tcpip详解卷一答案(tcpip详解卷2)

在TCP/IP协议族中，链路层主要有三个目的: (1)为IP模块发送和接受IP数据报(2)为ARP模块发送ARP请求和接受ARP应答(3)为RARP发送RARP请求和接收RARP应答以太网是当今TCP/IP采用的主要的局域网技术。它采用一种称作CSMA/CD的额媒体接入方法，其意思是带冲突检测的载波侦听多路接入。它的速率为10MB/S,地址为48bit。主机需求RFC要求每个Internet主机都与10MB/s的以太网电缆相连接：1）必须能发送和接受采用RFC894(以太网)封装格式的分组2）应该能接受与RFC894混合的RFC1024(IEEE082)封装格式的分组3）也许能够发送采用RFC1024格式封装的分组最常使用的封装格式是RFC 894定义的格式。下图显示了两种形式的封装格式。图中每个方框下面的数字是它们的字节长度。两种帧格式都采用48bit(6字节)的目的地址和源地址。ARP和RARP协议对32位bit的IP地址和48bit的硬件地址进行映射。接下来两个字节在两种帧格式中互不相同。RFC1024定义的长度字段是指它后续数据的字节长度，但不包括CRC校验码。RFC894定义了后续数据的类型。RFC1024的有效长度和RFC894有效类型值都不相同，所以，可以对两种帧格式进行区分。RFC894类型后面就是数据；而RFC1024后有哦3个字节的802.2LLC和5个字节的802.2SNAP。目的服务访问点和源服务访问点的值都设为0Xaa。Ctrl字段的值设为3。随后的3个字节org code都置为0。再接下来两个字节类型和以太网格式一样。CRC字段用于帧内后续字节差错的循环冗余码检验。RFC893描述了另一种用于以太网的封装格式，称作尾部封装。在以太网数据帧中，开始的那部分是边长的字段；将其移动到尾部(CRC之前)，这样将数据复制到内核时，就可以把数据帧的数据部分映射到一个硬件页面，节省内存到内存的赋值过程SLIP全称是Serial Line IP。它是一种在串行线路行对IP数据报进行封装的简单形式。SLIP适用于家庭中每台计算机几乎都有的RS-232串行端口和高速调制解调器接入Internet。下面的规则描述了SLIP协议定义的帧格式：1)IP数据报以一个END(0xc0)的特殊字符结束。同时，为了防止数据报到来之前的线路噪声也被当成数据报内容，大多数实现在数据报的开始处也传一个END字符。2)如果IP数据报的某个数据是END，那么就要联系传输两个字节0xdb和0Xdc来取代它。0xdb称为SLIP的ESC字符，但是它的值和ASCII码的ESC字符0x1b不同。3）如果IP报文中某个字符为SLIP的ESC字符，那么就要连续传输两个0xdb和0xdd来取代它。SLIP的图示：SLIP的缺陷：1)每一段必须知道对方的IP地址，没有办法把本端的IP地址通知给另一端。2)数据帧中没有类型字段。如果一条串行线路用于SLIP,那么它不能同时使用其他协议。3)SLIP没有在数据帧中加上校验和。SLIP线路行有许多小的TCP分组进行交换。为了传送1个字节的数据需要20个字节的IP首部和20个字节的TCP首部，总数超过40个字节。于是有了CSLIP的新协议，即压缩SLIP。一般可以把上面40个字节压缩到3-5个字节。PPP点对点协议，包含了一下三个部分:1)在串行链路上封装IP数据报的方法。PPP既支持数据为8位的无奇偶校验的异步模式，还支持面向比特的同步链接。2)建立、配置以及测试数据链路的链路控制协议(LCP)。它允许通信双发进行协商，以确定不同的选项。3)针对不同网络层协议的网络控制协议体系。PPP数据帧都是以标志字符0x7e开始和结束。紧接着是一个地址字节，值始终为0x03的字节字符。接下来是协议字段，类似于以太网中类型字段的功能。0X0021代表IP数据报；0XV021代表链路控制数据；0x8021代表信息是网络控制数据。CRC字段，是一个循环冗余校验码，以检测数据帧中的错误。总的来说，PPP比SLIP具有以下优点：1.PPP支持单根串行线路上运行多种协议；2.每一帧都有循环冗余校验；3.通信双方可以进行IP地质的动态协商(使用IP网络控制协议)；4.与CSLIP类似，对TCP和IP报文首部进行压缩；5.