欧宝平台前面已经讨论了如何用点到点链路、共享介质和交换机构建单一网络。本章讨论不同网络互联的问题。在网络互联时，需强调两个问题：异构性和扩展性。异构性问题指不同网络类型的主机如何通信。如以太网上的主机和点到点链路上主机之间的通信。扩展性指因特网的规模在成倍地增长所带来的挑战。比如编址和路由。编址是为所有节点提供一个标识符。路由是指如何在网络中找到一条高效的路径。

　　用带小写的i的“internet”来指可提供某种主机到主机的分组传送服的相互连接的网络的任意集合。

　　用带大写的I的“Internet”来称呼被广泛应用的目前己连接大部分网络的全球互联网。

　　图4-1给出一个互联网的例子。互联网由很多更小的网络组成。在此图中可以看到有以太网、FDDI环和点到点链路，这些网络中每个网络都使用相同的物理技术。而连接不同网络的节点被称为路由器(router)。

　　服务模型指你想提供的主机到主机的服务。因为只有低层的物理网络提供了主机到主机的服务，你才可能提供这种服务。如果低层网络可以任意延迟网络分组，你将不能保证在1ms内传输分组。所以在定义服务模型时，模型要求要尽可能地少，使得在互联网络中出现的任何物理网络技术都能满足。

　　IP服务模型可看成两个部分：一是编址方案，提供标识所有主机的方法；二传送数据的数据报（无连接）服务。

　　IP数据报是IP的基础。每个数据报携带足够的信息能使网络传输到正确的目的地（足够的信息一般指的是IP地址），不需要建立任何机制来来告诉网络分组到达时应该怎么做，对于网络来说，它只需要进地简单地转发。对主机来说，它只需发送，网络会尽力将分组送到目的地。“尽力”的意思是：如果出现分组丢物、损坏或任何原因导致分组没能到达目的地，它什么也不做，己经尽到了它最大的努力。这种服务称为“尽力服力”，也被称为“不可靠服务”。

　　和大多数分组一样，IP数据报包含首部，后面接着许多字节的数据。图4-2描述的IP数据报的分组格式。

　　HLen(首部长度)以4字节为单位指示首部的长度，通常来说IP首部长度为20字节。

　　Length(长度)以1字节为单位指示IP数据报的长度（包括首部）。该字段有16位。IP数据报最大支持65535字节的数据报。欧宝平台显然真实的物理网络不可能支持如此长的分组，所以IP提供分片和重组，标识、标志和偏移量可以满足这一功能需求。它的使用细节将在下一节中描述。

　　TTL(生存期)默认是64，分组每经过一个路由器减1，减至0将该分组丢弃。该字段的目的是捕捉在网络环路中的分组将其丢弃。

　　Protocol(协议)是一个多路分解密钥，它标识了分组应送到的高层协议。定义的协议有TCP(6)、UDP(17)或其它的高层协议。

　　SourceAddr(源地址)和DestinationAddr(目的地址)：后者是数据报传送的关键。每个分组都包含一个完整的目的地址，所以每个路由器都可以做出转发决定。接收方决定是否接收源地址标识的主机发送的数据报和是否应答。IP定义自己的全局地址空间，而不依赖于任何具体的物理网络，这是支持异构性的关键之一。

　　在一个异构的网络集合中提供主机到主机的服务模型时，需要面对的问题是每种物理网络技试图定义自己的分组大小。例如，以大网接收最大长度为1500字节的分组，而FDDI最大支持4500字节的分组。IP提供了分片和重组的方法来解决这个问题。

　　每种网络类型都有自己的最大传输单元(MTU),这是一帧所能携带的最大数据报。通常路由器接收到一个想在某种网络上传输的分组，而网络的MTU比分组小，在路由器上将其分段。为使这些分段能在接收主机上重组，它们需要携带一个相同的标识符。如果不是所有分段都到达，接收主机在某个合理时段后放弃重组进程和丢弃已到达的分组。

