拆解 Linux 中的 IP 协议与数据链路层：地址、路由与分片的底层逻辑

【四】IP 地址数量

IPv4 由 32 位二进制表示，一共有 2^32 个 IP。设备主机上网时由连接的路由器分配 IP，因此每次分配的 IP 可能不同。

【五】私有和公网 IP 地址

（1）如何定义

• 公网 IP：全球唯一的 IP 地址。
• 私网 IP：只在局域网内使用的 IP 地址，只要局域网不同（网段不同），可以使用同样的私有 IP。

RFC1918 规定了用于组建局域网的私有 IP 地址（该范围内都称为私有 IP，其余则称为公有 IP）：

10.*，前 8 位是网络号，共 16,777,216 个地址

172.16.到 172.31.，前 12 位是网络号，共 1,048,576 个地址

192.168.*，前 16 位是网络号，共 65,536 个地址

（2）私有 IP 如何访问服务器

一个网段相当于一个局域网，该网段的第一个 IP 通常是路由器。路由器一般有两个 IP 地址（公网 IP+ 私网 IP），作为公网和私网的中间桥梁。

假设路由器的主机 7 想访问百度的服务器（假设 180.101.49.11:80），会执行：

1. 主机 7 先到达自己子网内的路由器，由路由器分配私网端口（192.168.144.2:9000）。
2. 随即利用路由器的 NAT 技术，将主机 7 的 IP 改为路由器的公网 IP，再分配公网端口。
3. 在路由器内形成一张映射表，记录主机 7 的两种修改信息 + 目的地址。

4. 再通过中间其它路由器的传递。
5. 到达目的服务器后，带着数据包返回（此时目的地址反向，是对应主机的公网地址）。
6. 找到自己的路由器，经过映射表将公网地址换成原来的私网地址端口，完成数据的来回访问。

【六】IP 分片和组装

（1）为什么要分片

因为报文还要经过下面的数据链路层，其中存在最大尺寸 MTU 限制（以太网中为 1500 字节）。因此经过数据链路层的报文大小不能超过 MTU，即对于大'重量'的数据，分片是必须的！

（2）如何进行分片

在 IP 协议中，'16 位标识'、'3 位标志'、'13 位片偏移'是用来完成分片的：

• 16 位标识：给所有被分片的数据包标上相同的编号，用来表示来自同一个数据包。
• 3 位标志：表示是否参与分片，是否后面还有分片（表示是否是分片数据包的最后一个分片）。
• 13 位片偏移：当前分片在被分片数据包中的位置（比如 1480，从原始数据的 1480 字节开始）。

注意：每个被分片的小数据包都有和原数据包核心信息一样的报头。 既然 MTU 最大限制为 1500，除去报头（20），那么有效载荷为 1480。

（3）如何进行组装

当对方主机接收到不同的报文之后，可以通过上面三个报文信息来对报文分片报文进行排序：

1. 将报文中 16 位标识相同的报文弄在一起。
2. 13 位片偏移的大小可以确定分片报文的顺序。
3. 3 位标志可以判断当前是否是最后一个分片。

（4）分片丢包

如果被分片的报文存在丢失的情况，即组装不完整，那么整个报文（该报文的所有分片）就会被丢弃，此时出现报文丢包，超时重传直接重新传送该报文。

（5）分片与上下层协议

数据链路层具备 MTU 的最大数据包限制，中间的 IP 协议夹在传输层之间，肯定是要和上面沟通每次传下来的报文的。

• 数据链路层：规定报文的最大 MTU。
• IP 协议：避免报文超过最大 MTU，即保底的方案。
• TCP 协议：在三次握手时和对方商议（网络情况、最大 MTU、窗口...）动态决定报文大小，尽量减少分片，这里要引入 MSS 协议：协商单个报文的最大长度（不算 IP、TCP 报头）。

【七】MAC 帧（以太网）

MAC 帧是数据链路层的**'传输单元'**，对上面的报文执行最后的包装（不是协议）。

（1）MAC 帧结构

我们介绍几个重要的组成：

• 目的 MAC 地址：接收方的物理地址（在传输过程中不断变化）。
• 源 MAC 地址：发送方的物理地址（在传输过程中不断变化）。
• 数据字段：上层的数据包。

（2）作用

含目的地址的报文，会被当前局域网的所有主机拿到，但为什么只会给确定主机？ 因为 MAC 帧的包装，当其它主机看到该报文时，会查看里面的 MAC 地址，当该报文的'目的 MAC 地址'和自己的'MAC 地址'不一样，就会主动抛弃，实现快速辨别的效果！

