPv6 A B C D E F 流标号 :X 源地址 :A 目的地址 : F 数据部分 源地址 :B 目的地址 :E IPv6 数据报 IPv4 网络 源地址 :B 目的地址 :E IPv6 数据报 流标号 :X 源地址 :A 目的地址 : F 数据部分 IPv6 数据报 IPv6 数据报 IPv4 数据报 IPv4 数据报

218 6.8.6 ICMPv6 ICMPv6 的报文格式和 IPv4 使用的 ICMP 的相似, 即前 4 个字节的字段名称都是一样的 但 ICMPv6 将第 5 个字节起的后面部分作为报文主体 ICMPv6 的报文划分为两大类 差错报文 (error message) 提供信息的报文 (informational message 取消了使用得很少的 ICMP 报文 260