icmp协议不可达.docx
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icmp协议不可达
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icmp协议不可达
篇一:
tcpip详解-卷一-协议-6.5icmp端口不可达差错
6.5icmp端口不可达差错
最后两小节我们来讨论icmp查询报文—地址掩码和时间戳查询及应答。
现在来分析一种icmp差错报文,即端口不可达报文,它是icmp目的不可到达报文中的一种,以此来看一看icmp差错报文中所附加的信息。
使用udp(见第11章)来查看它。
udp的规则之一是,如果收到一份udp数据报而目的端口与某个正在使用的进程不相符,那么udp返回一个icmp不可达报文。
可以用tFtp来强制生成一个端口不可达报文(tFtp将在第15章描述)。
对于tFtp服务器来说,udp的公共端口号是69。
但是大多数的tFtp客户程序允许用connect命令来指定一个不同的端口号。
这里,我们就用它来指定8888端口:
指定主机名和端口号
试图得到一个文件
25秒后大约
connect命令首先指定要连接的主机名及其端口号,接着用get命令来取文件。
敲入get命令后,一份udp数据报就发送到主机svr4上的8888端口。
tcpdump命令引起的报文交换结果如图6-8所示。
图6-8由tFtp产生的icmp端口不可达差错
在udp数据报送到svr4之前,要先发送一份aRp请求来确定它的硬件地址(第1行)。
接着返回aRp应答(第2行),然后才发送udp数据报(第3行)(在tcpdump的输出中保留aRp请求和应答是为了提醒我们,这些报文交换可能在第一个ip数据报从一个主机发送到另一个主机之前是必需的。
在本书以后的章节中,如果这些报文与讨论的题目不相关,那么我们将省略它们)。
一个icmp端口不可达差错是立刻返回的(第4行)。
但是,tFtp客户程序看上去似乎忽略了这个icmp报文,而在5秒钟之后又发送了另一份udp数据报(第5行)。
在客户程序放弃之前重发了三次。
注意,icmp报文是在主机之间交换的,而不用目的端口号,而每个20字节的udp数据报则是从一个特定端口(2924)发送到另一个特定端口(8888)。
跟在每个udp后面的数字20指的是udp数据报中的数据长度。
在这个例子中,20字节包括tFtp的2个字节的操作代码,9个字节以空字符结束的文件名temp.foo,以及9个字节以空字符结束的字符串netascii(tFtp报文的详细格式参见图15-1)。
如果用-e选项运行同样的例子,我们可以看到每个返回的icmp端口不可达报文的完整长度。
这里的长度为70字节,各字段分配如图6-9所示。
ip数据报
icmp报文
icmp报文的数据部分
以太网首部
14字节ip首部20字节icmp首部8字节ip产生差错的数据报首部20字节udp首部8字节
图6-9“udp端口不可达”例子中返回的icmp报文
icmp的一个规则是,icmp差错报文(参见图6-3的最后一列)必须包括生成该差错报文的数据报ip首部(包含任何选项),还必须至少包括跟在该ip首部后面的前8个字节。
在我们的例子中,跟在ip
首部后面的
前8个字节包含udp的首部(见图11-2)。
一个重要的事实是包含在udp首部中的内容是源端口号和目的端口号。
就是由于目的端口号(8888)才导致产生了icmp端口不可达的差错报文。
接收icmp的系统可以根据源端口号(2924)来把差错报文与某个特定的用户进程相关联(在本例中是tFtp客户程序)。
导致差错的数据报中的ip首部要被送回的原因是因为ip首部中包含了协议字段,使得
icmp可以知道如何解释后面的8个字节(在本例中是udp首部)。
如果我们来查看tcp首部
(图17-2),可以发现源端口和目的端口被包含在tcp首部的前8个字节中。
icmp不可达报文的一般格式如图6-10所示。
(3)类型(0~15)代码
)0未用(必须为检验和8字节
ip首部(ip8包括选项)+原始数据报中数据的前字节
图6-10icmp不可达报文
在图6-3中,我们注意到有16种不同类型的icmp不可达报文,代码分别从0到15。
icmp端口不可达差错代码是3。
