TCPIP协议第11章UDP：用户数据报.ppt

1、第11章UDP：用户数据报协议,重点：UDP的工作原理、 IP分片 难点：IP分片、寻找MTU 课时：3 课型：理论课 教学方法与手段：多媒体，演示。,目录： 11.1 引言 11.2 UDP首部 11.3 UDP检验和 11.4 一个简单的例子 11.5 IP分片 11.6 ICMP不可达差错（需要分片） 11.7 用Traceroute确定路径MTU 11.8 采用UDP的路径MTU发现 11.9 UDP和ARP之间的交互作用 11.10 最大UDP数据报长度 11.11 ICMP源站抑制差错 11.12 UDP服务器的设计 11.13 小结,11.1 引言,U D P是一个简单的面向数据

2、报的运输层协议：进程的每个输出操作都正好产生一个U D P数据报，并组装成一份待发送的I P数据报。 U D P数据报封装成一份I P数据报的格式如图11 - 1所示。RFC 768 Postel 1980 是U D P的正式规范。,U D P不提供可靠性：它把应用程序传给I P层的数据发送出去，但是并不保证它们能到达目的地。 应用程序必须关心I P数据报的长度。如果它超过网络的M T U，那么就要对I P数据报进行分片。如果需要，源端到目的端之间的每个网络都要进行分片。U D P数据报封装成一份I P数据报的格式如图11 - 1所示。,11.2 UDP首部,U D P首部的各字段如图11 -

3、 2所示。,冗余信息,U D P长度=U D P首部+U D P数据(字节)。 =IP数据报全长-I P首部的长度 该字段的最小值为8字节（发送一份0字节的U D P数据报是O K）。如图3 - 1所示）。,演示,打开wireshark 软件,打开QQ聊天.pcap,过滤“to=17” 分析任意UDP报文的长度的两种读取方式。,端口号表示发送进程和接收进程。 在图1 - 8中，我们画出了T C P和U D P用目的端口号用来分用来自I P层的数据的过程。 由于I P层已经把I P数据报分配给T C P或U D P（根据I P首部中协议字段值），因此T C P端口号由T C P来查看

4、，而U D P端口号由U D P来查看。T C P端口号与U D P端口号是相互独立的。,11.3 UDP检验和,U D P检验和覆盖U D P首部和U D P数据。U D P和T C P在首部中都有覆盖它们首部和数据的检验和。U D P的检验和是可选的，而T C P的检验和是必需的。 U D P检验和计算方法：把U D P数据报（包括伪首部+首部+UDP 数据）的若干个16 bit字相加。若 U D P数据报的长度为奇数字节，则在最后增加填充字节0。若为偶数字节，则不用加0。,其次， U D P数据报包含一个1 2字节长的伪首部，它是为了计算检验和而设置的。如图11 - 3所示。 尽管U D

5、 P检验和是可选的，但是它们应该总是在用。,C0 a8 01 69 C0 a8 01 65 00 11 00 09 05 de 05 d5 00 09 00 00 00 00 二进制反码求和运算结果正是700A,演示,长度排序后任选一个短小报文进行校验和字段的验证计算。,11.3.1 tcpdump输出 略 为了得到U D P首部中的检验和，作者在t c p d u m p程序中增加了一个选项，如果打印出的值为0，说明发送端没有计算检验和。 测试网络上三个不同系统的输出如图11 - 4所示。自编的s o c k程序（附录C），发送一份包含9个字节数据的U D P数据报给标准回显服务器。,以上例

6、子中,三个系统中有两个打开了U D P检验和选项,因为其chksum不为0) 送出的数据报与收到的数据报具有相同的检验和值（分别为6e3b 和6e74）。 现有系统均打开U D P检验和选项。起码用“udp.checksum=0”过滤毫无结果。 “相同的检验和值”是在本书特定的自编回显命令下出现的情况。实际网络环境中并不多见。该例子仅为了说明二进制反码求和运算的检验方法有其漏洞存在。,U D P检验和是简单的16 bit和。它检测不出交换两个16 bit的差错。（因为是简单16位相加，所以，两个16bit交换后，值仍相等,所以无法查出来。）,11.3.2 一些统计结果 对一个繁忙的N F S服

