javaEE -10（11000字详解5层重要协议）

一：应用层重点协议

1.1： DNS

DNS，即Domain Name System，域名系统。DNS是一整套从域名映射到IP的系统。

TCP/IP中使用IP地址来确定网络上的一台主机，但是IP地址不方便记忆，且不能表达地址组织信息，于是人们发明了域名，并通过域名系统来映射域名和IP地址。

域名是一个字符串，如 www.baidu.com ， hr.nowcoder.com

域名系统为一个树形结构的系统，包含多个根节点。其中：

根节点即为根域名服务器，最早IPv4的根域名服务器全球只有13台，IPv6在此基础上扩充了
数量。
子节点主要由各级DNS服务器，或DNS缓存构成。

DNS域名服务器，即提供域名转换为IP地址的服务器，浏览器、主机系统、路由器中都保存有DNS缓存，Windows系统的DNS缓存在C:\Windows\System32\drivers\etc\hosts 文件中，Mac/Linux系统的DNS缓存在 /etc/hosts 文件中。

网络通信发送数据时，如果使用目的主机的域名，需要先通过域名解析查找到对应的IP地址：

域名解析的过程，可以简单的理解为：发送端主机作为域名系统树形结构的一个子节点，通过域名信息，从下到上查找对应IP地址的过程。如果到根节点（根域名服务器）还找不到，即找不到该主机。
域名解析使用DNS协议来传输数据。DNS协议是应用层协议，基于传输层UDP或TCP协议来实现。

1.2：NAT

之前我们讨论了，IPv4协议中，IP地址数量不充足的问题，NAT技术是当前解决IP地址不够用的主要手段，是路由器的一个重要功能；

NAT能够将私有IP对外通信时转为全局IP。也就是就是一种将私有IP和全局IP相互转化的技术方法:
很多学校，家庭，公司内部采用每个终端设置私有IP，而在路由器或必要的服务器上设置全局IP；
全局IP要求唯一，但是私有IP不需要；在不同的局域网中出现相同的私有IP是完全不影响的；

NAT IP转换过程：

NAT路由器将源地址从10.0.0.10替换成全局的IP 202.244.174.37；
NAT路由器收到外部的数据时，又会把目标IP从202.244.174.37替换回10.0.0.10；
在NAT路由器内部，有一张自动生成的，用于地址转换的表；
当 10.0.0.10 第一次向 163.221.120.9 发送数据时就会生成表中的映射关系；

1.3：NAPT

那么问题来了，如果局域网内，有多个主机都访问同一个外网服务器，那么对于服务器返回的数据中，目的IP都是相同的。那么NAT路由器如何判定将这个数据包转发给哪个局域网的主机？

这时候NAPT来解决这个问题了。使用IP+port来建立这个关联关系

这种关联关系也是由NAT路由器自动维护的。例如在TCP的情况下，建立连接时，就会生成这个表项；在断开连接后，就会删除这个表项

由于NAT依赖这个转换表，所以有诸多限制：

无法从NAT外部向内部服务器建立连接；
转换表的生成和销毁都需要额外开销；
通信过程中一旦NAT设备异常，即使存在热备，所有的TCP连接也都会断开；

二：传输层重要协议

2.1 TCP协议

TCP，即Transmission Control Protocol，传输控制协议。人如其名，要对数据的传输进行一个详细的控制。

TCP协议段格式

源/目的端口号：表示数据是从哪个进程来，到哪个进程去；
32位序号/32位确认号：后面详细讲；
4位TCP报头长度：表示该TCP头部有多少个32位bit（有多少个4字节）；所以TCP头部最大长度是15 * 4 = 60

6位标志位:

URG：紧急指针是否有效
ACK：确认号是否有效
PSH：提示接收端应用程序立刻从TCP缓冲区把数据读走
RST：对方要求重新建立连接；我们把携带RST标识的称为复位报文段
SYN：请求建立连接；我们把携带SYN标识的称为同步报文段
FIN：通知对方，本端要关闭了，我们称携带FIN标识的为结束报文段