另外,尽管图6-10指出了在icmp报文中的第二个32bit字必须为0,但是当代码为4时(“需要分片但设置了不分片比特”),路径mtu发现机制(2.9节)却允许路由器把外出接口的mtu填在这个32bit字的低16bit中。
我们在11.6节中给出了一个这种差错的例子。
尽管icmp规则允许系统返回多于8个字节的产生差错的ip数据报中的数据,但是大多数从伯克利派生出来的系统只返回8个字节。
solaris2.2的ip_icmp_return_data_bytes选项默认条件下返回前64个字节(e.4节)。
tcpdump时间系列
在本书的后面章节中,我们还要以时间系列的格式给出tcpdump命令的输出,如图6-11所示。
图6-11发送到无效端口的tFtp请求的时间系列
时间随着向下而递增,在图左边的时间标记与tcpdump命令的输出是相同的(见图6-8)。
位于图顶部的标记是通信双方的主机名和端口号。
需要指出的是,随着页面向下的y
坐标轴与真正的时间值不是成比例的。
当出现一个有意义的时间段时,在本例中是每5秒之间的重发,我们就在时间系列的两侧作上标记。
当udp或tcp数据正在被传送时,我们用粗线的行来表示。
当icmp报文返回时,为什么tFtp客户程序还要继续重发请求呢?
这是由于网络编程中的一个因素,即bsd系统不把从插口(socket)接收到的icmp报文中的udp数据通知用户进程,除非该进程已经发送了一个connect命令给该插口。
标准的bsdtFtp客户程序并不发送connect命令,因此它永远也不会收到icmp差错报文的通知。
这里需要注意的另一点是tFtp客户程序所采用的不太好的超时重传算法。
它只是假定5秒是足够的,因此每隔5秒就重传一次,总共需要25秒钟的时间。
在后面我们将看到tcp有一个较好的超时重发算法。
tFtp客户程序所采用的超时重传算法已被RFc所禁用。
不过,在作者所在子网上的三个系统以及solaris2.2仍然在使用它。
aix3.2.2采用一种指数退避方法来设置超时值,分别在0、5、15和35秒时重发报文,这正是所推荐的方法。
我们将在第21章更详细地讨论超时问题。
最后需要指出的是,icmp报文是在发送udp数据报3.5ms后返回的,这与第7章我们所看到的ping应答的往返时间差不多。
篇二:
tcpip详解-卷一-协议-9.3icmp主机与网络不可达差错
9.3icmp主机与网络不可达差错
当路由器收到一份ip数据报但又不能转发时,就要发送一份icmp“主机不可达”差错报文(icmp主机不可达报文的格式如图6-10所示)。
可以很容易发现,在我们的网络上把接在路由器sun上的拨号slip链路断开,然后试图通过该slip链路发送分组给任何指定sun为默认路由器的主机。
较老版本的bsd产生一个主机不可达或者网络不可达差错,这取决于目的端是否处于一个局域子网上。
4.4bsd只产生主机不可达差错。
我们在上一节通过在路由器sun上运行netstat命令可以看到,当接通slip链路启动时就要在路由表中增加一项使用slip链路的表项,而当断开slip链路时则删除该表项。
这说明当slip链路断开时,sun的路由表中就没有默认项了。
但是我们不想改变网络上其他主机的路由表,即同时删除它们的默认路由。
相反,对于sun不能转发的分组,我们对它产生的
icmp主机不可达差错报文进行计数。
在主机svr4上运行ping程序就可以看到这一点,它在拨号slip链路的另一端(拨号链路已被断开):
键入中断键停止显示
在主机bsdi上运行tcpdump命令的输出如图9-2所示。
图9-2响应ping命令的icmp主机不可达报文
当路由器sun发现找不到能到达主机gemini的路由时,它就响应一个主机不可达的回显请求报文。
如果把slip链路接到internet上,然后试图ping一个与internet没有连接的ip地址,那么应该会产生差错。
但令人感兴趣的是,我们可以看到在返回差错报文之前,分组要在internet上传送多远:
ipinternet上该地址没有连接到
从图8-5可以看出,在发现该ip地址是无效的之前,该分组已通过了6个路由器。
只有当它到达nsFnet骨干网的边界时才检测到差错。
这说明,6个路由器之所以能转发分组是因为路由表中有默认项。
只有当分组到达nsFnet骨干网时,路由器才能知道每个连接到internet上的每个网络的信息。
