网络层功能协议与IP计算

第1页第7章网络层功能协议与IP计算本章概述本章的学习目标主要内容第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“最正确〞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〔addressing〕，即为所有的主机结点和网络节点提供适宜的标识符，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TCP/IP因特网的开展道路，思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奉献。本章全面讲述网络层的功能与协议，以及IP计算技术。第3页本章的学习目标掌握网络层功能和协议理解IP分组封装原理理解ARP原理和格式掌握ICMP功能和报文的型理解IGMP功能与改进技术掌握IP根本计算掌握VLSM和CIDR技术IP地址分配方法掌握路由表分析原理第4页主要内容7.1网络层功能7.2ARP地址映射7.3Internet控制报文协议7.4互联网组管理协议IGMP7.5IP地址计算7.6路由表7.7动态主机配置协议7.8本章小结第5页7.1网络层功能

7.1.1 互联网络的需求

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假设干路径，计算某次特定的传输应该选择一条的最正确路径。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。互连网络图7-1第6页第7页LOREMIPSUMDOLORLOREM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8页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局部链路值的总和。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9页通用协议格式IP效劳模型有两局部：编址方案〔提供识别网络中所有主机的一种方法〕和传送数据报效劳模型。这种效劳模型有时候也叫做尽力效劳〔best-effort〕的，因为尽管IP尽力传送数据报，但并不保证不出错。第10页1.效劳模型IP数据报是IP的根底，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。“尽力效劳〞的意思是它不能采取任何措施从故障中恢复。有时也将这种效劳叫做不可靠效劳。第11页2.分组封装网际协议〔IP〕是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〔IP〕的目的是提供必要的功能，使每个IP分组从源发主机通过网络互联系统传递到目的地主机。IP分组也称IP数据报，它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，以下图所示的主机H1和H8是如何逻辑相连的，以及每个结点上运行的协议图，TCP和UDP等高层协议通常运行在主机的IP上面。H1和H8连接的协议图7-2第12页第13页3.IP拆分和重组在一个异构性网络的集合中，提供统一的主机到主机效劳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FDDI能接收的分组长度可到达4500字节。这样留给IP效劳模型两种选择：确保所有的IP数据报足够小，使得其适合任何网络技术的分组；或者当IP数据报对某一网络技术来说太大时，提供一种方法将分组拆分和重组第14页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〔MaximumTransmissionUnit，MTU〕，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IP数据报需要适合链路层帧的有效载荷〔payload〕。当一个主机发送一个IP数据报时，它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MTU。如果到目的地的路径中包含一个使用更小MTU的网络，那么必须进行拆分。如果传输协议支持的分组比本地MTU大，那么源主机不用拆分它。第15页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MTU比所接到的数据报小，此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〔Identify〕字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。IP并不能恢复丧失的分段。第16页例如考虑在图7-1所示的互连网的例子中，当主机H1向主机H8发送一个数据报时会发生的情况。假设两个以太网的MTU是1500字节，FDDI网络的MTU是4500字节，点到点网络的MTU是532字节，那么有一个1420字节的数据报〔20字节的IP头部加上1400字节的数据〕，从刚发送经过第1个以太网和FDDI网络不需要拆分，而在路由器R2上那么必须被拆分为3个数据报。然后这3个数据报经路由器R3转发到第2个以太网到达目的主机，如图7-3所示，每个分段本身就是一个在一系列物理网络上传送的IP数据报，独立于其他分段；每个IP数据报在它所经过的物理网络上被重新封装。图7-3IP拆分和重组第17页第18页IP拆分和重组每个数据报的头部字段可详细了解拆分进程如图7-4所示。图7-4a所示的未拆分的分组，有1400字节的数据和20字节的IP头部。当分组到达路由器R2时，R2的MTU是532字节，分组必须拆分。一个532字节的MTU中，512字节的数据跟在20字节的IP头部之后，因此第1个分段包括512字节的数据。路由器在标志〔Flags〕字段中设置M位，意思是后面还有分段，并设置偏移量〔Offset〕为0，因为本段包含原始数据报的第1局部。第19页LOREMIPSUMDOLORLOREM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Offset字段设置为64，并且M位也被置位。