IP网络层

Linux socket 内核结构体关系

自上而下梳理调用链条：

task_struct（进程） 每个进程，里面有 files_struct，保存这个进程所有打开的文件描述符。
files_struct → fd_array\[\] 文件描述符数组。socket 也是文件，socket()系统调用，分配一个 fd，数组里存struct file*。
struct file 一切打开的文件都用这个结构体。socket 作为特殊文件，private_data指向 struct socket。
struct socket socket 层，系统调用相关接口API（eg：send() recv() accept()）。里面成员：struct sock *sk，指向真正网络协议层对象。

struct sock 才是真正内核网络对象，socket 是上层封装给系统调用用的壳子。

5.struct sock

发送队列、接收队列、TCP 序号、拥塞控制、三次握手、重传、滑动窗口，全部在这里。

C 没有类继承，用结构体嵌套实现继承： struct inet_sock 包含 struct sock； struct tcp_sock 包含 struct inet_connection_sock；一层套一层。（看图）

struct inet_sock：IP 层信息，源 IP、目的 IP 等。
struct inet_connection_sock：面向连接（TCP）专用（udp没有这一层，udp不需要建立连接）。
struct tcp_sock：TCP 专属，存序号、窗口、重传、拥塞控制全部 TCP 细节。

struct sock 实现多态，体现在哪里

多态体现在两点

1. 指针强制转换

拿到 struct sock *sk，可以直接强转成子类：struct tcp_sock *tp = (struct tcp_sock *)sk;或者

struct udp_sock *tp = (struct udp_sock *)sk;同一个基类指针，实际指向不同子类对象，这就是多态。

2. 函数指针（虚函数表）

struct sock里面存一堆函数指针，比如： sk->sk_sendmsg、sk->sk_recvmsg

TCP 创建 socket 的时候，把这些函数指针赋值成 TCP 版本函数；
UDP 创建 socket 的时候，赋值成 UDP 版本函数。

内核统一调用 sk->sk_sendmsg(sk,...)，不用管是 TCP 还是 UDP，自动跑对应协议的函数。

串起来的流程

用户调用read/recv(fd,...) 进程 task_struct → files_struct → fd 找到 struct file → private_data 拿到 struct socket → socket 的 sk 指针找到 struct sock。内核就访问 sk->sk_receive_queue，把队列里的 sk_buff 数据拷贝到用户空间。

udp结构 （没有struct inet_connection_sock这一层）

1.网络层 vs 传输层

IP（网络层）= 只有 "能力" IP 只管：把数据包从一台主机送到另一台主机。只能做到尽力交付，不保证可靠，会丢包、乱序、重复，
TCP（传输层）= 负责 "策略" 在源主机、目的主机两端做：确认、重传、序号、流量控制，实现 100% 可靠交付。

一个有策略一个有能力，就能把数据100%可靠的从一个源主机发到目标主机

ip协议和核心作用和构成

IP 协议作用 提供尽力交付 的能力：把数据报从 A 主机，跨多个网络送到 B 主机。

只是 "很大概率送到"，不保证可靠，会丢包、乱序、重复。

2.解决的问题：主机到主机

IP 地址用来唯一标识一台主机。
IP 地址 = 目标网络号 + 目标主机号。
路由本质：数据包从一个子网，转发进入另一个子网。

对比：

IP（网络层）：主机 → 主机，靠 IP 地址。

TCP/UDP（传输层）：进程 → 进程，靠端口号。

3.几个名词

路由器 ：配 IP 地址，专门做路由转发；工作在网络层。

现代路由器本身是小型计算机，也可以跑应用层程序，但转发数据包核心逻辑只到网络层。即不会再向上解析传输层 TCP/UDP 头部，更不会交给本机应用层程序处理，转发流程在底层就完成。