这说明许多路由器只能在局部范围内工作。
参考文献[Ford,Rekhter,andbraun1993]定义了顶层选路域(top-levelrouting
domain),由它来维护大多数internet网站的路由信息,而不使用默认路由。
他们指出,在internet上存在5个这样的顶层选路域:
nsFnet主干网、商业互联网交换(commercialinternetexchange:
cix)、nasa科学互联网(nasascienceinternet:
nsi)、sprintlink以及欧洲ip主干网
(ebone)。
篇三:
tcpip详解-卷一-协议-11.6icmp不可达差错(需要分片)
11.6icmp不可达差错(需要分片)
发生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(2.9节),那么这个差错就可以被该程序使用。
这种情况下的icmp不可达差错报文格式如图11-9所示。
这里的格式与图6-10不同,因为在第2个32bit字中,16~31bit可以提供下一站的mtu,而不再是0。
(3)类型
(0)未用必须为(4)代码检验和8字节
下一站网络的mtu
ip首部(包括选项)+原始ip数据报中数据的前8字节
图11-9需要分片但又设置不分片标志比特时的icmp不可达差错报文格式
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就设为0。
新版的路由器需求RFc[almquist1993]声明,在发生这种icmp不可达差错时,路由器必须生成这种新格式的报文。
例子
关于分片作者曾经遇到过一个问题,icmp差错试图判断从路由器netb到主机sun之间的
拨号slip链路的mtu。
我们知道从sun到netb的链路的mtu:
当slip被安装到主机sun时,这是slip配置过程中的一部分,加上在3.9节中已经通过netstat命令观察过。
现在,我们想从另一个方向来判断它的mtu(在第25章,将讨论如何用snmp来判断)。
在点到点的链路中,不要求两个方向的mtu为相同值。
所采用的技术是在主机solaris上运行ping程序到主机bsdi,增加数据分组长度,直到看见进入的分组被分片为止。
如图11-10所示。
分片
分片icmp回显请求
用tcpdump观察分片
图11-10用来判断从netb到sun的slip链路mtu的系统
在主机sun上运行tcpdump,观察slip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ping分组的数据长度从500增加到600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bsdi上运行tcpdump,观察它接收和发送的报文。
输出如图
11-11所示。
图11-11600字节的ip数据报从solaris主机ping到bsdi主机时的tcpdump输出
首先,每行中的标记(dF)说明在ip首部中设置了不分片比特。
这意味着solaris2.2一般把不分片比特置1
,
作为实现路径mtu发现机制的一部分。
第1行显示的是回显请求通过路由器netb到达sun主机,没有进行分片,并设置了dF比特,因此我们知道还没有达到netb的slipmtu。
接下来,在第2行注意到dF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600字节),但是sun外出的slip接口mtu为552。
因此回显应答需要进行分片,但是dF标志比特又被设置了。
这样,sun就产生一个icmp不可达差错报文返回给bsdi(报文在bsdi处被丢弃)。
这就是我们在主机solaris上没有看到任何回显应答的原因。
这些应答永远不能通过sun。
分组的路径如图11-12所示。
icmp回显请求
icmp回显应答icmp回显请求icmp回显请求
icmp不可达:
需要分片,
dF但又设置了位
图11-12例子中的分组交换
最后,在图11-11中的第3行和第6行中,mtu=0表示主机sun没有在icmp不可达报文中返回出口mtu值,如图11-9所示(在25.9节中,将重新回到这个问题,用snmp判断netb上的
slip接口mtu值为1500)。