一、网络协议概述
1.1、网络分层的目的是什么
网络为什么要分层呢？因为不同层直接有不同的沟通方式，这个叫做协议。
1.2、IP地址
IP地址时一个网卡在网络世界的通讯地址，相当于现实世界的门牌号。
假设IP地址是10.100.122.2，这个IP地址分层4个部分，用“."分隔，每个部分是一个整数（8 bit），所以一个IP地址是32位，但这样的IP地址很快就bu够用了，因为当初没想到现在有这么多计算机。于是就有了IPV6，也就是fe80::f816:3eff:fec7:7975/64，这个有128位，现在看来是够用了。
本来32位IP地址就不够用，而且还被分成了5类，现在看真实太奢侈了：
对于A，B，C三类，分两部分，前一部分是网络号，后一部分是主机号。
下面的表格，详细解释了A，B，C三类地址能包含的主机的数量：
可以看到，C类包含的主机数只有254个，现在看来一个网吧都不够。而B类地址包含的主机数又太多了，6万多台机器放在一个网络下面，一般其他达不到这个规模，闲着就是浪费。
于是有了一个这种的方式，叫做”无类型域间选路“，简称CIDR：这种方式打破了原来设计的几类地址的做法，将32位IP地址一分为二，前面是网络后，后面是主机号。从哪里分呢？10.100.122.2/24，IP地址后面有个斜杠，斜杠后有个24，这种形式就是CIDR。后面24表示在32位中，前24位是网络后，后面8位是主机号。
伴随着CIDR存在的，一个是广播地址，10.100.122.255，如果发送到这个地址，那么所有10.100.122网络里的所有机器都可以收到。一个是子网掩码255.255.255.0。
将子网掩码与IP地址进行AND计算，前面三个255，转成二进制都是1，1和任意数取AND，都是原来的数，因此前三个数不变，为10.100.122。后面一个0，转成二进制是0，0和任意数AND，都是0，因而最后一个数变为0，合起来就是10.100.122.0，这就是网络号：将子网掩码和IP地址按位计算AND，得到的就是网络号。
1.2.1、公有IP地址和私有IP地址
表格中最右一列是私有IP地址段。平时我们看到的数据中心、办公室、家里、学校等的IP地址，一般都是私有IP地址段，因为这些地址允许自己管理、分配，且可以重复。比如你学习的私有IP段和我们学习的是一样的。这就好比你们小区有门牌号121，我们小区也有门牌号121.
但公有IP地址是有组织统一分配的，你要用必须去买。比如你要建一个网站，给你们单位自己人用，那么让你们单位IT给你分配一个IP就行了；但如果有你要做个面向互联网用户的网站，就需要有一个公有IP地址，全世界的人都能访问。
192.168.0.x 是最常见的私有IP地址，你家有wifi，对应就会有一个IP地址，但你家上午的设备不会超过256个，所以/24就基本够了。有时我们也能见到/16这种CIDR。
很明显能看出192.168.0是网络后，而后面的就是主机号，例如网络里第一个地址就是192.168.0.1, 他常是路由器的地址，而192.168.0.255是广播地址，一旦发送给这个广播地址，网段内的所有机器都能收到。
1.3、MAC地址
在IP地址的上一行是 link/ether fa:16:3e:c7:79:75 brd ff:ff:ff:ff:ff:ff，这个被称为MAC地址，是一个网卡的物理地址，用16进制，6个byte 表示
MAC地址更像是身份证，是唯一的表示，但是他不具有路由功能，例如要找一个人，光说人名不行，先要找这个人家在哪个地方，然后在这个地方再找人名。
1.4、如何配置一个IP地址
要配置一个IP地址，可以通过命令行：
1、使用net-tools：
$ sudo ifconfig eth1 10.0.0.1/24
$ sudo ifconfig eth1 up