节点：一个路由器，一个主机都可以叫做节点

IP协议头格式

类比：两地之间选什么样交通方式，根据业务需求选择走那一条路。

4 位版本号 version 指定 IP 协议版本，IPv4：0100；IPv6：0110
4 位头部长度 header length 单位：4 字节。普通 IP 头部 20 字节：20/4 = 5，该字段填 5；最大值 15，对应 IP 头部最大 60 字节。
8 位服务类型 TOS 3 位优先权（已废弃） + 4 位 TOS + 1 位保留位（必须 0）。 4 个 TOS 选项：最小延时、最大吞吐量、最高可靠性、最小成本，互斥只能选一个。
ssh/telnet：看重最小延时
ftp：看重最大吞吐量
16 位总长度 total length 整个 IP 数据报（头部 + 数据）总字节数。
16 位标识 id 标记主机发出的 IP 报文。一个报文被分片之后，所有分片拥有相同 id。
3 位标志字段第 1 位：保留。第 2 位：禁止分片位。置 1 禁止分片；报文超过 MTU 直接丢弃。第 3 位：更多分片。最后一片置 0，其余分片置 1，相当于结束标记。
13 位分片偏移 fragment offset 表示分片在原始报文的位置。实际字节偏移 = 该字段 × 8。除最后分片外，其余分片数据长度必须是 8 字节整数倍。
8 位生存时间 TTL 最大跳数，常见初始值 64。每经过一台路由器，TTL‑1；减为 0 还没到达目的地，报文直接丢弃。主要是用来防防止出现路由循环
8 位协议 标识上层是什么协议，例如 tcp、udp。
16 位头部校验和 CRC 校验，只校验 IP 头部，检测头部是否损坏。
32 位源地址、32 位目的地址 发送方 IP、接收方 IP。
选项字段 长度不定，最多 40 字节，一般省略。

同样2个问题

分用问题 ：8位协议字段。IP 收到报文，剥掉 IP 头，看这个值，确定把数据交给上层 TCP/UDP/ICMP哪一个。

**解包问题：**根据4位头部长度，确定头部有多长，data指针偏移这么多就是数据开始部分，并且还有16 位总长度，减去4位头部长度，还知道数据一共有多长

理解子网划分

把整个互联网类比成一所大学：

IP 地址 = 学号：院号+学号
子网（网络号） = 学院编号（计算机学院、理学院、机械学院...）
主机号 = 学院里面的学生个人编号

eg：06 321 （06代表机械学院，321代表自己的学号，02理学院，03经管学院......)

06 → 网络号（机械学院）
321 → 主机号（李四本人，学院内部编号）

IP = 目标网络号 + 目标主机号

找目标主机，先找目标网络（学院），再找网络内部主机（学生）

校园例子理解转发

张三在计算机学院（ 01） 捡到了机械学院李四（子06）的钱包。
钱包上写学号06321
张三发现目标学号不属于本院，01才是计算机学院，06不是，但他单单知道不是本学院，不清楚是哪一个具体的学院（理学院，材料.....) 所以交给本院的院学生会主席，再由他发信息到校群询问不走内网转发，交给出入口路由器，子网转发。
机械学院的院学生会主席看到后发现06是本学院的标识，就再在机械学院的群里找到321对应的同学

理解对应关系

校园故事	网络中的对应概念
张三主机，在计算机学院（01）	源主机，处在源子网`01`
钱包上面写学号`06321`	IP 报文头部写目标 IP 地址（网络号 06 + 主机号 321）
张三对比：目标学院`06`≠自己学院`01`，不在同一个学院	源主机拿目标 IP，和自己子网掩码做运算，得到目标网络号，和本机网络号对比：不在同一个子网
张三不知道机械学院具体在哪，自己送不到，交给本院学生会主席（出入口）	不能内网转发，交给路由器
学生会主席在校园主干（校群）转发，跨学院传递钱包	公网转发。一路上各个路由器只看网络号 06 ，不关心主机号 321，一跳一跳转发
钱包到达机械学院，机械学院学生会主席看到`06`是本院编号	数据包抵达目标子网；路由器识别目标网络号和自己接口网络号匹配，即子网匹配
在机械学院内部，根据`321`找到李四同学	本子网内，根据主机号 321，交付给最终目标主机李四

网段划分

路由器

核心能力：连接多个不同子网（构建子网） 路由器有多个网络接口 ，每个接口配一个 IP，每个 IP 属于不同子网。

图中：一个接口192.168.128.1（属于 128 网段），另一个接口192.168.144.1（属于 144 网段）。这两个 IP，就是各自子网的网关地址。