16位窗口大小：后面再说
16位校验和：发送端填充，CRC校验。接收端校验不通过，则认为数据有问题。此处的检验和不光包含TCP首部，也包含TCP数据部分。
16位紧急指针：标识哪部分数据是紧急数据；
40字节头部选项：暂时忽略；

2.2 TCP管控

TCP对数据传输提供的管控机制，主要体现在两个方面：安全和效率。

这些机制和多线程的设计原则类似：保证数据传输安全的前提下，尽可能的提高传输效率。

2.2.1 确认应答机制（安全机制）

TCP将每个字节的数据都进行了编号。即为序列号。

每一个ACK都带有对应的确认序列号，意思是告诉发送者，我已经收到了哪些数据；下一次你从哪里开始发。

例如确认序号1001 的含义:

<1001 的数据,我已经收到
我接下来想向发送方索要从1001 开始的数据

注意：确认序号取的是发送方送过来的所有数据的最后一个字节序号 + 1,并且接收方的序号和发送方的序号无关。

2.2.2 超时重传机制（安全机制）

主机A发送数据给B之后，可能因为网络拥堵等原因，数据无法到达主机B；
如果主机A在一个特定时间间隔内没有收到B发来的确认应答，就会进行重发；

超时的时间如何确定呢？

最理想的情况下，找到一个最小的时间，保证 "确认应答一定能在这个时间内返回"。
但是这个时间的长短，随着网络环境的不同，是有差异的。
如果超时时间设的太长，会影响整体的重传效率；
如果超时时间设的太短，有可能会频繁发送重复的包；

TCP为了保证无论在任何环境下都能比较高性能的通信，因此会动态计算这个最大超时时间。

Linux中（BSD Unix和Windows也是如此），超时以500ms为一个单位进行控制，每次判定超时重发的超时时间都是500ms的整数倍。
如果重发一次之后，仍然得不到应答，等待 2*500ms 后再进行重传。
如果仍然得不到应答，等待 4*500ms 进行重传。依次类推，以指数形式递增。
累计到一定的重传次数，TCP认为网络或者对端主机出现异常，强制关闭连接。

但是，主机A未收到B发来的确认应答，也可能是因为ACK丢失了；

因此主机B会收到很多重复数据。那么TCP协议需要能够识别出那些包是重复的包，并且把重复的丢弃掉。

这时候我们可以利用前面提到的序列号，就可以很容易做到去重的效果。

2.2.3 连接管理机制（安全机制）

在正常情况下，TCP要经过三次握手建立连接，四次挥手断开连接

2.2.3.1 三次握手 --- 建立连接

三次握手是指在建立 TCP 连接时，客户端和服务器之间进行的三次通信过程。

第一次握手：客户端向服务器发送一个 SYN（同步）包，告诉服务器自己要建立连接。

第二次握手：服务器收到客户端的 SYN 包后，会回复一个 SYN-ACK（同步-确认）包，表示同意建立连接。

第三次握手：客户端收到服务器的 SYN-ACK 包后，会再发送一个 ACK（确认）包给服务器，表示客户端也同意建立连接。

通过这三次握手，建立了客户端和服务器之间的 TCP 连接。

什么样的报文算是syn报文呢？观察TCP报头结构：

三次握手这个过程，本质上是投石问路~验证了客户端和服务器,各自的发送能力和接收能力是否正常!!!

这就好比每天地铁的第一趟是空车，不载客人的，这就是为了确认地铁路线是否通畅安全，这空车跑一趟就说投石问路

当两个设备（客户端和服务器）希望建立一个TCP连接时，需要进行三次握手来验证彼此的发送和接收能力是否正常。

现在，让我们来解释一下为什么这个过程可以验证发送和接收能力是否正常：

第一次握手：客户端发送给服务器一个SYN包，如果服务器能正常接收到并响应，说明服务器的接收能力正常。
第二次握手：服务器收到客户端发送的SYN包后，发送一个SYN-ACK包回客户端，如果客户端能正常收到并响应，说明客户端的接收能力和发送能力正常。
第三次握手：客户端收到服务器发送的SYN-ACK包后，发送一个ACK包给服务器，如果服务器能正常接收到并响应，说明服务器的发送能力正常。而客户端收到服务器的响应后，验证连接建立成功，可以开始正常的数据传输。