链路控制协议可以对多个数据链路选项进行设置。大多数产品都支持环回接口，以允许运行在同一主机上的客户程序和服务器程序通过TCP/IP进行通信。A类网络号127是为环回接口预留的。根据惯例，大多数系统把IP地址127.0.0.1分配给这个接口，并命名为localhost。图中的关键点是:1)传给环回地址(一般是127.0.0.1)的任何数据均作为IP输入。2)创个广播地址和多播地址的数据报复制一份传给环回接口，然后送到以太网上。这是因为广播传送和多播传送的定义包含主机本身。3）任何传给主机地址的数据均送到环回接口。链路层的数据帧的最大传输字节称作MTU，最大传输单元。不同类型的网络大多数都有一个上限。如果IP层有一个数据报要传，而且数据的长度比链路层的MTU还大，那么IP层就需要进行分片，把数据报分成若干份，这样每一片都小于MTU。 当在同一网络的两台主机互相进行通信时，该网络的MTU是非常重要的。但是两台主机的通信要通过多阿哥网络，那么每个网络的链路层可能有不同的MTU，重要的就不是两台主机所在网络的MTU了，而是两台通信主机路径中的最小MTU。它被称作路径MTU。

即使端口处于2MSL状态，使用该选项，仍然能够在该端口建立连接。服务器常会设置该选项，以防服务器重启。如果在TIME_WAIT时间内，收到了对端发送来的数据报（不是重置报文段都行），那么该状态将被破坏，称为时间等待错误。原因是，当收到报文段以后，通常Seq是旧的，所以本端就会发送ACK，对端已经关闭或者是别的连接，就会发送RST，导致TIME_WAIT状态被破坏。但是许多系统规定，TIME_WAIT状态是不对重置报文段做出反应。两端同时发送FIN，两端又同时ACK。又同时进入TIME_WAIT当处于TIME_WAIT的主机崩溃以后，重启，然后需要等待相当与一个MSL的时间才能建立新的连接。这段时间成为静默时间。当一段发现到达的报文段对相关连接（也就是进程，套接字对）而言不正确的时候，TCP就会发送一个重置报文段，从而导致对端的连接快速拆卸（也就是结束吧！）。重置报文段的ACK位必须有，而且ACK的值必须在正确的窗口范围内，这样可以防止被攻击。FIN正常关闭一条连接成为有序释放，通常不会出现丢失数据的情况。重置报文段终止一条连接成为终止释放。重置报文段在任何时候都可以发送，代替FIN来终止连接，且不学校对端ACK终止报文段特性：当该数值设置为0，那么也意味着，不会再连接终止之前为了确保本端缓存中的数据都发送出去而等待。TCP在发送数据时会设置计时器，如果计时器超时认为受到数据确认信息，就会引发相应的超时，或给予计时器的重传操作，计时器超时时成为重传超时（RTO）。TCP累计确认无法返回新的ACK，或者当ACK包含选择确认信息（SACK）时，表明出现书序数据报，空洞。就会引起快速重传。若RTO短与RTT，那么没分都会重传，反之，整个网络利用率就会随之下降。RTT样本：TCP在收到数据后会返回确认信息ACK，该信息中携带一个字节的数据，测量传输该确认需要的时间，该测量结果成为RTT样本。每个连接的RTT军独立计算。如何根据RTT来设置RTO，有如下的方法公式： SRTT=a*SRTT+(1-a)RTT ，a取 0.8-0.9 。当TCP运行在RTT变化较大的网络中，无法取得期望的结果。以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补因为丢失ACK，或者实际RTT显著增长，可能出现伪超时的现象。以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补每个包可以选择各自的传送路径。某些高级路由器的采用多个并行数据链路，不同的处理演示也会导致包的离开顺序和到达顺序不匹配包的失序会造成重传，很近单嘛，前面一个小号的Seq没到达，后面的先到达，那么ACK就会 重复当TCP超时重发是，循序执行重新租宝，发送送一个更大的报文段提高性能，不超过MSS和MTU。出现在每次传送的包较小，又丢包的情况每个交互键通常会生成一个单独的数据报，也就是每个按键是独立传输的。ssh调用一个shell，对客户端输入的字符做出辉县，因此，每个字符生成4个tcp数据段，客户端的交互按键输入，服务器对按键的ACK，服务器生成的辉县，客户端对回显的ACK。