第3个段中是最后的376个字节数据，Offset为2×64=128。由于这是最后一段，M位不置位。在此我们注意一个小的细节，Offset字段对数据是以8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。图7-4aIP分组拆分相关字段第20页图7-4bIP拆分的分组第21页第22页主要内容7.1网络层功能7.2ARP地址映射7.3Internet控制报文协议7.4互联网组管理协议IGMP7.5IP地址计算7.6路由表7.7动态主机配置协议7.8本章小结第23页7.2ARP地址映射在网络层除了IP协议之外，还有辅助的一些网络协议。考虑两台计算机A和B共享一个物理网络的情况。每台计算机分别有一个IP地址IPA和IPB，同时有一个物理地址PA和PB。设计IP地址的目的是隐蔽低层的物理网络，允许高层程序只用IP地址工作。但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IP分组，并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24页原理TCP/IP协议设计人员采用一种创造性的方法，解决了诸如以太网这样具有播送能力物理网络的地址转换问题。为防止依赖一个映射表，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〔ARP〕。以太网帧格式定义类型域的不同参数值，以区分ARP以及相关协议，如图7-5所示。图7-5以太网帧格式中ARP协议第25页第26页LOREMIPSUMDOLORLOREM一个ARP请求分组如图7-6所示。收到播送的每个ARP模块检查请求分组中的目标IP地址，当该地址和自己的IP地址相同时，就直接发一个响应分组给源以太网地址。对应图7-6a中的ARP请求分组的响应如图7-6b所示，这个响应分组被源发计算机接收，其ARP模块将得到的目标计算机IP地址和以太网地址参加它的ARP表。如果目标计算机不存在，那么得不到ARP响应，在ARP表中也就不会有其登录项，本地IP模块将会抛弃发往这个目标地址的IP分组。图7-6ARP请求和响应分组第27页第28页ARP代理如果ARP请求是从一个网络的主机发往另一个网络上的主机，那么连接这两个网络的路由器就可以答复该请求，这个过程称作委托ARP或ARP代理(ProxyARP)。这样可以欺骗发起ARP请求的发送端，使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29页LOREMIPSUMDOLORLOREMARP代理也称作混合ARP〔promiscuousARP〕或ARP出租(ARPhack)。这些名字来自于ARP代理的其他用途：通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ARP代理，以响应一个网络到另一个网络主机的ARP请求。这种技术在过去用来隐藏一组在不同物理电缆上的主机第30页免费ARPARP另一个特性称作免费ARP(gratuitousARP)。它是指主机发送ARP查找自己的IP地址。通常，它发生在系统引导期间进行接口配置的时候。免费ARP可以有两个方面的作用，其一，主机可以通过它来确定另一个主机是否设置了相同的IP地址。主机并不希望对此请求有一个答复。但是，如果收到一个答复，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:f发送来重复的IP地址〞。这样就可以警告系统管理员，某个系统有不正确的设置。第31页LOREMIPSUMDOLORLOREM其二，如果发送免费ARP的主机正好改变了硬件地址，很可能是主机关机了，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IP地址的ARP请求，而且它已经在接收者的高速缓存中，那么就要用ARP请求中的发送端硬件地址〔如以太地址〕对高速缓存中相应的内容进行更新。第32页7.2.2ARP格式ARP又叫以太网ARP，原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7-7显示出了在以太网上使用的ARP分组格式，在其他物理网络上，地址段长度可能不同，下面对分组的各个段分别加以说明。图7-7以太网ARP/RARP分组格式第33页第34页7.2.3ATM的ARP在ATM网络中使用另一个不同的ARP过程，它不依赖于播送或LAN仿真。这个过程叫做ATMARP，是ATM模型上经典IP〔ClassicalIPoverATM〕的一局部。和LAN仿真一样，ATMARP依赖于解析地址的效劳器，它被称作ARP效劳器，它的行为描述如下。ATM模型上经典IP的一个关键的概念是逻辑IP子网〔Logical/IPSubnet，LIS〕。LIS抽象允许我们使用一个大的ATM网络，并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IP网络号。并且，正像在“经典〞IP中，在同一子网上的两个结点〔主机或路由器〕可以直接通过ATM网络通信，而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7-8所示是将一个ATM网络划分成两个LIS的例如。图7-8ATM网络第35页第36页LOREMIPSUMDOLORLOREM注意，主机H1的IP地址的网络号是10，连接左边的LIS的路由器接口的网络号也是10，而H2网络号是12，路由器右边接口的网络号也是12。这样，H1和路由器连接在同一个LIS上〔LISl0〕，而H2也和路由器连接在另一个不同的子网〔LIS12〕上。LIS模型的一个优点是我们可以将很多主机和路由器连接到一个大的ATM网络上，不需要给出它们同一个IP网络上的所有地址。这使得管理地址分配变得更容易，在不是所有连接在ATM网络上的结点都处于同一个管理实体的控制之中的情况下，LIS模型就非常有用。第37页LOREMIPSUMDOLORLOREMARP效劳器的根本工作，是使一个LIS上的结点不使用播送就能将IP地址解析为ATM地址。