通过三次握手的过程，客户端和服务器可以互相验证彼此的发送和接收能力，确保双方都能正常通信。

2.2.3.2 四次挥手 --- 断开连接

四次挥手是指TCP连接的主动关闭过程，用于终止TCP连接。它是建立在三次握手的基础上的，确保数据完整可靠地传输。下面是四次挥手的详细步骤：

客户端发起关闭连接请求：客户端首先发送一个FIN（Finish）报文段给服务器，用来请求关闭连接。
服务器确认关闭请求：服务器收到客户端发送的FIN报文段后，会向客户端发送一个ACK（Acknowledgment）报文段，用来确认收到了关闭请求。
服务器发送关闭请求：服务器在确认客户端的关闭请求后，会发送一个FIN报文段给客户端，表示服务器也希望关闭连接。
客户端确认关闭：客户端收到服务器发送的FIN报文段后，会向服务器发送一个ACK报文段，表示客户端已经确认关闭请求，然后等待一段时间，确保服务器收到了该确认。

注意：关闭连接的一方在发送完最后的ACK报文段后，并不立即关闭连接，而是等待一段时间（即等待2倍的最大报文段生存时间，也就是2MSL），以确保双方都能收到对方的确认。这样可以避免在网络中产生的延迟导致的数据包重传。

四次挥手的过程保证了双方在关闭连接时的可靠性和完整性。通过这个过程，双方能够停止数据的传输，并释放TCP连接所占用的资源。

四次挥手仅在双方均希望关闭连接时才发生。如果其中一方不希望关闭连接，可以不发送FIN报文段或不回复ACK报文段，从而保持连接的持续性。

为啥三次握手能 100%合并四次挥手就不能合并??这是因为：

三次握手,ack 和 syn 是同一个时机触发的(都是内核来完成的)
四次挥手,ack 和 fin 则是不同时机触发的.
ack 是内核完成的.会在收到 fin 的时候第一时间返回
fin 则是应用程序代码控制的.在调用到 socket 的close 方法的时候才会触发fin !!!

2.2.4 滑动窗口（效率机制）

刚才我们讨论了确认应答策略，对每一个发送的数据段，都要给一个ACK确认应答。收到ACK后再发送下一个数据段。这样做有一个比较大的缺点，就是性能较差。尤其是数据往返的时间较长的时候。

既然这样一发一收的方式性能较低，那么我们一次发送多条数据，就可以大大的提高性能（其实是将多个段的等待时间重叠在一起了）。

窗口大小指的是无需等待确认应答而可以继续发送数据的最大值。上图的窗口大小就是4000个字节（四个段）。
发送前四个段的时候，不需要等待任何ACK，直接发送；
收到第一个ACK后，滑动窗口向后移动，继续发送第五个段的数据；依次类推.
操作系统内核为了维护这个滑动窗口，需要开辟发送缓冲区来记录当前还有哪些数据没有应答；只有确认应答过的数据，才能从缓冲区删掉；
窗口越大，则网络的吞吐率就越高；

当收到 2001 这个 ack 意味着 1001-2000 这个数据得到了确认，此时就会立即发下一个5001-6000 这个数据

此时看到的效果,就好像,窗口还是这么大,但是往后挪了一个格子.如果收到的 ack 非常快,此时这个窗口就在快速的往后滑动~~

但是如果在传输过程中出现了丢包，如何进行重传？这里分两种情况讨论。

情况一：数据包已经抵达，ACK被丢了。

这种情况下，部分ACK丢了并不要紧，因为可以通过后续的ACK进行确认，如果是最后一个包丢了，就照常超时重传。

情况二：数据包就直接丢了。

当某一段报文段丢失之后，发送端会一直收到 1001 这样的ACK，就像是在提醒发送端 "我想要的是 1001" 一样；
如果发送端主机连续三次收到了同样一个 "1001" 这样的应答，就会将对应的数据 1001 -2000 重新发送；
这个时候接收端收到了 1001 之后，再次返回的ACK就是7001了（因为2001 - 7000）接收端其实之前就已经收到了，被放到了接收端操作系统内核的接收缓冲区中；