2、使用iproute2:
$ sudo ip addr add 10.0.0.1/24 dev eth1
$ sudo ip link set up eth1
自己配置IP地址，是随便配置吗？例如你旁边的机器都是192.168.1.x，如果我配置了一个16.158.23.6，会发生什么呢？答案是不能互相通信，下面来说为什么。
假设我在新配置的16.158.23.6上ping 192.168.1.6, 期望可以成功，但实际不能：Linux首先会判断，你要访问的网址，和当前服务器是否是同一个网段，是的话才会发送ARP请求，获取MAC地址。但如果不是同一个网段，就是跨网段调用，他不会直接把包发送到网络上行，而是其他把包发送到网关。
如果配置了网关，Linux会先获取网关的MAC地址，然后把包发出去，所以192.168.1.6这台机器，是不会收到请求包的，因为16.158.23.6把请求发给了网关，而网关的MAC地址并不是192.168.1.6的MAC地址。
而如果没有网关，由于二者不在同一网段，那么包根本就发不出去。
那如果把网关配置为192.168.1.6呢？Linux不会让你配置成功的，因为网关和当前网络至少一个网卡是同一个网段的，所以16.158.23.6的网关不可能是192.168.1.6。
所以，当需要手动配置一个网络IP是，需要确认使用正确的网段。
1.6、动态主机配置协议（DHCP）
一个IP一旦配置后，就不能变，但如果我要经常换地方，怎么办？这时就需要有一个自动配置的协议，即动态主机配置协议（Dynamic Host Configuration Protocol），简称DHCP。
这样，网关只需要配置一段共享的IP地址，每台新接入的集群，通过DHCP协议，来共享的IP里申请，然后自动配置就可以了，等人走了，还回去，其他机器就可以用了。
二、从二层到三层
2.1、第一层（物理层）
当两个人分别拿一台电脑，要联网时，可以拿一根网线，连接两台电脑，当然还需要配置两台电脑的IP、子网掩码、默认网关等。例如一个是192.168.0.1/24，另一个是192.168.0.2/24，必须在同一个网段。
这时，两台电脑已经组成了最小的局域网，即LAN。
如果三个人要联网玩游戏怎么办呢？这时需要一个叫Hub的东西，也就是集线器。和交换机不同，hub没有大脑，他完全在物理层工作，他会将自己收到的每一个字节，都复制到其他端口上，这就是第一层物理层联网的方案。
2.2、第二层（数据链路层）
hub采用的是广播的方式，但每个接入hub的人都能收到。所以，需要完善几个问题：
1）这个包是谁发的，发给谁的
2）大家都在发包，会不会混乱
3）如果发送失败怎么办
这几个问题，都是数据链路层，即MAC层要解决的问题。MAC全称是Medium Access Control，即媒体访问控制。他会控制媒体上发数据时，谁先发、谁后发的问题，防止发生混乱。这解决的是上面的第二个问题，学名叫做多路访问。就像车管所管马路上跑的车。
这个管理分三种方式：
方式1：分多个车道，每个车一个车道，你走你的，我走我的，这在计算机网络里叫信道划分
方式2：今天单号出现，明天双号出行，轮着来。这在计算机网络里叫做轮流协议
方式3：不管三七二十一，有事儿先出门，发现特堵，就回去。错过高峰再出，这叫做随机接入协议。著名的以太网，就是这个方式。
解决了第二个问题，就解决了媒体接入控制的问题，MAC的问题也就解决好了。这和MAC地址没什么关系。
接下来要解决的问题：发给谁，谁接收？这里用到一个物理地址，叫做链路层地址。但是因为第二层主要解决媒体接入控制的问题，所以他成被称为MAC地址。
解决第一个问题，就涉及到第二层的网络包格式。对于以太网，第二层的最开始，就是目标MAC地址和源MAC地址。