LIS上的每一个结点都必须配置ARP效劳器的ATM地址，使得它在自举时能建立一个到效劳器的VC〔虚电路〕。一旦它有了到效劳器的VC，结点就可以发一个注册消息给ARP效劳器，消息中包括注册结点的IP和ATM地址。这样，ARP效劳器可以建立一个包括所有LIS结点〔IP地址，ATM地址〕对的完整的数据库。第38页LOREMIPSUMDOLORLOREM一旦这些准备就绪，任何一个想要发送分组到某个IP地址的结点都能请求ARP效劳器提供相应的ATM地址。当发送结点接收到ATM地址，它就能够使用ATM信令建立一个到那个ATM地址的VC，然后发送分组。和传统的ARP一样，可以维护一个从IP到ATM的地址映射表。另外，只要有足够的通信量，结点就可以保存已建立的到那个ATM目标的VC，这样可以防止当下一个分组到达时再建立VC的延迟。第39页主要内容7.1网络层功能7.2ARP地址映射7.3Internet控制报文协议7.4互联网组管理协议IGMP7.5IP地址计算7.6路由表7.7动态主机配置协议7.8本章小结第40页7.3ICMP

7.3.1ICMP功能因特网下一个问题是如何处理过失。当IP在数据报传送受阻而想要丢弃它时，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。IP总是和另外一个叫做网际控制报文协议〔InternetControlMessageProtocol，ICMP〕配置在一起，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IP数据报时，向源主机发回的错误消息的集合。例如，ICMP定义了目标主机不能到达〔可能是链路过失〕、重组进程失败、TTL为0、IP头部校验和出错等过失消息。图7-9ICMP报文ICMP报文提供了地址掩码请求和应答、时间戳请求和应答以及不可达端口等功能。第41页第42页7.3.2ICMP报文的类型不同类型由ICMP报文中的字段和代码字段来共同决定。当发送一份ICMP过失报文时，报文始终包含IP的首部和产生ICMP过失报文的IP数据报的前8个字节。这样，接收ICMP过失报文的模块，就会根据IP数据报首部中的协议字段来判断，分析包含在IP数据报前8个字节中的TCP或UDP报文首部中的TCP或UDP端口号，并与用户进程联系起来。第43页下面各种情况都不会导致产生ICMP过失报文。1〕ICMP过失报文〔但是，ICMP查询报文可能会产生ICMP过失报文〕。2〕目的地址是播送地址或多播地址的IP数据报。3〕作为链路层播送的数据报。4〕不是IP分片的第一片。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、播送地址或多播地址。这些规那么是防止了过去允许ICMP过失报文对播送分组响应所带来的播送风暴。第44页7.3.3ICMP地址掩码请求与应答ICMP地址掩码请求用于无盘系统在引导过程中获取自己的子网掩码。系统播送它的ICMP请求报文，这一过程类似于无盘系统在引导过程中用RARP获取IP地址。无盘系统获取子网掩码的另一个方法是BOOTP协议。ICMP地址掩码请求和应答报文的格式如图7-10所示。图7-10ICMP地址掩码请求和应答报文第45页第46页LOREMIPSUMDOLORLOREMICMP报文中的标识符和序列号字段由发送端任意选择设定，这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。ICMP地址掩码应答必须是收到请求接口的子网掩码，因为多接口主机每个接口有不同的子网掩码，我们向本机IP地址和环回地址分别发送地址掩码请求，返回的地址掩码对应的都是环回地址。第47页7.3.4ICMP时间戳请求与应答ICMP时间戳请求允许系统向另一个系统查询当前的时间。返回的建议值是自午夜开始计算的毫秒数，协调的统一时间〔CoordinatedUniversalTime,UTC〕。这种ICMP报文的好处是它提供了毫秒级的分辨率，由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。ICMP时间戳请求和应答报文格式如图7-11所示。图7-11ICMP时间戳请求和应答报文第48页第49页7.3.5ICMP端口不可达过失ICMP过失报文，即端口不可达报文，它是ICMP目的不可到达报文中的一种，ICMP不可达报文的一般格式如图7-12所示。图7-12ICMP不可达报文第50页第51页LOREMIPSUMDOLORLOREMLoremipsumdolorsitamet,consecteturadipisicingelit,seddoeiusmodtemporincididuntutlaboreetdoloremagnaaliqua.Utenimadminimveniam,quisnostrudexercitationullamcolaborisnisiutaliquipexeacommodoconsequat.第52页主要内容7.1网络层功能7.2ARP地址映射7.3Internet控制报文协议7.4互联网组管理协议IGMP7.5IP地址计算7.6路由表7.7动态主机配置协议7.8本章小结第53页7.4IGMPLoremipsumdolorsitamet,consecteturadipisicingelit,seddoeiusmodtemporincididuntutlaboreetdoloremagnaaliqua.Utenimadminimveniam,quisnostrudexercitationullamcolaborisnisiutaliquipexeacommodoconsequat.第54页7.4.1IGMP功能IGMP是互联网组管理协议的简称。它是TCP/IP协议族中负责IP组播成员管理的协议，用来在IP主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。IGMP到目前为止有三个版本：IGMPv1,IGMPv2,IGMPv3。所有版本的IGMP都支持ASM〔Any-SourceMulticast，任意信源组播〕模型；IGMPv3可以直接应用于SSM〔Source-SpecificMulticast，指定信源组播〕模型，而IGMPv1和IGMPv2那么需要在IGMPSSMMapping技术的支持下才能应用于SSM模型。