这种机制被称为 "高速重发控制"（也叫 "快重传"）。

2.2.5 流量控制（安全机制）

接收端处理数据的速度是有限的。如果发送端发的太快，导致接收端的缓冲区被打满，这个时候如果发送端继续发送，就会造成丢包，继而引起丢包重传等等一系列连锁反应。因此TCP支持根据接收端的处理能力，来决定发送端的发送速度。这个机制就叫做流量控制（FlowControl）；

接收端将自己可以接收的缓冲区大小放入 TCP 首部中的 "窗口大小" 字段，通过ACK端通知发送端；
窗口大小字段越大，说明网络的吞吐量越高；
接收端一旦发现自己的缓冲区快满了，就会将窗口大小设置成一个更小的值通知给发送端；
发送端接受到这个窗口之后，就会减慢自己的发送速度；
如果接收端缓冲区满了，就会将窗口置为0；这时发送方不再发送数据，但是需要定期发送一个窗口探测数据段，使接收端把窗口大小告诉发送端。

接收端如何把窗口大小告诉发送端呢？回忆我们的TCP首部中，有一个16位窗口字段，就是存放了窗口大小信息；

那么问题来了，16位数字最大表示65535，那么TCP窗口最大就是65535字节么？

实际上，TCP首部40字节选项中还包含了一个窗口扩大因子M，实际窗口大小是窗口字段的值左移 M位；

2.2.6 拥塞控制（安全机制）

虽然TCP有了滑动窗口这个大杀器，能够高效可靠的发送大量的数据。但是如果在刚开始阶段就发送大量的数据，仍然可能引发问题。

因为网络上有很多的计算机，可能当前的网络状态就已经比较拥堵。在不清楚当前网络状态下，贸然发送大量的数据，是很有可能引起雪上加霜的。

TCP引入慢启动机制，先发少量的数据，探探路，摸清当前的网络拥堵状态，再决定按照多大的速度传输数据；

此处引入一个概念程为拥塞窗口
发送开始的时候，定义拥塞窗口大小为1；
每次收到一个ACK应答，拥塞窗口加1；
每次发送数据包的时候，将拥塞窗口和接收端主机反馈的窗口大小做比较，取较小的值作为实际发送的窗口；

像上面这样的拥塞窗口增长速度，是指数级别的。"慢启动" 只是指初使时慢，但是增长速度非常快。

为了不增长的那么快，因此不能使拥塞窗口单纯的加倍。
此处引入一个叫做慢启动的阈值
当拥塞窗口超过这个阈值的时候，不再按照指数方式增长，而是按照线性方式增长

当TCP开始启动的时候，慢启动阈值等于窗口最大值；
在每次超时重发的时候，慢启动阈值会变成原来的一半，同时拥塞窗口置回1；

少量的丢包，我们仅仅是触发超时重传；大量的丢包，我们就认为网络拥塞，当TCP通信开始后，网络吞吐量会逐渐上升；随着网络发生拥堵，吞吐量会立刻下降；

拥塞控制，归根结底是TCP协议想尽可能快的把数据传输给对方，但是又要避免给网络造成太大压力的折中方案。

2.2.7 延迟应答（效率机制）

如果接收数据的主机立刻返回ACK应答，这时候返回的窗口可能比较小。

假设接收端缓冲区为1M。一次收到了500K的数据；如果立刻应答，返回的窗口就是500K；
但实际上可能处理端处理的速度很快，10ms之内就把500K数据从缓冲区消费掉了；
在这种情况下，接收端处理还远没有达到自己的极限，即使窗口再放大一些，也能处理过来；
如果接收端稍微等一会再应答，比如等待200ms再应答，那么这个时候返回的窗口大小就是1M；