7、务器上所发生的不同检验和差错进行的统计，时间持续了4 0天。统计数字结果如图11 - 5所示。 最后一列是每一行的大概总数，因为以太网和I P层还使用其他的协议。(如以太网还要使用A R P协议;IP层除了UDP和TCP外,ICMP也用I P传送数据。),注意， T C P发生检验和差错的比例与U D P相比要高得多。这很可能是因为在该系统中的T C P连接经常是“远程”连接（经过许多路由器和网桥等中间设备），而U D P一般为本地通信。 从最后一行可以看出，不要完全相信数据链路（如以太网，令牌环等）的C R C检验。应该始终打开端到端的检验和功能。 如果你的数据很有价值，也不要完全相信U D

8、 P或T C P的检验和，因为这些都只是简单的检验和，不能检测出所有可能发生的差错（如易位错误）。,11.4 一个简单的例子,用自己编写的s o c k （附录C）程序生成一些可以通过t c p d u m p观察的U D P数据报： bsdi % sock -v -u -i -n4 svr4 discard connected on 5.1108 to 4.9 bsdi % sock -v -u -i -n4 -w0 svr4 discard connected on 5.1110 to 4.9,

9、- v:用v e r b o s e(详情)模式来观察e p h e m e r a l端口号， - u:指定用U D P,而不是TCP - I:用源模式来发送数据 n 4:输出4份数据报（默认条件下为1 0 2 4）， s v r 4:目的主机。 1 0 2 4:每次写操作的输出长度取默认值 - w 0:写长度为0的数据报。两个命令的t c p d u m p输出结果如图11 - 6所示。,从以上显示可以看出: 有4份1 0 2 4字节的数据报，接着有4份长度为0的数据报。每份数据报间隔几毫秒（输入第2个命令花了4 1秒的时间）。 在发送第1份数据报之前，发送端和接收端之间没有任何通信。 当

10、收到数据时，接收端没有任何确认。在这个例子中，发送端并不知道另一端是否已经收到这些数据报。,每次运行程序时，源端的U D P端口号都发生变化。第一次是11 0 8，然后是111 0。 why,11.5 IP分片,物理网络层一般要限制每次发送数据帧的最大长度。任何时候I P层接收到一份要发送的I P数据报时，它要判断向本地哪个接口发送数据（选路），并查询该接口以获得其M T U。 I P把M T U与数据报长度进行比较，如果超过MTU则进行分片。 分片可以发生在原始发送端主机上，也可以发生在中间路由器上。,分片以后，只有到达目的地才进行重新组装。 重新组装由目的端的I P层来完成，其目的是使分片

11、和重新组装过程对运输层（TCP和UDP）是透明的，除了某些可能的越级操作外。 已经分片过的数据报有可能会再次分片（可能不止一次）。 I P首部中包含的数据（如标识字段和片偏移）为分片和重新组装提供了足够的信息。,首 部,0,4,8,16,19,24,31,版 本,标志,生 存 时 间,协 议,标 识,区 分 服 务,总 长 度,片 偏 移,填 充,首 部 检 验 和,源 地 址,目 的 地 址,可 选 字 段 （长 度 可 变）,位,首部长度,数 据 部 分,固 定 部 分,可变 部分,标志(flag) 占 3 位，目前只有后两位有意义。 标志字段的最低位是 MF (More Fragment

12、)。 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 (Dont Fragment) 。 只有当 DF 0 时才允许分片。,首 部,0,4,8,16,19,24,31,版 本,标志,生 存 时 间,协 议,标 识,总 长 度,片 偏 移,填 充,首 部 检 验 和,源 地 址,目 的 地 址,可 选 字 段 （长 度 可 变）,位,首部长度,数 据 部 分,固 定 部 分,可变 部分,区 分 服 务,偏移 = 0/8 = 0,偏移 = 0/8 = 0,偏移 = 1400/8 = 175,偏移 = 2800/8 = 350,1400,2800,3799,

13、2799,1399,3799,需分片的 数据报,数据报片 1,首部,数据部分共 3800 字节,首部 1,首部 2,首部 3,字节 0,数据报片 2,数据报片 3,1400,2800,字节 0,【例】 IP 数据报分片,I P首部中，下面这些字段用于分片过程： 标识字段：对于发送端发送的每份I P数据报来说，其标识字段都包含一个唯一值。该值在数据报分片时被复制到每个片中。 标志字段：用其中一个比特来表示“更多的片”。除了最后一片外，其他每个组成数据报的片都要把该比特置1。 片偏移字段：指的是该片偏移原始数据报开始处的位置。,标志字段：标志字段中有一个比特称作“不分片”位。如果将这一比特置1，I