网关地址就是路由器接入对应本子网的网口的 IP值。

192.168.128.10 这台机器，网关填192.168.128.1

192.168.144.11 这台机器，网关填192.168.144.1

内网路由：

所以加上掩码和网关的话上面的内网路由（192.全都是内网，不涉及公网转发）完整过程：

源：192.168.128.10，目标：192.168.144.11

源主机做分别那源ip和目标ip做掩码运算，发现目标网络号（192.168.144.0)和自己的网络号(192.168.128.0)不在同一个子网。
不能内网转发，数据包交给网关192.168.128.1（路由器）。
路由器收到包，从另一个接口192.168.144.1转发出去。
到达192.168.144.0/24子网，根据主机号找到192.168.144.11主机

DHCP 协议

为什么要有： 如果没有 DHCP，就需要手动静态填写 IP、掩码、网关，家里设备多会很麻烦，还容易 IP 冲突。

协议层级：应用层协议，运行在路由器上面。

我们电脑手机的内网 IP，不是自己写死的，是 DHCP 服务器分配来的。

2.干什么主机刚接入网络，自己没有 IP。主机向全网广播 DHCP 请求，路由器的 DHCP 服务收到请求，给主机分配：

IP 地址
子网掩码
网关地址（路由器接口 IP）
DNS 服务器地址

拿到这套参数，才可以正常上网。

DHCP就是路由器在应用层的体现，路由器上运行着应用层的 DHCP 服务

过去曾经提出⼀种划分网络号和主机号的方案,把所有IP地址分为五类,

随着 Internet 的飞速发展，这种划分方案的局限性很快显现出来

A 类：一个大网，主机位 24 位，一个网络可以有一千六百多万台主机
B 类：主机位 16 位，一个网络最多 65534 台主机（6 万 5 千多）
C 类：主机位 8 位，一个网最多 254 台主机

现实问题：几乎没有哪家公司，一个子网里面真的放 6 万台机器。很多企业规模就几千台设备，想要比 C 类（254 台）大一点的网段，只能申请一整个 B 类地址。

申请一个 B 类，直接拿到 65534 个主机 IP。但公司实际只用 2000 个，剩下六万多个 IP 直接闲置，别人不能用，就白白浪费。 A 类网络更恐怖，一个 A 类一千六百多万地址，绝大多数机构根本用不完，大量地址被占住闲置。

结果：

B 类地址被疯狂申请，很快全部耗尽；
A 类很多网络拿在手里，大片地址空着，没法回收分给别人。

这就是有类 IP 划分的巨大缺陷：网络大小只能固定三档（A/B/C），不能灵活选网段大小，造成 IP 大量浪费。

针对这种情况提出了新的划分方案，称为 CIDR (Classless Interdomain Routing)(无类别域间路由)

CIDR

CIDR 就是干掉 A/B/C 这个死板分类，可以自由规定网络位多长。

CIDR 写法：IP / 前缀长度

例子：192.168.1.0 /22 /22：前 22 位是网络位，剩下 32‑22 =10 位是主机位。

简单计算

IPv4 一共 32 位

/24：网络 24 位，主机 8 位 → 和传统 C 类一样
/16：网络 16 位，主机 16 位 → 和传统 B 类一样
/8：网络 8 位，主机 24 位 → 和传统 A 类一样

但还可以写 /21 /22 /23，这是 ABC 分类做不到的（靠子网掩码实现）

子网掩码和 CIDR 的对应

CIDR 前缀	子网掩码
/24	255.255.255.0
/23	255.255.254.0
/22	255.255.252.0
/16	255.255.0.0

理解子网掩码

网络号=子网掩码&IP地址

IP 固定：140.252.20.68，这是一个 B 类 IP。

例子 1：子网掩码 255.255.255.0

掩码二进制：11111111.11111111.11111111.00000000

前面 24 个1：网络位
末尾 8 个0：主机位（主机号）

①求网络号（网络地址）：IP & 掩码（按位与）

只看最后 1 字节： IP 最后 1 字节：68 → 0100 0100 掩码最后 1 字节：0 → 0000 0000

复制代码

    0100 0100
&   0000 0000
------------------------------------------
    0000 0000 → 0