接下来是类型，大部分类型是IP数据包，然后IP里面包含TCP、UDP，以及http等。
有了这个目标MAC地址，数据包在链路上广播，MAC的网卡才能发现，这个包是给他的。MAC的网卡把包收进来，然后打开IP包，发现IP地址也是自己的，再打开TCP包，发现端口是80，也就是Nginx，于是将请求提交给nginx, Nginx返回一个网页，然后层层封装，最后到MAC层，因为来的时候有源MAC地址，返回的时候，源MAC地址就变成了目标MAC，再返回给请求的机器。
这里还有一个没解决的问题，当源集群知道目标机器的时候，可以把目标地址放入包里面，但如果不知道呢？一个广播的网络里面接入了n台机器，但并不知道都有哪些MAC地址，这就是ARP协议，也就是已知IP地址，求MAC地址的协议。
在一个局域网里，当知道了IP地址，不知道MAC怎么办？靠”吼“。
通过广而告之，发送一个广播包，谁是这个IP谁来回答。具体询问和回答的报文，就像下面这样：
为了避免每次都用ARP请求，机器本地也会进行ARP缓存。当然机器会不断地上线下线，IP也可能会变，所以ARP的AMC地址缓存过一段时间就会过期。
局域网
对于hub的方式，人数不多时可以，hub是广播的方式，但如果要智能些：谁能知道目标MAC地址是否就是连接某个口的电脑的MAC地址呢？这就需要一个能把MAC头拿下来，检测一下目标MAC地址，然后根据策略转发的设备，这个设备是第二层设备，称为交换机。
交换机怎么知道每个口的电脑的MAC地址呢？这需要交换机会通过学习记忆：一个MAC1电脑发送一个包给另一台MAC2电脑，当这个包到达交换机的时候，一开始交换机也不知道MAC2的电脑在哪个口，所以他只能将包发给出了发送者之外的所有其他的口，然后，交换机会记住，MAC1是来自哪个口，以后有包的目的是MAC1，就直接发送给这个口，所以久而久之，交换机就知道每个MAC和口的映射关系了，这时就不再需要广播了。当然，每个机器的IP会变，所在的口也会变，因而交换机上的学习的结果，称为转发表，这个表有一个国企时间。
有了交换机，用来接入几十台，上百台机器联网，就不是问题了。
2.3、交换机与VLAN
2.3.1、拓扑结构是怎样形成的
我们常见到办公室是一排排的桌子，每个桌子都有网口，一排十几个座位就有十几个网口，一个楼层就有几十个甚至上百个网口，这样环境就比前面的复杂了。
首先，这时一个交换机肯定不够用，需要多台交换机，交换机直接连接起来，就形成了一个稍微复杂的拓扑结构。
先看两台交换机的场景。两台交换机连接这三个局域网，每个局域网上有多台机器，如果机器1只知道机器4的IP地址，当他想要访问机器4，把包发出去的时候，他必须要知道机器4的MAC地址。
于是机器1发起广播，机器2收到了广播，但不是找他的，所以忽略；交换机A一开始也是不知道任何拓扑信息的，他收到这个广播后，除了广播包来的方向外，转发给其他所有的网口，于是，机器3也收到了广播，但不是找他的，忽略；当然交换机B也收到了广播，这时交换机B也是不知道任何拓扑信息的，所以他也做广播的策略，这时机器4和机器5都收到了广播信息。机器4会主动响应，这是我的MAC地址，于是一个ARP请求就成功完成了。
在上述过程中，交换机A和交换机B都能够学习到这样的信息：机器1是在左边这个网口的。这样当机器2要访问机器1时，机器2并不知道机器1的MAC地址，所以机器2会发起一个ARP请求，这个广播消息会到达机器1，也同时会到达交换机A，由于交换机A知道机器1在哪，所以不会广播到局域网2和局域网3了。
当机器3要访问机器1的时候，也需要发起一个广播的ARP请求，这时交换机A和交换机B都能收到这个广播请求，交换机A知道主机A所在的网口，所以他会把广播消息转发到局域网1，同时，交换机B收到这个广播后，他知道机器1不在右边这个网口，所以他不会将消息广播到局域网3.