14、 P将不对数据报进行分片。相反把数据报丢弃并发送一个I C M P差错报文给起始端。 当I P数据报被分片后，每一片都成为一个分组，具有自己的I P首部，并在选择路由时与其他分组独立。这样，当数据报的这些片到达目的端时有可能会失序，但是在I P首部中有足够的信息让接收端能正确组装这些数据报片。,尽管I P分片过程看起来是透明的，但有一点让人不想使用它：即使只丢失一片数据也要重传整个数据报。 因为I P层本身没有超时重传的机制由更高层来负责超时和重传。当来自T C P报文段的某一片丢失后，T C P在超时后会重发整个T C P报文段，该报文段对应于一份I P数据报。没有办法只重传数据报中的一个数

15、据报片，只能传送所有的数据报。,事实上，如果对数据报分片的是中间路由器，而不是起始端系统，那么起始端系统就无法知道数据报是如何被分片的。就这个原因，经常要避免分片。 讨论，为什么要避免分片？,可依据标志字段中间的一位是 DF (Dont Fragment) 。只有当 DF 0 时才允许分片。来避免多次分片的情况。 避免分片更合理的解释是：虽然 IP 的这个特性考虑了网络层的独立性，但它也会长时间占用处理器并占用大量内存，进而对 IP 路由器的性能产生实质性的影响。因此，包括 Internet 在内的现代 IP 网络都通过以下方法避免由路由器对 IP 包进行分段：,现代 IP 网络都通过以下方法

16、避免由路由器对 IP 包进行分段： 发送基于 UDP 的通信时，将 UDP 消息的最大大小设置为足够小，以防止 IP 路由器进行分段。 发送基于 TCP 的通信时，将 IP 报头中的“不分段”(DF) 标记设置为 1，阻止 IP 路由器对 TCP 数据段进行分段。 当 TCP 对等方建立 TCP 连接时，它们会交换各自的 TCP 最大段大小 (MSS) 值。TCP 对等方会使用这两个 MSS 值中的较小值来建立 TCP 连接。以前，主机的 MSS 值是 MTU 减去用于 IP 和 TCP 报头的 40 字节。但是，为了支持额外的 TCP 选项（如时间戳和可选确认），典型的 TCP 和 IP 报

17、头可增至 52 字节或更多字节。,当路由器必须将 IP 包分段但又因 DF 标记设置为 1 而不能分段时，路由器可采用以下任一种方式： 发送符合 RFC 792 中最初定义的“ICMP Destination Unreachable-Fragmentation Needed and DF Set”消息，然后丢弃该包。原始消息格式中不包含有关转发失败的链路的 IP MTU 的信息。 发送符合 RFC 1191 中重新定义的“ICMP Destination Unreachable-Fragmentation Needed and DF Set”消息，然后丢弃该包。此新消息格式包含一个 MTU 字

18、段，可指出转发失败的链路的 IP MTU。 RFC 1191 定义了路径 MTU (PMTU) 发现，它使得成对的 TCP 对等方能够动态地发现二者之间路径的 IP MTU，从而发现该路径的 TCP MSS。一旦收到符合 RFC 1191 定义的“Destination Unreachable-Fragmentation Needed and DF Set”消息，TCP 就会将该连接的 MSS 调整为指定 IP MTU 减去 TCP 和 IP 报头的大小。这样，在该 TCP 连接上发送的后续包就不会超过最大大小，无需分段即可在该路径上传输。 直接丢弃包。 直接丢弃需分段但 DF 标记设置为 1

19、 的包的路由器称为 PMTU 黑洞路由器。,使用U D P很容易导致I P分片。我们可以用s o c k程序来增加数据报的长度，直到分片发生。在一个以太网上，数据帧的最大长度是1 5 0 0字节（见图2 - 1），其中1 4 7 2字节留给数据，假定I P首部为2 0字节， U D P首部为8字节。我们分别以数据长度为1471, 1472, 1473和1 4 7 4字节运行s o c k程序。最后两次应该发生分片：,演示,ip.flags.mf=1 and to=17 从”QQ外网传文件”查找分片IP 观察分片的长度,bsdi % sock -u -i -nl -w1471 svr