网络号：140.252.20.0

主机号全部为 0 → 网络地址，代表这个子网本身，不能分配给电脑

②求广播地址：把全部主机号置 1

主机位是后面 8 位，全部写 1：11111111 =255 广播地址：140.252.20.255

主机号全部为 1 → 广播地址，用于广播，不能分配给电脑

③子网范围

网络号 ~ 广播地址 → 140.252.20.0 ~ 140.252.20.255

④可用主机数量

主机位 8 位：2^8-2 = 254台减 2：扣掉【主机全 0 的网络地址】、【主机全 1 的广播地址】真正能用 IP：140.252.20.1 ~ 140.252.20.254

例子 2：子网掩码 255.255.255.240

掩码二进制：11111111.11111111.11111111.11110000

前面 28 个1：网络位
末尾 4 个0：主机位（主机号）

①求网络号（按位与 &）

IP 末尾字节68：0100 0100 掩码末尾字节240：1111 0000

复制代码

    0100 0100
&   1111 0000
------------------------------------------
    0100 0000 → 64

网络号：140.252.20.64

这里主机 4 位全部是 0，网络地址，不给主机用。

②求广播地址：全部主机号置1

网络号末尾字节：0100 0000 把后面 4 位主机号改成 1：0100 1111 =79 广播地址：140.252.20.79

主机 4 位全部是 1，广播地址，不给主机用。

③子网范围

140.252.20.64 ~ 140.252.20.79

④可用主机数量

主机位 4 位：2^4-2 =14台真正能用 IP：140.252.20.65 ~ 140.252.20.78

主机号全 0、全 1 是什么

主机号全部比特为 0 ：网络地址（网段号），用来标识这整个子网，不能分配给主机。

主机号全部比特为 1 ：广播地址，向本子网所有设备发广播数据包，不能分配给主机。

子网掩码的作用（结合两张图理解）

可以通过设置掩码二进制中 1 的个数，重新设置网络号，充分利用 IP 地址资源

同样 IP：140.252.20.68

掩码255.255.255.0（24 个 1） → 网络号140.252.20.0，子网很大，256 个 IP
掩码255.255.255.240（28 个 1） → 网络号140.252.20.64，子网很小，16 个 IP

改变掩码里面1的数量，同一个 IP 算出来的网络号直接变，子网大小就被我们人为切割 。

1 越多 → 网络位变长，主机位变短，子网就越小（即一个子网内的主机数少）。
靠子网掩码切出很多小小的子网，需要多大切多大，剩下 IP 留给别的子网使用，IP 就不会浪费 。相当于是动态的形式了，不是以前固定写死了的类别

IP 地址的数量限制

我们知道，IP 地址 (IPv4) 是一个 4 字节 32 位的正整数。那么一共只有 2 的 32 次方个 IP 地址，大概是 43 亿左右。而 TCP/IP 协议规定，每个主机都需要有一个 IP 地址。

这意味着，一共只有 43 亿台主机能接入网络么？

实际上，由于一些特殊的 IP 地址的存在，数量远不足 43 亿；另外 IP 地址并非是按照主机台数来配置的，而是每一个网卡都需要配置一个或多个 IP 地址。

CIDR 在一定程度上缓解了 IP 地址不够用的问题 (提高了利用率，减少了浪费，但是 IP 地址的绝对上限并没有增加)，仍然不是很够用。这时候有三种方式来解决：

动态分配 IP 地址：只给接入网络的设备分配 IP 地址。因此同一个 MAC 地址的设备，每次接入互联网中，得到的 IP 地址不一定是相同的；
NAT 技术 (后面会重点介绍)；
IPv6: IPv6 并不是 IPv4 的简单升级版。这是互不相干的两个协议，彼此并不兼容；IPv6 用 16 字节 128 位来表示一个 IP 地址；但是目前 IPv6 还没有普及