2.3.2、如何解决场景的环路问题
随着办公室越来越大，交换机数目也越来越多，当整个拓扑变得复杂了，这么多网线，绕来绕去，不可避免会出现预料不到的情况，其中常见的问题就是环路问题。
如下图，当两个交换机把两个局域网同时连接起来时，你可能觉得这个高可用好，但却出现了环路。
我们来详细一下机器1访问机器2的过程。一开始，机器1并不知道机器2的MAC地址，他需要发起一个ARP广播，广播到达机器2，机器2会把MAC地址返回来，看起来没有2个交换机什么事。
但是两个交换机还是能收到广播包的，交换机A一开始是不知道机器2在哪个局域网的，所以他会把广播消息放到局域网2，在局域网2广播的时候，交换机B右边这个网口也是能收到广播消息的，交换机B又会将这个广播消息发送到局域网1，局域网1的这个广播消息，又会到达交换机A左边的这个借口。交换机A这时候还是不知道机器2在哪个局域网，于是又将广播包转发到局域网2，这样就死循环了。
所以，必须有一个方法解决环路问题。
在数据结构中，有种方法叫做最小生成树。有环的我们成为图。将图中的环破了，就生成了树。在计算机网络中，生成树的算法叫做STP，全称为Spanning Tree Protocol。
2.3.3、如何解决广播问题和安全问题
机器多了，交换机也多了，就算交换机比hub智能一些，但还是难免有广播的问题，这样性能就下来了。
由于在同一个广播域里面，很多包都会在一个局域网里面飘，如果碰到了一个会抓包的程序员，就能抓到这些包，如果没有加密，就能看到敏感信息了。
解决方法有两种：物理隔离、虚拟隔离
1、 物理隔离：每个部门有单独的交换机，配置单独的子网，这样部门之间的沟通就需要路由器了，路由器的原理后面再讲。但这样做的问题在于，有的部门人少，有的部门人多，如果每个部门有单独的交换机，口多了浪费，口少了还不够用。
2、虚拟隔离，也就是我们常说的VLAN，叫虚拟局域网。使用VLAN，一个交换机上会连属于多个局域网的机器，那交换机怎样区分哪个机器属于哪个局域网呢？
我们只需要再二层的头上加一个TAG，里面有一个VLAN ID，一共12位。为什么12位呢？因为12位可以划分4096个VLAN，只有4096个VLAN，是不是不够啊，这个后面再说。
当我们买的交换机是支持VLAN的，当这个交换机把二层的头取下来时，就能识别VLAN ID。只有相同的VLAN的包，才会互相转发，不同VLAN的包，是互相看不到的，这样广播问题和安全问题就解决了。
2.4、ICMP与ping：投石问路的侦察兵
2.4.1、ICMP协议的格式
当网络访问不同时，通常会ping一下，那么ping是如何工作的呢？
ping是基于ICMP协议工作的。ICMP全称Internet Control Message Protocol，就是互联网控制报文协议。其中关键词是”控制“。
ICMP的报文是封装在IP包里的。在传输指令时，肯定需要源地址和目标地址。这个协议本身非常简单，因为侦察兵要轻装上阵。
ICMP报文有很多类型，不同的类型有不同的代码。最常用的类型是主动请求为8，主动请求的应答为0。
2.4.2、查询报文类型
ping就是查询报文，是一种主动请求，并且获得主动应答的ICMP协议。
对于ping的主动请求，进行网络抓包，称为ICMP ECHO REQUEST。同理，主动请求的回复，称为ICMP ECHO REPLY。
比起原生的ICMP，ping多了2个字段，一个是标识符（例如2个侦察兵，一个去找水源的，另一个去侦察敌情的），一个是序号（给每个侦察兵编号）
ping还会存放发送请求的时间，来计算往返时间，说明路程的长短。
2.4.3、差错报文类型
由异常情况发起的，报告发送了不好的事情，对应ICMP的差错报文类型。
举几个差错报文的例子：终点不可达为3；源抑制为4；超时为11；重定向为5。
第一种：终点不可达
对于终点不可达，原因是啥呢？网络不可达代码是0，主机不可达代码是1，协议不可达代码为2，端口不可达代码为3，需要进行分配但设置了不分片代码为4.