一定要记得，窗口越大，网络吞吐量就越大，传输效率就越高。我们的目标是在保证网络不拥塞的情况下尽量提高传输效率；

那么所有的包都可以延迟应答么？肯定也不是；

数量限制：每隔N个包就应答一次；
时间限制：超过最大延迟时间就应答一次

具体的数量和超时时间，依操作系统不同也有差异；一般N取2，超时时间取200ms；

2.2.8 捎带应答（效率机制）

在延迟应答的基础上，我们发现，很多情况下，客户端服务器在应用层也是 "一发一收" 的。意味着客户端给服务器说了 "How are you"，服务器也会给客户端回一个 "Fine, thank you"；

那么这个时候ACK就可以搭顺风车，和服务器回应的 "Fine，thank you" 一起回给客户端

2.2.9 TCP其他特性

当我们创建一个TCP的socket，同时在内核中创建一个发送缓冲区和一个接收缓冲区；

调用write时，数据会先写入发送缓冲区中；
如果发送的字节数太长，会被拆分成多个TCP的数据包发出；
如果发送的字节数太短，就会先在缓冲区里等待，等到缓冲区长度差不多了，或者其他合适的时机发送出去；
接收数据的时候，数据也是从网卡驱动程序到达内核的接收缓冲区；
然后应用程序可以调用read从接收缓冲区拿数据；
另一方面，TCP的一个连接，既有发送缓冲区，也有接收缓冲区，那么对于这一个连接，既可以读数据，也可以写数据。这个概念叫做全双工

由于缓冲区的存在，TCP程序的读和写不需要一一匹配，例如：

写100个字节数据时，可以调用一次write写100个字节，也可以调用100次write，每次写一个字节；
读100个字节数据时，也完全不需要考虑写的时候是怎么写的，既可以一次read 100个字节，也可以一次read一个字节，重复100次；

2.2.10 粘包问题

首先要明确，粘包问题中的 "包" ，是指的应用层的数据包。
在TCP的协议头中，没有如同UDP一样的 "报文长度" 这样的字段，但是有一个序号这样的字段。
站在传输层的角度，TCP是一个一个报文过来的。按照序号排好序放在缓冲区中。
站在应用层的角度，看到的只是一串连续的字节数据。
那么应用程序看到了这么一连串的字节数据，就不知道从哪个部分开始到哪个部分，是一个完整的应用层数据包。

那么如何避免粘包问题呢？归根结底就是一句话，明确两个包之间的边界。

对于定长的包，保证每次都按固定大小读取即可；例如上面的Request结构，是固定大小的，那么就从缓冲区从头开始按sizeof（Request）依次读取即可；
对于变长的包，可以在包头的位置，约定一个包总长度的字段，从而就知道了包的结束位置；
对于变长的包，还可以在包和包之间使用明确的分隔符（应用层协议，是程序猿自己来定的，只要保证分隔符不和正文冲突即可）；

对于UDP协议来说，并不会像TCP协议那样存在严格意义上的粘包问题。

因为对于UDP，如果还没有上层交付数据，UDP的报文长度仍然在。同时，UDP是一个一个把数据交付给应用层。就有很明确的数据边界。站在应用层的站在应用层的角度，使用UDP的时候，要么收到完整的UDP报文，要么不收。不会出现"半个"的情况。

2.2.11 TCP异常情况

进程终止：进程终止会释放文件描述符，仍然可以发送FIN。和正常关闭没有什么区别。

机器重启：和进程终止的情况相同。

机器掉电/网线断开：接收端认为连接还在，一旦接收端有写入操作，接收端发现连接已经不在了，就会进行reset。即使没有写入操作，TCP自己也内置了一个保活定时器，会定期询问对方是否还在。如果对方不在，也会把连接释放。