私有 IP & 公网 IP

私有 IP（内网 IP，局域网用）3 段固定范围

10.*
172.16.* ~ 172.31.*
192.168.*

私有 IP只能局域网内部通信，不能跑到互联网（公网）上面传输。（后面解释）

公网 IP（全局 IP）

除上面三段以外，其余全部是公网 IP。公网 IP 全世界唯一，互联网上通信必须用公网 IP。

NAT过程

核心规则：每经过一台做 NAT 的路由器，就把报文的src源IP改成这台路由器自己 WAN 口对外 IP，目的 IP 全程不变。

完整流程：

家里电脑发出原始包

电脑：192.168.1.201，访问抖音122.77.241.3

复制代码

src:192.168.1.201     dst:122.77.241.3

源是内网私有 IP。

2、经过自家家用路由器 NAT

路由器 WAN 口 IP：10.1.1.2，把源 IP 替换成 WAN 口 IP

复制代码

src:10.1.1.2      dst:122.77.241.3

私有 IP192.168.1.201从 IP 头部消失，路由器内部 NAT 表记录：哪个连接对应家里哪台主机。

3、再经过运营商路由器（又一层 NAT）

运营商路由器 WAN 口公网 IP：122.77.241.4，再次改写源 IP

复制代码

src:122.77.241.4     dst:122.77.241.3

现在报文带着公网源 IP，进入广域网发给抖音服务器。

抖音服务器收到包，只看见源是公网122.77.241.4，完全看不见原始内网192.168.1.201。

4、抖音回复报文（回程）

抖音发回来的报文：

复制代码

src:122.77.241.3    dst:122.77.241.4

目标地址是运营商公网 IP。互联网路由根据目标 IP，一定会把这个包送到这个公网 IP 所属的运营商路由器。

运营商查自己 NAT 转换表，把目标 IP 改回10.1.1.2，转发给你家路由器；你家路由器再查 NAT 表，目标改回内网192.168.1.201，内网转发交给电脑。

为什么一定要NAT 地址转换

因为内网 IP 可能重复（内网 IP 可以重复；但是同一个子网内部 IP 不能重复。）

A 家电脑：192.168.1.201；B 家电脑也可以是 192.168.1.201 ，IP 一模一样。数据包根本无法正确回送根本不知道谁是哪一个，通信直接报废。（也解释了私有 IP不能直接在公网路由转发的原因）

所以靠 NAT 转换，把重复的内网 IP 换成独一无二的公网 IP 去互联网通信

NAT 解决 IP 地址不足，体现在哪里

私有 IP 地址：可以全世界重复使用
公网 IP 地址：全世界必须唯一，不能重复

所以大量主机可以重复使用私有内网 IP，经过NAT 转换之后，一整个局域网内所有设备，共用同一个公网 IP 去访问外网 。大大节约 IP 资源，

补充：

运营商掌控上网权限 家里所有上网报文，全部先经过运营商机房路由器。

欠费：运营商直接丢弃你的报文，不让转发到公网，就上不了网。
运营商可以决定你的数据包能不能去往互联网。

报文会经过运营商设备，明文数据会被看到 你的数据包全部过运营商机房，所以如果携带有有些"敏感"信息就不能成功转到

长城技术：代指网络审查、过滤，运营商可以拦截、丢弃特定报文。

尝试理解公网

真实的网络结构非常复杂，即涉及到划分公网 IP 的组织，ICANN，还要在全球范围内进行区域划分，比如亚太，北美，欧洲等，又要考虑各个国家内部的 ISP 代理，整体拓扑非常复杂，我们简化所有过程，简单理解公网即可

把公网类比成全世界城市交通网：

最上层：俄罗斯、美国、英国等国家，各自占一个大网段（如1.0.0.0/8），国家之间靠国际骨干网相连，路由器跑 BGP 路由协议，互相交换全网路由信息。
国家内部：再拆分各个省份（陕西5.1.0.0/16、河南5.2.0.0/16、浙江5.3.0.0/16），国内骨干网互通。
省份内部：再拆各个城市（西安5.1.16.0/20、延安5.1.32.0/20）。
城市下面才是普通家庭 / 公司内网。

公网 IP 每一段，层层划分：国家→省份→城市，每一级路由器都有路由表，知道某个网段该往哪个接口转发。

问题 1：国外俄罗斯要访问目标地址：5.1.16.X

完整流程：

俄罗斯主机发包，源是俄罗斯公网 IP，目标5.1.16.X。本机掩码运算，发现目标不在本国网段，交给本国网关。
俄罗斯路由器查路由表：5.0.0.0/8属于中国，把数据包转发到国际骨干网，送到中国的国家级路由器。
中国骨干路由器：目标5.1.16.X属于5.1.0.0/16（陕西省），转发给陕西省的出口路由器。
陕西省路由器：目标5.1.16.X属于西安网段5.1.16.0/20，转发给西安的出入口路由器。
西安路由器继续转发，把数据包送到5.1.16.X这台主机。