通常第二段和第三段合并，成为捎带延时确认。PSH位设置，意味着发送端的缓存为空，也就是没什么可以发送了。许多情况下，TCP并不是对每个到来的包都单独的ACK，利用累计ACK可以确认之前的ACK。累计确认可以允许TCP延时一段时间发送ACK，以便将ACK和相同方向上需要传输的数据结合发。这种捎带传输的方法常用于批量数据传输。不能任意的延迟ACK，会造成重传。同时当失序发生时，必须立刻传送ACK。系统可以设置，一般延时为200-600毫秒。该算法要求，当TCP连接中有在传数据（那些已发送，但是未确认的数据）时，小的报文段就不能被发送，知道所有的数据都受到ACK。并且受到ACK后，TCP收集这些小的数据，整合到一个报文段中发送。这种方法破事TCP遵循等停规程，只有收到所有传送数据的ACK后才能继续发送新数据。该算法的不同之处在于他实现了自时钟控制，ACK返回越快，传输也越快。在相对高延迟的广域网中，更需要减小小报文的数目，该算法使得单位时间内发送的报文数目更少，RTT控制发包速率。该算法减少小包数目的同时，也增大了传输时延，也就是总的发送时间。窗口大小表明本端可用缓存大小，对端传送的数据不应该超过改大小。也表明对端发送的数据的最大大小为TCP头部ACK号和窗口大小字段之和。也就是Seq = ACK+MSSTCP活动的两端都维护一个发送窗口结构和接受窗口结构。TCP以字节为单位维护窗口结构。每个TCP报文段都包含ACK号和窗口通告信息，TCP发送端可以据此调节窗口结构。窗口左边界不能左移。窗口的动作分为，关闭（收到ACK，左边右移），打开（MSS扩大，右边右移），收缩（MSS减小，右边左移）当收到ACK号增大，而MSS不变时窗口向前滑动当当左边界与右边界相等时，成为零窗口，此时发送端不能在发送新的数据，这种情况下，TCP开始探测对端窗口，伺机增大窗口。当接受窗口值变为0是，可以邮箱的组织发送端继续发送，知道窗口大小回复为非0值。当接收端窗口得到可用空间是，就会给发送端传输一个窗口更新，告知器可以继续发送数据，这样的这样的窗口更新通常不包含数据，成为纯ACK，因此不能保证传输的可靠性。如果一端的窗口更新ACK丢失，通信双方就会处于等待状态。为避免这种情况发生。发送端会采用一个持续计时器间歇性的查询接收端，看其窗口是否已经增长。持续计时器会触发窗口探测的传输，强制要求对端返回ACK。窗口探测包包含一个字节数据，采用TCP传输，因此可以避免窗口更新丢失导致的死锁。因为包含一个字节数据Seq改变，接受端必须处理，如果接受就会ACK。窗口大小还是0，那么就会丢弃该报，没有响应。这时候发送端会持续的发送窗口探测包。当接收端通告窗口较小，或者发送端发送的数据较小。这样数据报的有效携带率小，耗费网络资源多。避免方法以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补以后再补

1，1200-1176=24 ，20字节是IP头，4个字节为UDP头，可以判断这是一个UDP的报文。 2，头部当然不能小于5了，5表示5个32bit长，那就是20个字节，刚好是IP头部的最小长度。小于5长度的IP头部都是坏的。3，原头是5的长，现在是7，7-5=2，2*32bit=64bit 64bit/8=8个字节，选项大小个8个字节。4，36-5=31 ，31*32bit=992bit 992bit/8=124个字节。 5，没有选项，那就是20个字节的头，头长度字段等于5，1024应该是指传输层大小（如果包含IP头，1024-20=1004，1004除以32除不尽），1024字节除以32，刚好是32，所以总长度字段等于32+5=37
1、总长度为1200bytes，1176bytes来自高层数据，因此首部长度为： 1200-1176=24bytes而HLEN的单位为4bytes，因此HLEN字段的值为：24÷4=6。2、IP分组基本首部长度为20bytes，因此首部长度字段的值最小为5，不可以小于5，当 IP数据报首部不包含任何选项时，该字段就正好为5。
24/4=6不能，在没有可选项的时候。831*4=12420,261
习题求答案