第二种：源站抑制
让源站放慢发送速度。
第三种：时间超时
超过网络包的生存时间还是没到
第四种：路由重定向
也即是让下次发给另一个路由器
差错路由的结构相对复杂些，除了前面还有IP，ICMP的前8字节不变，后面则跟上出错的那个IP包的IP头和IP正文的前8个字节。
2.4.4、ping:查询报文类型的使用
我们看ping的发送和接收过程
假设主机A的IP是192.168.1.1, 主机B的IP是192.168.1.2, 他们都在同一个子网，那当你在主机A上运行 ”ping 192.168.1.2" 后，会发生什么？
ping命令执行的时候，源主机首先会构建一个ICMP请求数据包，ICMP数据包包含多个字段，最重要的有2个字段，一个是”类型字段“，对于请求包而言该字段值是8；另一个字段是”字段号”，主要用于区分连续ping时候发出的多个数据包。
然后，由ICMP协议将这个数据包连同地址192.168.1.2 一起交给IP层，IP层将以192.168.1.2作为目的地址，本机IP地址作为源地址，加上一些其他控制信息，构建一个IP数据包。
接下来，需要加入MAC头，如果在ARP映射表中查找出IP地址192.168.1.2所对应的MAC地址，则可以直接使用；如果没有，则需要发送ARP协议，查询MAC地址，获得MAC地址后，由数据链路层构建一个数据帧，目的地址是IP层传过来的MAC地址，源地址是本机的MAC地址；还有附加一些控制信息，依据以太网的介质访问规则，将他们传送出去。
主机B收到这个数据帧后，先检查他的目的MAC地址，并和本机的MAC地址对比，如果符合，则接受，否则丢弃。接受后检查该数据帧，将IP数据包从帧中取出来，交给本机IP层。同样，IP层检查后，将有用的信息提取后交给ICMP协议。
主机B会构建一个ICMP应答包，应答数据包的类型字段为0，顺序号为接收到的请求数据包中的顺序号，然后再发送出去给主机A
在规定的时间内，源主机如果没有收到ICMP的应答包，则说明目标主机不可达；如果接收到熬了ICMP应答包，则说明目标主机可达。
当然上述过程只是最简单的场景，同一个局域网里的情况。如果跨网段的话，还会涉及网关的转发、路由器的转发等等。
经常会遇到一个问题，如果不在我们的控制范围内，很多中间设备都是禁止ping的，但是ping不通不代表网络不通，这时候就要使用telnet，通过其他协议来测试网络是否通。
2.5、网关
校园网的IP是10.10.x.x，然后给你宿舍分配的IP是192.168.1.x，这时，如果宿舍的人要上校园网，需要两个网卡，一个插在校园网的网口，另一个插在宿舍一个同学的电脑上，此时，这个同学就能上网了。但如果该宿舍的其他同学也要上网，就要把已联网成功的同学的电脑当成路由器，然后你需要配置：DHCP（默认的），IP地址，还需要配置网关。
一旦配置了IP地址和网关，就可以访问目标地址了。跨网关时，牵扯到MAC地址和IP地址的变化，这里有必要描述下MAC头和IP头的细节：
在MAC头里，先是目标MAC地址，然后是源地址，然后有一个协议类型，用来说明里面是IP协议。
IP头里面的版本号，目前的主流还是IPV4, TOS 是 IP 头里面的一个字段，代表了当前的包是高优先级的，还是低优先级的。TTL是追踪去往目的地时沿途经过的路由器，还有8位的协议，指TCP还是UDP。最重要的还是源IP地址和目标IP地址。
在任何一台机器上，当要访问另一个IP地址的时候，都会先判断，这个目标IP地址，和当前机器的IP地址，是否在同一个网段。怎样判断同一个网段呢，需要CIDR和子网掩码。
如果是同一个网段，就不需要网关了，直接将源地址和目标地址放入IP头中，然后通过ARP获得MAC地址，将源MAC和目的吗放入MAC头中，发出去就可以了。
如果不是同一网段，就需要发往默认的网关Gateway。Gateway的地址一定是和源IP地址是同一个网段的，例如 192.168.1.0、24这个网段，Gateway往往是192.168.1.1/24 或者 192.168.1.2/24，即不是第一个就是第二个。
如何发往默认的网关呢？由于网关和源IP是同一个网段，这个过程就和发往同一网段其他机器是一样的：将源地址和目标IP都放入IP头中，通过ARP获得网关的MAC地址，将源MAC地址和网关的MAC放入MAC头中，发送出去。网关所在的端口，例如 192.168.1.1/24 将网络包收进来，然后接下来怎么做，就看网关的了。