另外，应用层的某些协议，也有一些这样的检测机制。例如HTTP长连接中，也会定期检测对方的状态。例如QQ，在QQ断线之后，也会定期尝试重新连接。

2.3 UDP协议

UDP协议端格式：

16位UDP长度，表示整个数据报（UDP首部+UDP数据）的最大长度；
如果校验和出错，就会直接丢弃；

2.3.1 UDP特点

UDP传输的过程类似于寄信。

无连接

知道对端的IP和端口号就直接进行传输，不需要建立连接；

不可靠

没有任何安全机制，发送端发送数据报以后，如果因为网络故障该段无法发到对方，UDP协议层也不会给应用层返回任何错误信息；

面向数据报

应用层交给UDP多长的报文，UDP原样发送，既不会拆分，也不会合并；用UDP传输100个字节的数据：如果发送端一次发送100个字节，那么接收端也必须一次接收100个字节；而不能循环接收10次，每次接收10个字节。

缓冲区

UDP只有接收缓冲区，没有发送缓冲区：

UDP没有真正意义上的发送缓冲区。发送的数据会直接交给内核，由内核将数据传给网络层协议进行后续的传输动作；

UDP具有接收缓冲区，但是这个接收缓冲区不能保证收到的UDP报的顺序和发送UDP报的顺序一致；如果缓冲区满了，再到达的UDP数据就会被丢弃；

UDP的socket既能读，也能写，这个概念叫做全双工

大小受限

UDP协议首部中有一个16位的最大长度。也就是说一个UDP能传输的数据最大长度是64K（包含UDP首部）。

基于UDP的应用层协议：

NFS：网络文件系统
TFTP：简单文件传输协议
DHCP：动态主机配置协议
BOOTP：启动协议（用于无盘设备启动）
DNS：域名解析协议

当然，也包括自己写UDP程序时自定义的应用层协议。

三：网络层重点协议

在复杂的网络环境中确定一个合适的路径。

3.1 IP协议

协议头格式如下：

4位版本号（version）：指定IP协议的版本，对于IPv4来说，就是4。
4位头部长度（header length）：IP头部的长度是多少个32bit，也就是 length * 4

的字节数。4bit表示最大的数字是15，因此IP头部最大长度是60字节。
8位服务类型（Type Of Service）：3位优先权字段（已经弃用），4位TOS字段，和1位保留字段（必须置为0）。4位TOS分别表示：最小延时，最大吞吐量，最高可靠性，最小成本。这四者相互冲突，只能选择一个。对于ssh/telnet这样的应用程序，最小延时比较重要；对于ftp这样的程序，最大吞吐量比较重要。
16位总长度（total length）：IP数据报整体占多少个字节。
16位标识（id）：唯一的标识主机发送的报文。如果IP报文在数据链路层被分片了，那么每一个片里面的这个id都是相同的。
3位标志字段：第一位保留（保留的意思是现在不用，但是还没想好说不定以后要用到）。第二位置为1表示禁止分片，这时候如果报文长度超过MTU，IP模块就会丢弃报文。第三位表示"更多分片"，如果分片了的话，最后一个分片置为1，其他是0。类似于一个结束标记。
13位分片偏移（framegament offset）：是分片相对于原始IP报文开始处的偏移。其实就是在表示当前分片在原报文中处在哪个位置。实际偏移的字节数是这个值 * 8 得到的。因此，除了最后一个报文之外，其他报文的长度必须是8的整数倍（否则报文就不连续了）。
8位生存时间（Time To Live，TTL）：数据报到达目的地的最大报文跳数。一般是64。每次经过一个路由，TTL -= 1，一直减到0还没到达，那么就丢弃了。这个字段主要是用来防止出现路由循环。
8位协议：表示上层协议的类型。
16位头部校验和：使用CRC进行校验，来鉴别头部是否损坏。
32位源地址和32位目标地址：表示发送端和接收端。
选项字段（不定长，最多40字节）：略。

四：数据链路层重点协议

4.1 以太网

"以太网" 不是一种具体的网络，而是一种技术标准；既包含了数据链路层的内容，也包含了一些物理层的内容。例如：规定了网络拓扑结构，访问控制方式，传输速率等；
例如以太网中的网线必须使用双绞线；传输速率有10M，100M，1000M等；
以太网是当前应用最广泛的局域网技术；和以太网并列的还有令牌环网，无线LAN等；