全程：IP 源目 IP 不改变，没有 NAT，只有每一跳二层 MAC 帧头不断更换。回程报文原路返回。

问题 2：河北的报文，发往5.1.16.X

河北主机发包，目标5.1.16.X，判断不在本网段，交给河北网关。
河北路由器查路由：目标网段5.1.16.0/20属于陕西5.1.0.0/16，交给国内骨干网。
国内骨干网转发给陕西省路由器。
陕西路由器再交给西安路由器。
最终送达主机5.1.16.X。

关键点：每一级路由器只看目标 IP 的网络号 ，查表选择下一跳，不需要知道目标主机具体在哪条线下。

路由

路由表可以使用 route 命令查看
如果目的 IP 命中了路由表，就直接转发即可；
路由表里的default（缺省路由 / 默认路由）条目 ：包含下一跳网关地址 和本机发送接口。当数据包的目标 IP，和路由表里上面所有条目全都匹配不上的时候，就走这条缺省路由，从指定接口，把包发给这个下一跳网关。

路由表的 Destination 是目的网络地址，Genmask 是子网掩码，Gateway 是下一跳地址，Iface 是发送接口，Flags 中的 U 标志表示此条目有效 (可以禁用某些条目)，G 标志表示此条目的下一跳地址是某个路由器的地址，没有 G 标志的条目表示目的网络地址是与本机接口直接相连的网络，不必经路由器转发；

转发过程例 1: 如果要发送的数据包的目的地址是 192.168.56.3

跟第一行的子网掩码做与运算得到 192.168.56.0，与第一行的目的网络地址不符
再跟第二行的子网掩码做与运算得到 192.168.56.0，正是第二行的目的网络地址，因此从 eth1 接口发送出去；

转发过程例 2: 如果要发送的数据包的目的地址是 202.10.1.2

依次和路由表前几项进行对比，发现都不匹配；
按缺省路由条目，从 eth0 接口发出去，发往 192.168.10.1 路由器；
由 192.168.10.1 路由器根据它的路由表决定下一跳地址；

TCP的16 位标识 ID，3 位标志，13 位片偏移

16 位标识 ID ：同一个大 IP 数据报拆分出来的所有分片，拥有相同标识 ID；接收方靠这个 ID，把一堆分片识别成属于同一个原始报文。
3 位标志
- 最高位保留；
- DF 位：不分片位 。DF=1，路由器禁止分片，包太大直接丢弃，返回 ICMP；
- MF 位：更多分片位。MF=1：后面还有分片；MF=0：这是最后一片。
13 位片偏移 ：代表本片数据，相对于原始报文数据开头的偏移（以8 字节为单位）。接收方根据偏移，把分片按顺序拼回完整数据。

核心结论：IP 报文可以进行分片与重组 。重要：只要任意一个分片丢失，整个原始报文直接作废，全部重传。接收方不会上交残缺数据，只会等待全部分片，缺一片就组装失败。

MTU、MSS，为什么会分片

MTU（链路层最大传输单元） ：数据链路层一帧最多能承载的数据字节，以太网默认 1500 字节。
MSS（最大段大小） ：TCP 传给 IP 层的数据部分（不含报头）最大长度。 MSS = MTU − IP头部(20) − TCP头部(20) = 1460字节

MSS 只属于 TCP，和 UDP 无关。UDP 没有 MSS 概念。

分片发生过程

传输层给网络层交出大数据包，IP 总长度 > MTU (1500) ，路由器就把这个 IP 报文切割成多个分片，一个个转发。分片是网络层 (IP) 被迫做的事情，不是主流，不推荐（后面会再讲为什么不是主流）。

分片坏处：只要丢任意一片，整个报文报废，丢包概率大幅上升。

结论：过多分片，会导致丢包概率变大。

怎么减少分片？

分片发生在 IP 层；但避免分片的工作，交给传输层（TCP）做。（减少分片的本质在传输层） TCP 知道 MSS，每次交给 IP 的数据不超过 MSS (1460)，加上 IP 头 + TCP 头，整个 IP 报文刚好 1500，就不会触发 IP 分片