第55页IGMPv1报文格式如图7-13版本：版本字段包含IGMP版本标识，因此设置为1。类型：成员关系查询〔0x11〕，成员关系报告〔0x12〕。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。图7-13IGMPv1报文格式第56页第57页LOREMIPSUMDOLORLOREMIGMPv2报文格式如图7-14所示。类型：成员关系查询〔0x11〕，常规查询用于确定哪些组播组是有活泼的，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〔0x16〕。版本1成员关系报告〔0x12〕。离开组消息〔0x17〕。第58页LOREMIPSUMDOLORLOREM最大响应时间：以0.1秒为单位，默认值是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，那么应设置组的地址。在成员报告或离开组的消息中，组的地址域保存了要报告或要离开的地址。图7-14IGMPv2报文格式第59页第60页IGMPv1主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IGMP成员关系报告报文〔MembershipReportMessage〕，因此只需要其中一台路由器发送IGMP查询报文〔QueryMessage〕就足够了。这就需要有一个查询器〔Querier〕的选举机制来确定由哪台路由器作为IGMP查询器。对于IGMPv1来说，由组播路由协议〔如PIM〕选举出唯一的组播信息转发者DR〔DesignatedRouter，指定路由器〕作为IGMP查询器。图7-15IGMP查询响应示意图第61页第62页LOREMIPSUMDOLORLOREM如图7-15所示，假设HostB与HostC想要收到发往组播组G1的组播数据，而HostA想要收到发往组播组G2的组播数据，那么主机参加组播组以及IGMP查询器〔RouterB〕维护组播组成员关系的根本过程如下。〔1〕主时机主动向其要参加的组播组发送IGMP成员关系报告报文以声明参加，而不必等待IGMP查询器发来的IGMP查询报文。〔2〕IGMP查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IGMP查询报文〔目的地址为〕。第63页LOREMIPSUMDOLORLOREM〔3〕在收到该查询报文后，关注G1的HostB与HostC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HostA关注的是G2，所以它仍将以组播方式向G2发送报告报文，以宣告其属于G2。第64页LOREMIPSUMDOLORLOREM〔5〕经过以上的查询和响应过程，IGMP路由器了解到本地网段中有G1和G2的成员，于是由组播路由协议〔如PIM〕生成〔*，G1〕和〔*，G2〕组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G1或G2的组播数据经过组播路由到达IGMP路由器时，由于IGMP路由器上存在〔*，G1〕和〔*，G2〕组播转发项，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。IGMPv1没有专门定义离开组播组的报文。第65页7.4.2IGMPv2的改进与IGMPv1相比，IGMPv2增加了查询器选举机制和离开组机制。1.查询器选举机制在IGMPv1中，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PIM〕选举的指定路由器充当查询器。在IGMPv2中，增加了独立的查询器选举机制，其选举过程如下：第66页LOREMIPSUMDOLORLOREM〔1〕所有IGMPv2路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IGMP普遍组查询〔GeneralQuery〕报文〔目的地址为〕；〔2〕本地网段中的其它IGMPv2路由器在收到该报文后，将报文的源IP地址与自己的接口地址作比较。通过比较，IP地址最小的路由器将成为查询器，其它路由器成为非查询器〔Non-Querier〕；〔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OtherQuerierPresentTimer〕。在该定时器超时前，如果收到了来自查询器的IGMP查询报文，那么重置该定时器；否那么，就认为原查询器失效，并发起新的查询器选举过程。第67页2.离开组机制在IGMPv1中，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IGMPv2中，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〕发送离开组〔LeaveGroup〕报文；〔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〔Group-SpecificQuery〕报文〔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68页LOREMIPSUMDOLORLOREM〔3〕如果该网段内还有该组播组的其它成员，那么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〔MaxResponseTime〕内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；否那么，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69页7.4.3IGMPv3的改进