（3）整个传输过程

首先 MAC 帧的数据包经过上下层的贯穿协议会直达路由器 A，中间局域网的主机不会接收，因为目的 MAC 地址是自己的路由器 A，此时 MAC 帧包装的 IP 数据包被路由器获取。 再去除外层的 MAC 帧拿到 IP 数据包，NAT 转换：替换里面的 IP 为自己的公网 IP，分配公网端口。 该路由器再根据目的 IP 查看路由表，确定下一跳（路由器），该路由器 A 再通过 ARP 协议由该路由器 A 通过公网向已经确定的下一跳路由器 B 发送请求，让路由器 B 告诉路由器 A 自己的 MAC 地址。 此时路由器 A 再重新封装 MAC 帧，源 MAC 地址为自己，目的 MAC 地址为路由器 B 的，再转交给网络。 当经过多个路由器到达最后一个路由器 C，去除 MAC 帧，找到了该数据包的目的 IP 网段，路由器 C 再通过 ARP 协议询问当前内的百度服务器，百度服务器回复路由器 C，C 再重新封装 MAC 帧，目的 MAC 地址为百度服务器的，源 MAC 地址为路由器 C，数据变完成了发送！

注意：路由器也可以理解为一个主机，也在执行操作系统上下层协议。

什么是 ARP 协议

解决的问题：数据从应用层贯穿数据链路层才能经过网卡这些硬件发送，中间需要很多路由器运输，而 MAC 帧又是数据链路层的，需要不断更新源 MAC 地址和目的 MAC 地址，中间是无法跨越的。

ARP 协议怎么实现跨网段传输

ARP 协议只能在同一个网段中使用，ARP 协议可以快速在当前局域网内实现获取对方的 MAC 地址，在本地局域网自然可以使用 ARP 协议。那么在公网中呢？**公网又是一个局域网，被逐渐分层，**中间由运营商控制（路由器的公网 IP 又在一个局域内）。

ARP'欺骗'原理

当路由器 A 收到目标路由器 B 的 ARP 应答（其中就包含了 B 的 MAC 地址）之后，只要 ARP 的格式正确和目的主机是自己，就不会去验证真实性，此时 A 为了下次快速的获取 MAC 的地址，会将这些信息缓存下来，形成 ARP 缓存，如果多次收到同样的 ARP 应答，会更新 ARP 缓存表。 此时如果中间设备伪造 ARP 应答给路由器 A（知道对方的 IP 即可），随后将原来路由器 B 的 MAC 地址换成自己的'我是路由器 B，我的 MAC 地址是..'，此时 A 在发送数据时，本来发给 B 的数据包就直接发给了中间人，形成'截胡'。

【八】正/反向代理服务器与内网穿透

（1）正向代理服务器

原理：客户端发送请求给代理服务器（包括给客户端分配 IP），代理服务器再将请求交给真正的服务端，服务器请求再通过代理服务器转交给客户端，例如：校园网。 特点：隐藏客户端真实 IP、限制某些资源的访问、客户端访问信息公开给中间的服务器。

（2）反向代理服务器

原理：客户端通过互联网正常发送请求，只是在目标服务器前面出现了又一个中间服务器，用来收集客户端请求再转交给真正的目标服务器，同理再通过中间服务器返回或者真正服务器直接返回。 特点：负载均衡、隐藏后端的服务器，防止被攻击。

（3）如何区分正反代理

1. 正向代理：服务对象是客户端，客户端知道代理的存在。
2. 反向代理：服务对象是服务端，客户端不知道代理的存在。

（4）内网穿透

解决问题：只有客户端主动向服务器发送请求，服务端才可以和客户端之间实现通信，即服务端在无客户端主动发送请求的条件下，NAT 会直接拦截服务端的请求，因为内网 IP 在外网设备看来是不认识它的；而内网穿透就是实现双向通道，帮外网设备找到内网设备。

原理：首先我们要明白，私网客户端在公网的身份是：该路由器的公网 IP+ 分配端口。 那么私网设备 A 通过这个 B 在公网的这个身份（长链接），不就可以访问到 B 吗？ 所以内网穿透本质是私网设备主动访问中间公网服务器，这样公网服务器就知道了私网设备的身份，那如果中间公网服务器再把双方的公网身份告诉对方，私网设备 A 不就可以直接和私网设备 B 通信！私网设备主动访问公网设备——>获取公网身份——>私网设备通过公网身份实现交流。