　　为了明白所有的过程，考虑图4-3所示的主机H1向H8的发送一个数据报的过程。

　　假设以太网的MTU为1500字节，FDDI网络的MTU是4500字节，点到点网络的MTU为536字节。从H1发送的一个1420字节的数据报（20字节的IP首部和1400字节的数据）在经过第一个以太网和FDDI网络地不需要分段。在点到点链路上必须分成三段，一个536字节的MTU中，在20字节的首部后留有512字节的数据，因此第一个分段有512字节的数据。路由器R2在第一个分段的标志(Flags)字段的M位设置为1 ，表示后面还有其它分段，并设置偏移量(offset)为0，因为这个分段包含原始数据报的第一个部分。第二个分段携带的数据从原始数据报的513字节开始，因此这个分段首部的Offset为64，即512/8(偏移量以8字节为单位)。第三个分段包含最后的315字节数据，Offset为2*512/8=128。由于这是最后一个分段，M位不设置默认为0。这三个分段在R3上转发不需要再分片，最后在主机H8上重组。

　　如果你想把数据发送到任一个网络的任一主机，就需要一个种方法来唯一标识所有的主机。因此我们需要一个全局编址方案。

　　以太网的地址是扁平的，没有任何的结构。相比之下，IP地址的层次的，具体地说，IP地址分成网络部分和主机地址。同一个网络具有相同的网络地址，主机地址则标识了同一个网络中不同的主机。在图4-3中，连接到同一个网络的R2接口和R3接口的IP地址，它们的网络地址相同，而主机地址不同。

　　IP地址分成三类，每一个类型都定义了不同尺寸的网络部分和主机部分(D类组播地址和E类保留地址不讨论)。如图 4‑4所示，地址均为32位。

　　IP地址的类型由最高位的比特信标示。如果第一位为0 ，则为A类地址。如果第一位为1、第二位为0，即是B类地址。前两位为1、第三位为0，则为C类地址。A类网络IP地址有7位网络位、24位主机位，这意味着只有126个A类网络(0和127保留)，每一个A类网络有个主机地址(同样保留两个)。同理，欧宝平台B类网络IP地址有14位网络位、16位主机位，每一个B类网络有65534个主机地址。C类网络IP地址有21位网络位、8位主机位，每一个C类网络仅有126个主机地址。

　　这种分类的最初的思想是假定因特网中有少量的大型组织、中等数量的中型组和大量的小型组织。

　　转发是将从输入端口得到一个分组输出一个适当的端口的过程，而路由则 是构造一张能决定分组正确输出端口的表。假定此转发表已经构造好了。

　　一个数据报从源主机发往目的主机，沿途可能经过多个节点。在任何节点（路由器或主机），首先确定自己是否和目的主机连接在同一个网络（这可通过与所有网络接口的网络地址比较实现），若在同一网络则直接传送。如果没有连接同一网络，则需要发送另一个路由器。所选择的路由器被称为下一跳，下一跳路由器能使得数据报更接近于目的主机。路由器的转发表是由一组（网络号，下一跳）对组成。由此可知，为分组选择下一跳实际上是根据目标网络号匹配转发条目。通常来说还有一个默认路由器，当表上的条目和目的网络号都不匹配时使用。

　　路由器的转发表只列出一组网络号，而不是网络上的所有节点。即使一个物理网络中有126个主机，在路由表中也只需一个转发条目。由此可看到层次编址是如何提高了大型网络的可扩展性。

　　前而的讨论都假设交换机和路由器都充分地了解网络的拓扑结构，所以它可以为每个分组选择合适的输出端口。具体地说，它们的转发表中有充分的信息来做出决定。而路由的基本问题就是如何获取到转发表的信息。（路由表和转发表之间是有区别的，但在此不做出区分）

　　路由本质是上是一个图论问题。图 4‑5给出一个表示网络的图。图中的节点可以是主机、交换机、路由器或网络（主要考虑节点都是路由器的情况）。图上的边对应于网络链路，每一条边都有一个相应的开销(Cost)。

　　路由的最基本问题是找出任意两个节点之间开销最小的路径，一条路径的开销等于组成这条路径的所有边的开销之和。对于简单网络，我们可以直接计算出最短路径，并放入节点的非易失存储器中。但这种静态方法有以下几个缺点：