UDP 没有 MSS 机制，UDP 发大数据，直接交给 IP，就会触发 IP 分片。

为什么滑动窗口不一次性发大报文，要多次发呢？

所以现在看来主要原因就是为了避免IP分片，保证可靠性，二来就是如果有一段丢了，只重传丢失那一小段，不用重传全部，节省开销

怎么做到IP 分片识别、收全判断、组装？

1.怎么判断一个 IP 包是不是分片报文

两种情况代表这是分片： a. MF（更多分片）=1：后面还有别的分片，肯定是分片包。

b. MF=0，但是片偏移 > 0 ：说明这是最后一片分片，属于分片。

那什么是原始完整不分片的包：MF=0 && 片偏移=0。两个条件同时满足，代表没有被分片。

2、接收方怎么把分片归为一组，怎么判断是否全部收齐

a. 16 位标识 ID 相同的分片，说明属于同一个原始大报文，能够放到一组。

b. 判断有没有收全：必须收到MF=0 的那一片（最后分片）。只有拿到最后一片，才知道整个报文总长度。三种收不全丢包场景：

第一片丢失（片偏移 = 0 的分片丢了）
中间某一片丢失（不太好判断，看第3步组装的过程）
结尾分片丢失（MF=0 那片丢了）

只要任意一片没到，接收方就组装失败，不会上交上层，等待超时直接全部丢

3.组装（重组）过程

同一标识 ID 的全部分片，按照片偏移从小到大升序排序。
校验连续：当前分片片偏移 + 当前分片数据长度(按8字节单位) = 下一片的片偏移。（如果不连续不就相当于中间一片丢了吗）
拼接到一起，还原完整 IP 数据，交给上层传输层。

eg：

注意：片偏移单位 = 8 字节

原始 IP 数据：4000 字节，被路由器分成 3 片：

分片	片偏移 (8 字节为单位)	数据字节数	MF 标志
第 1 片	0	1480	1（还有分片）
第 2 片	185	1480	1（还有分片）
第 3 片	370	1040	0（最后一片）

换算：1480 ÷ 8 = 185

第 1 片片偏移 0，数据占 185 个 8 字节单元。
0 + 185 = 185 → 正好等于第 2 片的片偏移 185，连续。
第 2 片 1480 字节，同样 185 个单元；185+185 = 370 → 和第 3 片片偏移 370 对上。

接收方重组步骤

三个分片 ID 相同，把它们拿出来，按片偏移从小到大排：0 →185 →370。
校验连续： 0+185 =185 ✔ 185+185 =370 ✔是连续的
片偏移为0的第1片收到，加上连续所以中间也没有丢失，最后收到 MF=0 的最后一片，确认全部收齐。
直接把三段数据拼接，恢复 4000 字节完整数据，上交 TCP/UDP

丢包场景

如果第 2 片丢了：收到分片：0、370。 0+185 !=370，发现中间缺口。收不到全部分片，直接全部丢弃，不交给上层。

MSS补充：

TCP 希望发送报文段的时候，尽量避免在网络层发生 IP 分片 ，接收方也同样要保障分片处理的问题。因此 TCP 在三次握手阶段，双方会互相通告自己的 MSS ，最终取两者的最小值作为连接的 MSS。（所以一般就不会分片，即不是主流）

握手阶段就协商确定 MSS，发送方按照这个 MSS 填充数据，绝大多数情况下就不会触发 IP 分片，大大减少分片发生的概率。

注意：路径上的 MTU 是有可能动态变化的，但不影响 MSS 的基础逻辑，上层 TCP 会基于协商好的 MSS 控制报文大小。

IP网络层

Linux socket 内核结构体关系

IP网络层

ip协议和核心作用和构成

IP协议头格式

理解子网划分

网段划分

DHCP 协议

CIDR

简单计算

理解子网掩码

子网掩码的作用（结合两张图理解）

IP 地址的数量限制

私有 IP & 公网 IP

NAT过程

尝试理解公网

路由

TCP的16 位标识 ID，**3 位标志，**13 位片偏移

MTU、MSS，为什么会分片

MSS补充：

TCP的16 位标识 ID，3 位标志，13 位片偏移