以太网帧格式：

源地址和目的地址是指网卡的硬件地址（也叫MAC地址），长度是48位，是在网卡出厂时固化的；
帧协议类型字段有三种值，分别对应IP、ARP、RARP；
帧末尾是CRC校验码。

4.2 认识MTU

MTU相当于发快递时对包裹尺寸的限制。这个限制是不同的数据链路对应的物理层，产生的限制。

以太网帧中的数据长度规定最小46字节，最大1500字节，ARP数据包的长度不够46字节，要在后面补填充位；
最大值1500称为以太网的最大传输单元（MTU），不同的网络类型有不同的MTU；
如果一个数据包从以太网路由到拨号链路上，数据包长度大于拨号链路的MTU了，则需要对数据包进行分（fragmentation）；
不同的数据链路层标准的MTU是不同的；

MTU对IP协议的影响：

由于数据链路层MTU的限制，对于较大的IP数据包要进行分包。

将较大的IP包分成多个小包，并给每个小包打上标签；
每个小包IP协议头的 16位标识（id）都是相同的；
每个小包的IP协议头的3位标志字段中，第2位置为0，表示允许分片，第3位来表示结束标记（当前是否是最后一个小包，是的话置为1，否则置为0）；
到达对端时再将这些小包，会按顺序重组，拼装到一起返回给传输层；
一旦这些小包中任意一个小包丢失，接收端的重组就会失败。但是IP层不会负责重新传输数据；

4.2.1 MTU对UDP协议的影响

让我们回顾一下UDP协议：

一旦UDP携带的数据超过1472（1500 - 20（IP首部） - 8（UDP首部）），那么就会在网络层分成多个IP数据报。
这多个IP数据报有任意一个丢失，都会引起接收端网络层重组失败。那么这就意味着，如果UDP数据报在网络层被分片，整个数据被丢失的概率就大大增加了。

4.2.2 MTU对于TCP协议的影响

让我们再回顾一下TCP协议：

TCP的一个数据报也不能无限大，还是受制于MTU。TCP的单个数据报的最大消息长度，称为MSS（Max Segment Size）；
TCP在建立连接的过程中，通信双方会进行MSS协商。
最理想的情况下，MSS的值正好是在IP不会被分片处理的最大长度（这个长度仍然是受制于数据链路层的MTU）。
双方在发送SYN的时候会在TCP头部写入自己能支持的MSS值。
然后双方得知对方的MSS值之后，选择较小的作为最终MSS。
MSS的值就是在TCP首部的40字节变长选项中（kind=2）；

MSS和MTU的关系：

4.3 ARP协议

虽然我们在这里介绍ARP协议，但是需要强调，ARP不是一个单纯的数据链路层的协议，而是一个介于数据链路层和网络层之间的协议；

ARP协议建立了主机 IP地址和 MAC地址的映射关系。

在网络通讯时，源主机的应用程序知道目的主机的IP地址和端口号，却不知道目的主机的硬件地址；
数据包首先是被网卡接收到再去处理上层协议的，如果接收到的数据包的硬件地址与本机不符，则直接丢弃；
因此在通讯前必须获得目的主机的硬件地址；

ARP协议的工作流程：

源主机发出ARP请求，询问"IP地址是192.168.0.1的主机的硬件地址是多少"，并将这个请求广播到本地网段（以太网帧首部的硬件地址填FF:FF:FF:FF:FF:FF表示广播）；
目的主机接收到广播的ARP请求，发现其中的IP地址与本机相符，则发送一个ARP应答数据包给源主机，将自己的硬件地址填写在应答包中；
每台主机都维护一个ARP缓存表，可以用arp

-a命令查看。缓存表中的表项有过期时间（一般为20分钟），如果20分钟内没有再次使用某个表项，则该表项失效，下次还要发ARP请求来获得目的主机的硬件地址