IP网络层

Linux socket 内核结构体关系

自上而下梳理调用链条：

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）

IP网络层

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

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

相关概念：

内网转发（本子网内转发）

源主机和目标主机在同一个子网（同一个学院），不需要走出本学院，不经过外部路由器，学院内部直接交付

公网转发（跨子网转发）

源主机和目标主机不在同一个子网（不同学院），本学院找不到目标主机，把数据包交给出入口路由器，跨多个子网转发。路上只看网络号，抵达目标子网才看主机号。

为什么要做子网划分（为什么大学要分学院）

子网划分其实就是给网络预先做分组编号。

网段划分

路由器

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

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。

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

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

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

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

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

• 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

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

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

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

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：

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

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：

• 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。

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。

相关概念：

局域网，内网，子网不用太过于纠结，可以当作一个东西

LAN（局域网）LAN口的值就是网关

WAN（广域网）WAN口的值可能是公网ip，也可能是运营商二级 NAT后的值（私网ip）

网关：是一台具体设备的 IP 地址（路由器 LAN 口的值），是一个实实在在的主机 IP（192.168.1.1）

网络号：是一个网段的编号，代表一整个局域网，不是一台设备（192.168.1.0）

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：

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：

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

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

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：

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

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：

换算：1480 ÷ 8 = 185

接收方重组步骤

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。