20、4 discard bsdi % sock -u -i -nl -w1472 svr4 discard bsdi % sock -u -i -nl -w1473 svr4 discard bsdi % sock -u -i -nl -w1474 svr4 discard 相应的t c p d u m p输出如图11 - 7所示。,前两份U D P数据报（长度分别为1449 、1500字节）能装入以太网数据帧，没有被分片。 写1 4 7 3字节的UDP数据，I P数据报长度为1 5 0 1（=1473+20IP头+8UDP头），就必须进行分片。（分片的临界点：1500字节） 写1 4 7 4字节

21、产生的数据报长度为1 5 0 2 （=1474+20IP头+8UDP头） ，它也需要进行分片。 当I P数据报被分片后， t c p d u m p打印出其他的信息。首先， frag 26304和frag 26313指的是I P首部中标识字段的值。,to=17 and ip.flags.mf=1 and ip.id=28535,观察：这前n-1个分片的偏移量 0、1480、2960、4440 观察：第一个分片的IP数据部分 只有它才具有的端口号信息,to=17 and ip.flags.mf=0 and ip.id=28535 and ip.frag_offset=16

22、280 用此条件过滤最后一个分片 IP数据部分的长度为164。加上偏移量16280就原未分片的全部UDP报文的长度。 有意思的是，wireshark软件抓包结果的最后一个分片的显示的IP数据部分，就是将分片合并起来的整个报文。,分片信息中的1 4 8 0，是除I P首部外的片长。 两份数据报第1片的长度均为1 4 8 0：U D P首部占8字节，用户数据占1 4 7 2字节（=1472+8=1480字节）。 第1份数据报的第2片（第4行）只包含1字节数据剩下的用户数据（1501-1500=1）。 第2份数据报的第2片包含剩下的2字节用户数据。,在分片时，除最后一片外，其他每一片中的数据部分（除

23、I P首部外的其余部分）必须是8字节的整数倍。在本例中， 1 4 8 0是8的整数倍。 位于符号后的数字是从数据报开始处计算的片偏移值。两份数据报第1片的偏移值均为0(第3行和第5行)，第2片的偏移值为1 4 8 0（第4行和第6行）。跟在偏移值后面的加号对应于I P首部中3 bit标志字段中的“更多片”比特。设置这一比特的目的是让接收端知道在什么时候完成所有的分片组装。,最后，注意第4行和第6行（不是第1片）省略了协议名（ U D P）、源端口号和目的端口号。 协议名是可以打印出来的，因为它在I P首部并被复制到各个片中。但是，端口号在U D P首部，只能在第1片中被发现。,发送的第3份数据

24、报（用户数据为1 4 7 3字节）分片情况如图11 - 8所示。需要重申的是，任何运输层首部只出现在第1片数据中。 注意几个述语的区别： I P数据报：是指I P层端到端的传输单元（在分片之前和重新组装之后）。 分组（packet）是指在I P层和链路层之间传送的数据单元。 两者的区别：一个分组可以是一个完整的I P数据报，也可以是I P数据报的一个分片。如图11 8所示，一个IP数据报被分为两个分组。在Internet上传输的最小单元是IP分组，而不是数据报。,IP协议虽然是我们司空见惯的一个协议， 但是，对于其报头结构，报头中每个字段的含义，还是需要我们不断学习，才能真正理解IP协议的精髓

25、。,11.6 ICMP不可达差错（需要分片）,发生I C M P不可达差错的另一种情况是，当路由器收到一份需要分片的数据报，而在I P首部又设置了不分片（ D F）的标志比特。 如果某个程序需要判断到达目的端的路途中最小M T U是多少称作路径M T U发现机制，那么这个差错就可以被该程序使用。 这种情况下的I C M P不可达差错报文格式如图11 - 9所示。这里的格式与图6 - 1 0不同，因为在第2个32 bit字中，1631 bit可以提供下一站的M T U，而不再是0。,当路由器必须将 IP 包分段但又因 DF 标记设置为 1 而不能分段时，路由器可采用以下任一种方式： 发送符合 R