1.主机控制能力的增强IGMPv3在兼容和继承IGMPv1和IGMPv2的根底上，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。IGMPv3增加了针对组播源的过滤模式〔INCLUDE/EXCLUDE〕，使主机在参加某组播组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。当主机参加组播组时。第70页LOREMIPSUMDOLORLOREM假设要求只接收来自指定组播源如S1、S2、……的组播信息，那么其报告报文中可以标记为INCLUDESources〔S1，S2，……〕。假设拒绝接收来自指定组播源如S1、S2、……的组播信息，那么其报告报文中可标记为EXCLUDESources〔S1，S2，……〕。如图7-16所示，网络中存在Source1〔S1〕和Source2〔S2〕两个组播源，均向组播组G发送组播报文。HostB仅对从Source1发往G的信息感兴趣，而对来自Source2的信息没有兴趣。

图7-16指定源组的组播流路径第71页第72页LOREMIPSUMDOLORLOREM如果主机与路由器之间运行的是IGMPv1或IGMPv2，HostB参加组播组G时无法对组播源进行选择，因此无论HostB是否需要，来自Source1和Source2的组播信息都将传递给HostB。当主机与路由器之间运行了IGMPv3之后，HostB就可以要求只接收来自Source1、发往G的组播信息〔S1，G〕，或要求拒绝来自Source2、发往G的组播信息〔S2，G〕，这样就只有来自Source1的组播信息才能传递给HostB了。第73页2.查询和报告报文功能的增强携带源地址的查询报文IGMPv3不仅支持IGMPv1的普遍组查询和IGMPv2的特定组查询，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74页包含多组记录的报告报文IGMPv3报告报文的目的地址为，可以携带一个或多个组记录。在每个组记录中，包含有组播组地址和组播源地址列表。组记录可以分为多种类型，如下：IS_IN，IS_EX，TO_IN，TO_EX，ALLOW，BLOCK。第75页7.4.4IGMPSSMMappingIGMPSSMMapping通过在路由器上配置SSM静态映射规那么，从而为运行IGMPv1或IGMPv2的接收者主机提供对SSM模型的支持。SSM模型要求在接收者主机所在的网段，路由器能够了解主机参加组播组时所指定的组播源。如果接收者主机上运行的是IGMPv3，那么可以在IGMPv3的报告报文中直接指定组播源的地址；如果某些接收者主机只能运行IGMPv1或IGMPv2，。这种情况下需要通过在路由器上配置IGMPSSMMapping功能，将IGMPv1或IGMPv2报告报文中所包含的〔*，G〕信息映射为〔G，INCLUDE，〔S1，S2...〕〕信息。图7-17IGMPSSMMapping组网图第76页第77页LOREMIPSUMDOLORLOREM在SSM网络中，HostA、HostB和HostC上分别运行IGMPv1、IGMPv2和IGMPv3，如图7-17所示。在不允许将HostA和HostB升级为IGMPv3的情况下，假设要为HostA和HostB也提供SSM组播效劳，那么需在RouterA上使能IGMPSSMMapping并配置相应的映射规那么。配置完成后，当RouterA收到来自主机的IGMPv1或IGMPv2报告报文时，首先检查该报文中所携带的组播组地址G，然后根据检查结果的不同分别进行处理。如果G不在SSM组地址范围内，那么提供ASM组播效劳。如果G在SSM组地址范围内执行如下处理。第78页LOREMIPSUMDOLORLOREM假设RouterA上没有G对应的IGMPSSMMapping规那么，那么无法提供SSM组播效劳，丢弃该报文；假设RouterA上有G对应的IGMPSSMMapping规那么，那么依据规那么将报告报文中所包含的〔*，G〕信息映射为〔G，INCLUDE，〔S1，S2...〕〕信息，可以提供SSM组播效劳。IGMPSSMMapping不对IGMPv3的报告报文进行处理。第79页7.4.5IGMPProxying在一些简单的树型网络拓扑中，边缘设备上并不需要运行复杂的组播路由协议〔如PIM〕，可以通过在这些设备上配置IGMPProxying〔IGMP代理〕功能，使其代理下游主机来发送IGMP报文及维护组成员关系，并基于该关系进行组播转发。在上游设备看来，配置了IGMPProxying功能的设备〔称为IGMP代理设备〕不再是一个PIM邻居，而只是一台主机。

图7-18IGMPProxying组网图第80页第81页LOREMIPSUMDOLORLOREMIGMPProxying中定义了以下两种接口类型，如图7-18所示,。上行接口：又称代理接口，指IGMP代理设备上运行IGMPProxying功能的接口，即朝向组播分发树树根方向的接口。由于该接口执行IGMP协议的主机行为，因此也称为主机接口〔HostInterface〕。下行接口：指IGMP代理设备上除上行接口外其它运行IGMP协议的接口，即背向组播分发树树根方向的接口。由于该接口执行IGMP协议的路由器行为，因此也称为路由器接口〔RouterInterface〕。第82页LOREMIPSUMDOLORLOREMIGMP代理设备上维护着一个组成员关系数据库将所有下行接口维护的组成员关系记录都存到这个数据库中。组成员关系记录的结构每条记录都是各下行接口上具有相同组地址的成员关系记录的合集。上行接口正是依据这个数据库来执行主机行为，当收到查询报文时根据当前数据库状态响应报告报文，或者当数据库变化时主动发送报告或离开报文；而下行接口那么执行路由器行为，参与查询器的选举、发送查询报文并根据报告报文维护组成员关系等。第83页LOREMIPSUMDOLORLOREM硬件地址长度，硬件地址的字节数，对于以太网，此值是6。协议地址长度，高层协议地址的长度，对于IP，此值等于4。操作，指明该ARP分组是用于ARP请求〔1〕，ARP响应〔2〕，RARP请求〔3〕或RARP响应〔4〕。第84页主要内容7.1网络层功能7.2ARP地址映射7.3Internet控制报文协议7.4互联网组管理协议IGMP7.5IP地址计算7.6路由表7.7动态主机配置协议7.8本章小结第85页7.5IP计算全局地址全局唯一性是一个编址方案所应提供的首要特性。以太网的地址是全局唯一的，但是对一个大的互连网络的编址方案来说还不够。以太网的地址是平面的，意思是说没有结构，且几乎不对路由协议提供线索。