UDP是一个简单的面向数据报的传输层协议:进程的每个输出操作都正好产生一个UDP数据报，并组装成一份待发送的IP数据报。这与面向流字符的协议不同，如TCP，应用程序产生的全体数据与真正发送的单个IP数据报可能没有什么联系。 UDP数据报封装成一份IP数据报的格式如下图:UTP不提供可靠性:它把应用程序传给IP层的数据发送出去，但是并不保证它们能到达目的地。应用程序必须注意IP数据报的长度。如果它超过网络MTU(最大传输单元)，那么就要对IP数据报进行分片。如果需要源端到目的端的每个网络都要进行分片，并不只是发送端主机连接第一个网络才这样做。首部结构如下图:端口号表示发送进程和接受进程，由于IP层已经把IP数据报分配给TCP或UDP（根据IP首部中协议字段值），因此TCP端口号由TCP来查看，而UDP端口号由UDP来查看。TCP端口号与UDP端口号是相互独立的。UDP长度字段指的是UDP首部和UDP数据的字节长度。该字段的最小值为8字节(发送一份0字节的UDP数据报是OK的)。这个UDP长度是有冗余的，IP数据报长度指的是数据报全长，因此UDP数据报长度等于IP数据报长度减去IP首部的长度。UDP校验和覆盖UDP首部和UDP数据。回想IP首部的校验和，它只覆盖IP的首部----并不覆盖IP数据报的任何数据。UDP和TCP在首部都有覆盖它们首部和数据的校验和。UDP校验和是可选的，而TCP的校验和是必需的。尽管U D P检验和的基本计算方法与我们之前第三节中描述的IP首部检验和计算方法相类似（16bit字的二进制反码和），但是它们之间存在不同的地方。首先，UDP数据报的长度可以为奇数字节，但是检验和算法是把若干个16bit字相加。解决方法是必要时在最后增加填充字节0，这只是为了检验和的计算（也就是说，可能增加的填充字节不被传送）。如果发送端没有计算检验和而接收端检测到检验和有差错，那么UDP数据报就要被悄悄地丢弃。不产生任何差错报文（当IP层检测到IP首部检验和有差错时也这样做）。UDP检验和是一个端到端的检验和。它由发送端计算，然后由接收端验证。其目的是为了发现UDP首部和数据在发送端到接收端之间发生的任何改动。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IP层接收到一份要发送的IP数据报时，它要判断向本地哪个接口发送数据(选路)，并查询该接口获得其MTU。IP把MTU与数据报长度进行比较，如果需要则进行分片。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。把一份IP数据报进行分片以后，只有到达目的地才进行重新组装(这里的重新组装与其他网络协议不同，它们要求在下一站就进行重新组装，而不是在最终目的地)。重新组装由目的端的IP层来完成，其目的是使分片和重新组装过程对传输层(TCP和UDP)是透明的。已经分片过得数据报可能会再次进行分片，IP首部中包含的数据为分片和重新组装提供了足够的信息。对于发送端发送的每份IP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。另外，当数据报被分片后，每个片的总长度值要改为该片的长度值。最后，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，IP将不对数据报进行分片。相反把数据报丢弃并发送一个ICMP差错报（“需要进行分片但设置了不分片比特”）给起始端。当IP数据报被分片后，每一片都成为一个分组，具有自己的IP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可能会失序，但是在IP首部中有足够的信息让接收端能正确组装这些数据报片。IP分片有一个问题:丢失掉一片数据也要重新传输整个数据报。原因:IP层没有超时重传机制---由更高层负责超时和重传。当来自TCP报文段的某一片丢失后，TCP超时会重发整个TCP报文段，该报文段对应于一份IP数据报。没有办法重传数据报中的一个数据报片。使用UDP很容易导致IP分片。下图是UDP分片示例:发现ICMP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IP首部又设置了不分片(DF)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MTU是多少----称作路径MTU发现机制，那么这个差错就可以被该程序使用。