26、FC 792 中最初定义的“ICMP Destination Unreachable-Fragmentation Needed and DF Set”消息，然后丢弃该包。原始消息格式中不包含有关转发失败的链路的 IP MTU 的信息。 发送符合 RFC 1191 中重新定义的“ICMP Destination Unreachable-Fragmentation Needed and DF Set”消息，然后丢弃该包。此新消息格式包含一个 MTU 字段，可指出转发失败的链路的 IP MTU。 RFC 1191 定义了路径 MTU (PMTU) 发现，它使得成对的 TCP 对等方能够动态地发现二者

27、之间路径的 IP MTU，从而发现该路径的 TCP MSS。一旦收到符合 RFC 1191 定义的“Destination Unreachable-Fragmentation Needed and DF Set”消息，TCP 就会将该连接的 MSS 调整为指定 IP MTU 减去 TCP 和 IP 报头的大小。这样，在该 TCP 连接上发送的后续包就不会超过最大大小，无需分段即可在该路径上传输。 直接丢弃包。 直接丢弃需分段但 DF 标记设置为 1 的包的路由器称为 PMTU 黑洞路由器。,如果路由器没有提供这种新的I C M P差错报文格式，那么下一站的M T U就设为0。,例子：关于分片,

28、I C M P差错试图判断从n e t b到s u n之间的拨号S L I P链路的M T U。 从s u n到n e t b的链路的M T U：当S L I P被安装到主机s u n时，这是S L I P配置过程中的一部分，加上在3 . 9节中已经通过n e t s t a t命令观察过。现在，我们想从另一个方向来判断它的M T U。,附：Netstat命令的用法及功能：,在点到点的链路中，不要求两个方向的M T U为相同值。所采用的技术是在主机s o l a r i s上运行p i n g程序到主机b s d i，增加数据分组长度，直到看见进入的分组被分片为止。如图11 - 1 0所示。,

29、在主机s u n上运行t c p d u m p，观察S L I P链路，看什么时候发生分片。开始没有观察到分片，一切都很正常，直到p i n g分组的数据长度从5 0 0增加到6 0 0字节。可以看到接收到的回显请求（仍然没有分片），但不见回显应答。 为了跟踪下去，也在主机b s d i上运行t c p d u m p，观察它接收和发送的报文。输出如图11 - 11所示。,首先，每行中的标记（ D F）说明在I P首部中设置了不分片比特。这意味着Solaris 2.2 一般把不分片比特置1，作为实现路径M T U发现机制的一部分。 第1行显示的是回显请求通过路由器n e t b到达s u n

30、主机，没有进行分片，并设置了D F比特，因此我们知道还没有达到n e t b的SLIP MTU。,第2行的D F标志被复制到回显应答报文中。这就带来了问题。回显应答与回显请求报文长度相同（超过6 0 0字节），但是s u n外出的S L I P接口M T U为5 5 2。因此回显应答需要进行分片，但是D F标志比特又被设置了。这样， s u n就产生一个I C M P不可达差错报文返回给b s d i（报文在b s d i处被丢弃）。 这就是我们在主机s o l a r i s上没有看到任何回显应答的原因。这些应答永远不能通过s u n。分组的路径如图11 - 1 2所示。,最后，在图11 -

31、 11中的第3行和第6行中，m t u = 0表示主机s u n没有在I C M P不可达报文中返回出口M T U值，如图11 - 9所示。,11.7 用Traceroute确定路径MTU,尽管大多数的系统不支持路径M T U发现功能，但可以很容易地修改t r a c e r o u t e程序来确定路径M T U。要做的是发送分组，并设置“不分片”标志比特。 发送的第一个分组的长度正好与出口M T U相等，每次收到I C M P“不能分片”差错时就减小分组的长度。如果路由器发送的I C M P差错报文是新格式，包含出口的M T U，那么就用该M T U值来发送，否则就用下一个最小的M T U

32、值来发送。,MT U值的个数是有限的，因此在我们的程序中有一些由近似值构成的表，取下一个最小M T U值来发送。,首先，我们尝试判断从主机s u n到主机s l i p的路径M T U，知道S L I P链路的M T U为2 9 6。,Tracert参数,Ping参数,利用ping参数和需要分片差错报文来确定MTU,目的主机是外网地址,目的主机位于局域网内,讨论：依据截图，计算MTU 1452+8=1460 ICMP 1460+20=1480 IP-默认和最大PPPoE MTU 1472+8=1480 ICMP 1480+20=1500 IP -以太网的MTU,广域网都可以处理大于5 1 2字