而IP地址是层次的〔hierarchical〕，即分为几个局部，对应互连网络的某种层次结构。第86页LOREMIPSUMDOLORLOREM更确切地说，IP地址由两局部组成：网络地址和主机地址。这是一个互连网络的逻辑结构，由多个互连的网络组成。IP地址的网络局部指出主机连接着哪个网络，所有连到同一网络上的主机的IP地址的网络局部相同，IP地址的主机局部唯一地识别该特定网络中的每个主机。第87页1.IP地址的作用我们最初的出发点也许是用一个互联网地址标识一台主机，但实际上这样讲并不确切。在一个地址既包括一个网络标识又包括一个主机标识的猜况下，考虑一个连接到两个物理网络的网关，如何为它分配单个IP地址呢。实际上我们做不到，有两条或两条以上物理连接的计算机称作多归宿主机〔Multi-homedHosts〕。多归宿主机和网关需要多个IP地址。每个地址对应该机器的一条网络连接.第88页2.特殊地址网络地址，按照惯例，主机地址局部等于零的IP地址从不分配给单个主机，主机地址局部等于零的IP地址称为当前网络的网络地址。第89页LOREMIPSUMDOLORLOREM网络播送地址，IP寻址机制的另一个显著优点，是包含一个播送地址并用于网络上所有主机，按照标准，主机地址位全1组成的地址编号，保存为当前网络的播送地址。在技术上，这种播送地址称作定向播送地址，因为它同时包含一个有效的网络标识和播送标识。定向播送地址在互联网上的任何场点都可以得到无二义性的解释，因为它唯一地标识了目标网络，也规定了在那个网络上的播送。定向播送地址允许一个远程系统发送单个IP分组在指定的网络上播送。第90页LOREMIPSUMDOLORLOREM播送地址，从寻址的观点来看，定向播送的主要缺点是它需要知道目标网络地址。还有另一种形式的播送地址，称为有限播送地址或本地网络播送地址。它为本地网络提供一种与分配的IP地址无关的播送地址。本地网络播送地址由32个1构成，因此有时也称全1地址。作为启动过程的一局部，主机可以使用本地网络播送地址，获知它的IP地址或本地网络的IP地址。然而，主机一旦知道了本地网络确实切IP地址，就应该使用定向播送。作为一种规那么，TCP/IP协议将播送限于尽可能小的范围内的主机集合。第91页LOREMIPSUMDOLORLOREM环回地址，A类网络地址是为回送保存的，用于本地机器上的测试和进程间通信，当任何程序使用回送地址发送数据时，计算机中的协议软件就将数据返回，不在任何网络上传输。发往网络号为127的地址的一个IP分组应该永远不会在任何网络上出现。而且一台主机或网关永远不会为网络号127传播路由选择或可达性信息。如图7-19所示，是实际使用的特殊形式的IP地址。图7-19特殊IP地址第92页第93页7.5.2IP地址子网掩码互联网是由许多小型网络构成的，每个网络上都有许多主机，这样便构成了一个有层次的结构。IP地址在设计时就考虑到地址分配的层次特点，将每个IP地址都分割成网络号和主机号两局部，以便于IP地址的寻址操作。ABC类IP地址的网络地址和主机地址所占位数是不同的，需要通过子网掩码来区分区分。子网掩码的作用是屏蔽IP地址的特定区域，将IP地址划分成网络地址和主机地址两局部。第94页默认子网掩码子网掩码不能单独存在，它必须结合IP地址一起使用。对于ABC三类类IP地址默认分配的子网掩码每段只有255或0。A类的默认子网掩码，B类的默认子网掩码，C类的默认子网掩码第95页默认子网掩码二进制因此A、B、C三类IP地址默认子网掩码的十进制和二进制的表现形式如下。A类默认子网掩码，B类默认子网掩码，C类默认子网掩码，第96页子网掩码特点这是其实，还有好多种子网掩码，只要是一串连续的1和一串连续的0都符合标准。例如，这也是一段合法的子网掩码。子网掩码决定的是一个子网的计算机数目，计算机公式是2的m次方，其中，我们可以把m看到是后面的多少颗0。如转换成二进制，那就是，后面有8颗0，那m就是8，这个子网掩码可以容纳2的8次方数量的电脑，也就是256台，但是有两个IP是不能用的，最后一段不能为0和255，减去这两台，就是254台。不能作为IP使用的地址，准确的说应该是主机地址段不能全“0〞或全“1〞，之前在特殊IP地址说明了这个问题。第97页LOREMIPSUMDOLORLOREM子网掩码用来确定一个网络层IP地址哪一局部是网络段，哪一局部是主机段，连续“1〞的局部代表网络地址，掩码为连续“0〞的局部代表主机地址。子网掩码的作用就是获取主机IP的网络地址信息，用于区别主机通信不同情况，由此选择不同路径。遵循TCP/IP协议的网络只有通过子网掩码，才能说明一台主机所在的子网与其他子网的关系，使网络正常工作。第98页7.5.3IP地址计算公式Internet中的计算机都需要IP地址，地址计算是为了分析一个IP地址所附属的网络地址和主机地址，点分十进制数表示的IP地址计算公式如下。IP地址={网络地址，主机地址}网络地址=IP地址“与操作〞子网掩码主机地址=IP地址-网络地址第99页LOREMIPSUMDOLORLOREM例如：计算，子网掩码：的网络地址和主机地址IP地址的二进制地址是计算方法是将IP地址和子网掩码，每段转化成8位二进制数值，四段共计32位，之后要把IP和子网掩码的按位执行AND“与操作〞即可。AND“与操作〞的规那么：0和1＝00和0＝01和1＝1第100页LOREMIPSUMDOLORLOREM例如：“与操作〞，先转换为二进制，然后AND每一位。IP地址子网掩码AND结果第101页LOREMIPSUMDOLORLOREM结果转换为十进制，这就是的网络标识，再将子网掩码反取。子网掩码