　　由于这个原因，在大多数实际的网络，路由由运行在节点间的路由协议来实现。这些协议来通分布式的、动态的方式来处理这些问题。

　　距离向量算法的思想如同其名字所指示的那样：每个节点构造一个到所有其它节点“距离”（开销）的一维数组（向量），并将这个向量分发给它的邻接点。

　　对距离向量的初始假设是每个节点都知道到其直接邻接点的链路开销。到不相邻节点的开销指定为无穷大。表 4‑1描示了图 4‑6中所有节点的初始向量。

　　距离向量算法的下一步是每个节点发送一个包含自己向量的消息给其相邻节点（当然其相邻节点同样也可以它的相邻节点）。例如，节点F可以告诉节点A它可以到达节点G，开销为1；A也知道它能以开销为1到达节点F,所以可知A可以经F到G，总开销2小于当前开销无穷大，所以A可记录它可经F到达G,开销为2。同理，A从C可知，它可经C以开销2到达D,优于旧的开销无穷大。同时，A从C可知，它可经C到B,总开销为2，但比当A到B开销1更大，所以忽略此信息。至此A可更新路由表所有条目，结果如表 4‑2所示。

　　当拓扑结构不再变化时，每个节点只需要与邻接交换少量的信息就可得到完整的路由表，得到所有节点的路由信息的过程叫做收敛。

　　链路状态路由的基本思想：每个节点都知道怎样到达它的邻接点，如果确保将这些信息完整地传播到每个节点（可靠扩散），那么每个节点都有足够的信息来建一张全局的路由表（路由计算）。

　　可靠扩散的基本思想是一个节点将其链路状态信息发送所有邻接点，邻接点再将该链路状态信息转发出去。这个过程一直持续，直到这个信息到达网络中的每一个节点。

　　前两项用于路由计算，后两项用于分组的可靠扩散。每个节点只有在两种情况下才产生新的LSP，周期性计时器超时或拓扑发生变化。

　　首先，两个邻接路由器之间用确定和重传来保证可靠性。其次，为了确保旧消息被新消息替代，LSP携带序列号。一个节点每产生一个新的LSP,序列号加1，序号更大的LSP优于序号小的。如一个节点故障后恢复，那么它的序号从0开始。欧宝平台如果节点故障了很长时间，那么该节点所有旧的LSP都会超时。如果节点很快恢复，节点最后会收到一份它自己的带有更大序列号的LSP副本，它可以将该序号加1后自己使用。

　　一旦某个节点有了一份来自其它每个节点的LSP时，它就能计算出完整的网络拓扑图。路由计算采用的Dijkstra算法，它能生成最短路径树，如图 4‑7所示。

　　今天的因特网连接了几万个网络，之前讨论的编址方案和路由协议不足以应付规模这么大的网络。

　　本节首先介绍子网，它主要处理地址空间的利用率问题，接下来介绍无类路由，解决地址利用和路由可扩展性问题。最后描述如何利用层次结构改进路由的可扩展性。

　　原有地址分配的低效率：只有两个节点的网络使用一个完整的C类地址，那么则浪费了253个地址。一个稍多于255个节点的B类网络则浪费了6400个以上的地址。

　　划分子网是一个提高地址分配效率的好方法，其基本思想是只用一个网络号，将具有这个网络号的IP地址分配给多个物理网络，每个物理网络叫做一个子网。

　　如果一个AS(自治系统)被分配了16个C类网络号，那么意味着主干网络路由器需要16记录，这将产生对路由器超量存储的需求。如果只分配一个B类网络，路由表中只有一个条目，但是地址的利用率只有16*255/65536=6.2%。

　　因此CIDR试图在地址利用率和路由可扩展之间取得平衡。分配一块连续的C类网络地址例如从192.4.16到192.4.32，可知在此范围内所有地址的高20位都是（1100 0000 0000 0100 0001），所以CIDR将这组地址聚合成192.4.16/20。

　　在一个独立的管理实体下的网络被称为AS(自治系统)。一个公司内部的复杂网络是一个AS，一个服务提供商的网络也是一个AS。在因特网中自治系统的另一个名字是路由域。为了提高扩展性，将不同AS中的域内路由分离。这样每个AS都可以使用自己选择的域间路由协议（OSPF、RIP），甚至是静态路由或多协议。域间路由就成为使不同AS彼此之间共享可达信息的问题。