这个情况下ICMP不可达差错报文格式如下图：如果路由器没有提供这种新的ICMP差错报文格式，那么下一站的MTU就为0。理论上，IP数据报的最大长度是65535字节，这是由IP首部16比特总长度字段所限制的。去除20字节的IP首部和8个字节的UDP首部，UDP数据报中用户数据的最长长度为65507字节。但是，大多数实现所提供的长度比这个最大值小。其中有两个限制因素:1.应用程序可能会受到其程序接口的限制。socket API提供了一个可供应用程序调用的函数，以设置接收和发送缓存的长度。对于UDP socket，这个长度与应用程序可以读写的最大UDP数据报的长度直接相关。2.第二个限制来自于TCP/IP的内核实现。可能存在一些实现特性(或差错)，是IP数据报长度小于65535字节。我们同样可以使用UDP缠上ICMP"源站抑制"差错。当一个系统(路由器或主机)接受数据报的速度比其处理速度快时，可能产生这个差错。当在以太网传播的数据需要经过SLIP链路时，可能产生该差错报文。因为SLIP链路的速度大约只有以太网的千分之一，所以，很容易使其缓存用完。在本例中，应用程序要么没有接收到源站抑制差错信号，要么接收到却将其忽略了。结果是如果采用UDP协议，那么BSD实现通常忽略其接收到的源站抑制报文。其部分原因在于，在接收到源站抑制差错报文时，导致源站抑制的进程可能已经中止了。不处理ICMP源站抑制差错，说明了UDP是一个非可靠的协议，它只控制端到端的流量控制。除非在应用程序中建立一些应答机制，否则发送端并不知道接收端是否收到了这些数据。来自客户的是UDP数据报。IP首部包含源端和目的端IP地址，UDP首部包含了源端和目的端的UDP端口号。当一个应用程序接收到UDP数据报时，操作系统必须告诉它是谁发送了这份消息，即源IP地址和端口号。这个特性允许一个交互UDP服务器对多个客户进行处理。给每个发送请求的客户发回应答。一些应用程序需要知道数据报是发给谁的，即目的地址。这要求操作系统从接收到的UDP数据报中将目的IP地址交给应用程序。大多数UDP服务器是交互服务器，单个服务器进程对单个UDP端口上的所有客户请求进行处理。通常程序所使用的每个UDP端口都与一个有限大小的输入队列向联系。这意味着，来自不同客户的差不多同时到达的请求将有UDP自动排队。接收到UDP数据报以其接收顺序交给应用程序。因此，由于队列溢出导致的UDP数据报的丢失不可避免。应用程序不知道其输入队列什么时候会溢出，只能有UDP对超出数据报进行丢弃处理。同时，不会发挥任何消息告诉客户其数据报被丢弃。大多数UDP服务器在创建UDP端点时都使其本地IP地址具有通配符的特点。这表明进入的UFP数据报如果其目的地为服务端端口，那么任何本地接口均可接收到它。大多数系统允许UDP端点对远端地址进行限制。下面是UDP服务器本身可以创建的三类地址绑定:在所有情况下，lport指的是服务器有名端口号，localIP必须是本地接口的IP地址。表中这三行的排序是UDP模块在判断用哪个端点接收数据报时所采用的顺序。最为确定的地址（第一行）首先被匹配，最不确定的地址（最后一行IP地址带有两个星号）最后进行匹配。当UDP数据报到达的目的IP地址为广播地址或多播地址，而且在目的IP地址和端口号处有多个端点时，就向每个端点传送一份数据报的复制（端点的本地IP地址可以含有星号，它可匹配任何目的IP地址）。但是，如果UDP数据报到达的是一个单播地址，那么只向其中一个端点传送一份数据报的复制。选择哪个端点传送数据取决于各个不同的系统实现。UDP是一个简单协议。它想用户进程提供的服务位于IP层之上，包括端口号和可选的校验和，我们用UDP老检查校验和并观察分片是如何进行的。 当系统接收IP数据报的速率超过这些数据报被处理的速率时，系统可能发送ICMP源站抑制差错报文。使用UDP时很容易产生这样的ICMP差错。

第一章， 引言 第二章OSI模型和TCP/IP协议族第三章底层的技术我买的是实体书。没电子稿。 想要的话自己去书店翻翻吧。
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去CSDN搜，这个一定有，我这里只有卷一。