的二进制地址按位取反，与IP地址二进制地址AND得出结果，，转换为十进制，即就是的主机标识。第102页LOREMIPSUMDOLORLOREM判断不同的IP地址是否属于同一网段，只需要判断网络标识是否相同即可。对于传统的ABC三类IP地址，分析变得简单了。A类只需要分析第一段；B类分析第一、二段；C类需要算第一、二、三段。第103页7.5.4IP私有地址通过之前IP地址计算公式，可以方便计算ABC三类地址的范围，通过分析之前描述的IP特殊地址，可以深入分ABC三类地址支持的网络和主机数量，并对IP的特殊地址有更加清晰的理解。网络地址，IP地址网络位段的数值，IP地址主机位段全为“0〞。主机地址，IP地址网络位段全为“0〞，IP地址主机位段的数值。本网播送地址：IP地址网络位段的数值，IP地址主机位段全为“1〞。第104页LOREMIPSUMDOLORLOREMA类地址范围，。A类地址的私有地址，，地址范围。A类地址保存地址，是，用做循环测试用的。B类地址范围，。B类地址的私有地址，。B类地址保存地址，是保存地址。如果IP地址设置为“自动获取IP地址〞，而网络上又没有找到可用的DHCP效劳器，有时机得到保存地址其中的一个IP。第105页LOREMIPSUMDOLORLOREMC类地址范围，。C类地址的私有地址，，地址范围。C类地址没有安排保存地址。D类地址范围：E类地址范围：第106页子网划分为了提高IP地址的使用效率，引入了子网的概念。分割子网的重点便是让每个子网拥有一个独一无二的子网地址〔SubnetAddress〕，以此识别子网。由于企业分配到的网络地址是无法变动的，因此，如果要分割子网的话，必须从主机地址“借用〞前面几个Bit作为子网地址。原先的网络地址加上子网地址便可用来识别特定的子网。这样IP地址就由二级地址变为三级地址，IP地址={网络号地址，子网地址，主机地址}第107页1.新计算公式网络规划经常需求将一个网络分为假设干子网，子网划分实际是根据需求向原主机位段“借位〞，之后产生新的子网掩码，新子网掩码与原子网掩码的长度变化作为子网地址，因此，之前的网络地址、主机地址、和新的子网地址的计算公式需要更新。网络地址=IP地址“与操作〞原子网掩码。网络地址+子网地址=IP地址“与操作〞新子网掩码。主机地址=IP地址-〔网络地址+子网地址〕。子网地址=〔网络地址+子网地址〕-网络地址。第108页2.子网划分与掩码的关系子网划分就是计算符合条件的新子网掩码，计算步骤如下。〔1〕将要划分的子网数目转换为2的m次方。如要划分6个子网，m=log28=3。〔2〕取上述要划分子网数的2的m次方的幂。如23，即m=3。〔3〕将上一步确定的幂m按高序占用主机地址m位后转换为十进制。如m为3那么是11100000，转换为十进制为224，即为最终确定的子网掩码。如果是C类网，那么子网掩码为255.255.255.224；如果是B类网，那么子网掩码为255.255.224.0；如果是C类网，那么子网掩码为255.224.0.0。第109页LOREMIPSUMDOLORLOREM在这里，子网个数与占用主机地址位数有如下等式成立：2m=n。其中，m表示占用主机地址的位数；n表示划分的子网个数。根据这些原那么，将一个C类网络分成4个子网。假设我们用的网络号为210.46.97.0，那么该C类网内的主机IP地址就是210.46.97.1-210.46.97.254现将网络划分为4个局部，按照以上步骤：4=22，取22的幂，即2，那么二进制为11，占用主机地址的高序位即为11000000，转换为十进制为192。这样就可确定该子网掩码为：255.255.255.192，四个子网的IP地址范围。第110页LOREMIPSUMDOLORLOREM子网一的十进制地址范围，210.46.97.1-210.46.97.62，二进制地址范围如下。11010010.00101110.01100001.00000001-11010010.00101110.01100001.00111110，子网二的十进制地址范围，210.46.97.65-210.46.97.126，二进制地址范围如下。11010010.00101110.01100001.01000001-11010010.00101110.01100001.01111110，第111页LOREMIPSUMDOLORLOREM子网三的十进制地址范围，210.46.97.129-210.46.97.190，二进制地址范围如下。11010010.00101110.01100001.10000001-11010010.00101110.01100001.10111110，子网四的十进制地址范围，210.46.97.193-210.46.97.254，二进制地址范围如下。11010010.00101110.01100001.11000001-11010010.00101110.01100001.11111110，第112页LOREMIPSUMDOLORLOREM在此列出A类网络子网数目与子网掩码的转换表。特别需要注意的是，表中直观地展示了子网掩码的位数与提供子网数量的关系。但是，子网划分的实际应用中，A类地址子网数目与子网掩码第113页第114页LOREMIPSUMDOLORLOREM子网划分常见的例如：电子工程学院新建4个机房，每个房间有25台机器，给定一个网络地址空间：192.168.10.0，现在需要将其划分为4个子网。192.168.10.0是一个C类的IP地址的网络地址，标准掩码为：255.255.255.0，IP地址和子网掩码二进制和十进制的表示，如图7-20所示。图7-20IP地址、子网掩码的二进制和十进制的关系第115页第116页LOREMIPSUMDOLORLOREM要划分为4个子网必然要向最后的8位主机号借位。例如需求：4个机房，每个房间有25台机器，那就是需要4个子网，每个子网下面最少25台主机。考虑扩展性，一般机房能容纳机器数量是固定的，建设好之后向机房增加机器的情况较少，增加新机房〔新子网〕情况较多。考虑主机或子网最后的结果都是相同的，但如果要组建不同规模网络的时候，要根据情况采用不同的计算角度。例如依据子网内最大主机数来确定借几位。使用公式2n-2>=最大主机数，2n-2>=25，25-2=30>=25，所以主机位数n为5，相对应的子网需要借3位，掩码为255.255.255.224，如图7-21所示。图7-21子网借位第117页第118页LOREMIPSUMDOLORLOREM确定了子网局部，后面就简单了，前面的网络局部不变，看最后的这8位得到6个可用的子网地址，如图7-22所示。