33、节的分组。 利用路径M T U发现机制，应用程序就可以充分利用更大的M T U来发送报文。 回顾：为何希望用更大的M T U来发送报文？,电脑爱好者修改Win7 MTU值，使网速达到最大优化,什么是MTU呢，MTU即是Maximum Transmission Unit(最大传输单元)的英文缩写，该值设定TCP/IP协议传输数据报时的最大传输单元，最大传输单元这个参数通常与通信接口有关（网络接口卡、串口等）。设置合适的MTU值可以解决“部分网站打不开”、“上网速度慢”等问题，并且可以适当提升上网速度。,电脑爱好者修改Win7 MTU值，使网速达到最大优化,那么如何在win7系统下查找并修改MTU

34、值呢？点击开始，输入：netsh interface ipv4 show subinterfaces 就可以查询到目前的系统MTU值； 然后分别输入以下两行，在每输入一行时按一次回车键： netsh interface ipv4 set subinterface “本地连接” mtu=1480 store=persistent netsh interface ipv4 set subinterface “无线网络连接” mtu=1480 store=persistent 其中1480 是“值1452字节” + “数据包头28字节” 的和所得，如果你查询不到想要的连接，那就看看是否禁用了某个本地

35、连接。 一般来说，如果你设计好本机的MTU值后，就可以解决部分网站打不开的情况了，但如果你的路由器的MTU值设置有问题的话，依然会出现部分网站打不开、网速过慢等情况。合理的设置路由器与本机的MTU值，就可以使你的上网速度达到最大化。,微软官网在 Windows XP 中更改 PPPoE MTU 大小,本文介绍如何更改 PPPoE 最大传送单位 (MTU) 大小。默认和最大 PPPoE MTU 大小为 1,480 字节。对于某些 Internet 服务提供商 (ISP)，您可能需要将 PPPoE 连接的 MTU 大小降至 1,400 和 1,480 之间的一个值（例如 1,454）。不要将 MT

36、U 大小设置为小于 1,400。,微软官网在 Windows XP 中更改 PPPoE MTU 大小,要修改 PPPoE MTU 大小，请创建以下注册表项： HKEY_LOCAL_MACHINESystemCurrentControlSetServicesNdiswanParametersProtocols0 并添加下列注册表值： 数值名称：ProtocolType 数据类型：REG_DWORD 数值数据：0 x00000800 数值名称：PPPProtocolType 数据类型：REG_DWORD 数值数据：0 x00000021 数值名称：ProtocolMTU 数据类型：REG_DWOR

37、D 数值数据：适当的 MTU 大小（十进制）,微软官网在 Windows XP 中更改 PPPoE MTU 大小,为此，请按下列步骤操作： 单击开始，单击运行，键入 regedit，然后单击确定。 在注册表中找到并单击以下注册表项： HKEY_LOCAL_MACHINESystem CurrentControlSetServicesNdiswanParameters 在编辑菜单上，指向新建，然后单击项。 键入 Protocols，然后按 Enter 键。 在编辑菜单上，指向新建，然后单击项。 键入 0，然后按 Enter 键。 在编辑菜单上，指向新建，然后单击 DWORD 值。 键入 Prot

38、ocolType，然后按 Enter 键。 在编辑菜单上，单击修改。 键入 800，然后单击确定。 在编辑菜单上，指向新建，然后单击 DWORD 值。 键入 PPPProtocolType，然后按 Enter 键。 在编辑菜单上，单击修改。 键入 21，然后单击确定。 在编辑菜单上，指向新建，然后单击 DWORD 值。 键入 ProtocolMTU，然后按 Enter 键。 在编辑菜单上，单击修改。 键入 适当的 MTU 大小（十进制值），然后单击确定。 退出“注册表编辑器”。,微软官网在 Windows XP 中更改 PPPoE MTU 大小,注意： 结果，如果 MTU 大小被设置为 1460（十进制），则以下命令行中的 NUM 的最大值可以为 1432： ping IP_address -f -l NUM 您可能需要重新启动计算机才能使这一更改生效。,11.8采用UDP的路径MTU发现 此后小节均可略,下面对使用U D P的应用程序与路径M T U发现机制之间的交互作用进行研究。看一看如果应用程序写了一个对于一些中间链路来说太长的数据报时会发生什么情况。 例子 由于我们所使用的支持路径M T U发现机制的唯一系统就是Solaris 2