图7-22子网地址空间第119页第120页LOREMIPSUMDOLORLOREM将借位之后的子网，全部转换为点分十进制表示，如表7-3所示。表7-3子网空间二进制和十进制转换表第121页第122页LOREMIPSUMDOLORLOREM得出了所有子网的网络地址，每个子网的主机地址，就是主机局部的任意变化的所有值，除了两个地址不可用。其一，在一个网络中主机地址全为0的IP是网络地址，其二，全为1的IP是网络播送地址。所以我们的子网地址和子网主机地址如表7-4所示。表7-4子网空间主机范围第123页第124页7.5.6VLSM和CIDRRFC1878中定义了可变长子网掩码〔VariableLengthSubnetMask，VLSM〕。VLSM可以对子网进行层次化编址，这种高级的IP寻址技术允许网络管理员对已有子网进行划分，以便最有效的利用现有的地址空间。VLSM规定了如何在一个进行了子网划分的网络中的不同局部使用不同的子网掩码。这对于网络内部不同网段需要不同大小子网的情形来说非常有效。第125页LOREMIPSUMDOLORLOREM无类别域间路由选择CIDR〔ClasslessInterDomainRouting〕是一种为解决地址耗尽而提出的一种措施。它是将好几个IP网络结合在一起，使用一种无类别的域际路由选择算法，可以减少由核心路由器运载的路由选择信息的数量。CIDR采用8-30位可变网络ID，而不是采用ABC类网络ID所用的固定的8、16和24位表示网络。第126页LOREMIPSUMDOLORLOREMCIDR可以用来做IP地址汇总〔或称超网，Supernetting〕。在未作地址汇总之前，路由器需要对外声明所有的内部网络IP地址空间段。这将导致Internet核心路由器中的路由条目非常庞大〔接近10万条〕。采用CIDR地址汇总后，可以将连续的地址空间块总结成一条路由条目。路由器不再需要对外声明内部网络的所有IP地址空间段。这样，就大大减小了路由表中路由条目的数量。第127页主要内容7.1网络层功能7.2ARP地址映射7.3Internet控制报文协议7.4互联网组管理协议IGMP7.5IP地址计算7.6路由表7.7动态主机配置协议7.8本章小结第128页7.6路由表路由选择是网络层的重要技术，交换机或路由器都需要知道分组的目的地址，然后决定哪一个输出端口是将分组传送到那个目的地址的最好选择。交换机通过查询转发表来做这个决定，路由器那么需要路由表。路由选择最根本的问题是，交换机和路由器怎样获得转发表和路由表中的信息。第129页LOREMIPSUMDOLORLOREM路由表，是由路由选择算法建立的一张表，作为转发表的前身。它通常包含从网络号到下一跳点的映射。它还包含如何得到这些信息的信息，以便路由器能够决定应该何时丢弃某些信息。总之，路由表记录目标IP网络地址与路由器接口关系，以及经过本路由器的下一跳到达的具体IP地址。，而转发表那么包含如何转发一个分组到下—跳确实切信息，记录MAC地址与物理接口的关系。第130页7.6.1路由表根底

1.路由表功能当一台主机接收了一个IP分组，将面对两种包的选择。一种IP包的目的端点就是这个节点本身；另一种包的目的端点为别的节点。节点通过比较自己的IP地址和IP包中的目的地址，判断自己是否是目的端点。如果IP包的目的地址和节点的某一个IP地址一样，那么这个节点就是该包的目的节点。被目的节点接收下来的包就不再进行转发了，而是根据IP报头中的协议类型域送交相应的高层协议处理。第131页LOREMIPSUMDOLORLOREM当节点收到一个不以它为目的节点的包时，这个节点必须决定向哪里转发这个包，以使该包离目的节点更近一些，这就称为“作出一个转发决策〞或“为一个包选路由〞。路由定义成一种以表的形式组织的软件数据结构，利用这个表，节点可以为那些目的节点不是自己的包作出一个转发决策。每一个IP节点，无论是主机还是路由器，都需要一个路由表来作转发决策，而且它需要为发送的每一个包作转发决策。第132页LOREMIPSUMDOLORLOREM路由表中的每一项，简单地说也就是一条路由，至少包括4个域:目的地址〔Target〕、前缀长度〔Prefix-Length〕、下一跳地址〔NextHop〕以及端口〔Interface〕。当节点需要转发一个IP包时，它就在路由表中查找目的地址、前缀长度这两列与IP报头中的目的IP地址域相匹配的那一项。如果发现确实存在匹配的项，就将数据包从路由表中该项所指示的端口转发到下一跳节点。所谓路由表的表项与IP包相匹配是指，将该表项中的目的地址与数据包中的IP目的地址从左向右逐个比特地比较，相同比特的数目大于或等于前缀长度所指示的值。节点路由表表项中的下一跳地址可能取两种值：如果目的地址与该节点无直连链路，那么下一跳地址的取值为能够到达目的地址的一台路由器的IP地址；否那么，下一跳地址就取一个特殊的值，以表示目的地址与节点的某一条链路直接相连。如果存在多个匹配的表项，节点根据IP规定的特定原那么选择一项作为路由，即选择前缀长度最长的那一个表项。第133页2.路由表三类根本表项〔1〕特定主机路由是前缀长度为32比特的路由表表项。从名字可以看出，特定主机路由只能匹配一个特定的IP目的地址，也就是该路由中目的地址这一列规定的IP地址。〔2〕网络前缀路由是前缀长度为1-31比特的路由表项。从名字可以看出，对于目的IP地址的网络前缀与该路由中目的地址的网络前缀局部一样的IP包来说，该路由都是匹配的路由。〔3〕缺省路由是前缀长度为0比特的路由表项。从名字可以看出，缺省路由可以匹配所有的IP包。然而，根据“最长匹配前缀〞原那么，只有在特定主机路由和网络前缀路由与IP包的目的IP地址都不匹配时才可能采用缺省路由。第134页3.路由匹配原那么〔1〕如果存在一条特定主机路由与数据包的目的IP地址相匹配，那么必须首先选用这条路由，而不选用路由表中的任何网络前缀路由。〔2〕如果存在一条网络前缀路由与IP包的目的IP地址的网络前缀相匹配，那么必须选用这条路由，而不选用路由表中的缺省路由或前缀长度较短的任何网络前缀路由。〔3〕在没有相匹配的特定主机路由或网络前缀路由时，如果存在一条或多条缺省路由，那么可以采用缺省路由中的任一条来转发数据包。〔4〕如果前面几条都不成立〔即根本没有任何匹配路由〕，就宣告路由错误，并向数据包的源端发送一条ICMPUnreachable消息。第135页7.6.2路由表生成从根本上说，节点路由表的表项可通过三种方式生成。静态生成：手工配置。动态生成：可以通过接收ICMP重定向报文〔Redirects〕。动态生成：通过路由协议自动交换路由信息。第136页1.静态配置路由表项许多节点的路由表是由它们的主要用户或网络管理人员手工配置成的。通常配置成两种路由，其一，目的地