网关往往是一个路由器，是一个三层转发的设备。啥是三层设备呢？就是把MAC头和IP头都取下来，然后根据里面的内容，看看接下来把包往哪里做转发的设备。
在很多情况下，人们把网关叫做路由器，其实不是很准确。而另一个比喻更恰当：路由器是一台设备，他有5个网口，相当于有5只手，分别连着五个局域网，每只手的IP地址都和局域网的IP地址在相同的网段，每只手都是他握住的那个局域网的网关。
任何一个想发往其他局域网的包，都会到达其中一只手，被拿进来，拿下MAC头和IP头，看看，然后根据自己的路由算法，选择另一只手，加上IP头和MAC头，然后发出去。
2.5.1、静态路由是什么
那么，Gateway会选择哪只手呢？路由分静态路由和动态路由。先看静态路由。
静态路由，其实就是在路由器上，配置一条条规则：想访问BBS站，他从2号口出去，下一跳是IP2；想访问教学视频站，从3号口出去，下一跳是IP3，然后保持在路由器里。
这样当要选择那只手时，就根据规则匹配，从对应的口出去。
经过网关后，IP头和MAC头，哪些变哪些不变呢？
由于MAC地址只是在局域网内才有效的地址，所以MAC地址只要过了网关，就一定会改变，因为已经换了局域网。
不改变IP地址的网关，叫转发网关；改变IP地址的网关，叫做NAT网关。
服务器A要访问服务器吧。首先，服务器A和服务器B不是同一个网段的，所以需要先发给网关。网关是192.168.1.1，然后发送ARP，获取网关的MAC地址，然后发送包，内容如下：
源 MAC：服务器 A 的 MAC
目标 MAC：192.168.1.1
这个网口的 MAC源 IP：192.168.1.101
目标 IP：192.168.4.101
包达到192.168.1.1这个网口，发现MAC一直，把包收进来，然后想想往哪发。
由于配置了静态路由，要想访问192.168.4.0/24，要从192.168.56.1这个口发出去，下一跳为192.168.56.2。
路由器A匹配上了路由后，要从192.168.56.1这个口发出去，发给192.168.56.2，路由器A发送ARP获取192.168.56.2的MAC地址，然后发包出去，内容如下：
源 MAC：192.168.56.1 的 MAC 地址
目标 MAC：192.168.56.2 的 MAC 地址
源 IP：192.168.1.101
目标 IP：192.168.4.101
包到达192.168.56.2这个网口，发现MAC一直，把包收进来，然后考虑往哪发。
由于路由器B配置了静态路由，想要访问192.168.4.101/24，要从192.168.4.1这个口发出去，没有下一跳了。
路由器b 发送ARP获取192.168.4.101的MAC地址，然后发送包，内容如下：
源 MAC：192.168.4.1 的 MAC 地址目标
MAC：192.168.4.101 的 MAC 地址
源 IP：192.168.1.101
目标 IP：192.168.4.101
这样包到达服务器B，MAC地址匹配，把包收进来。
可以看出，没到一个新的局域网，MAC都是要变的，但IP地址不变。在IP头里面，不会保存任何网关的IP地址。所谓的下一跳，某个IP要把这个IP地址转成MAC放入MAC头。
如果源IP和目标IP一致怎样解决呢？
即大唐要到印度，大唐的IP地址是192.168.1.101，印度地址也是192.168.1.101，他们的局域网直接没有上了过，因此IP冲突了。
怎样解决呢？既然他们各自的局域网没有商量过，那么在中间局域网里，就需要使用另外的地址，就像出国，不能再用国家自己的身份证，必须用国际通用的护照。
首先，目标服务器B在国际上要有一个国际的身份，我们给他定一个192.168.56.2（B网关），对应的国内身份是192.168.1.101，凡是要访问192.168.56.2，都转成192.168.1.101。
于是，第一步：
源 MAC：服务器 A 的 MAC
目标 MAC：192.168.1.1 这个网口的 MAC
源 IP：192.168.1.101
目标 IP：192.168.56.2
第二步：
源 MAC：192.168.56.1 的 MAC 地址
目标 MAC：192.168.56.2 的 MAC 地址
源 IP：192.168.56.1
目标 IP：192.168.56.2
第三步：
源 MAC：192.168.1.1 的 MAC 地址
目标 MAC：192.168.1.101 的 MAC 地址
源 IP：192.168.56.1
目标 IP：192.168.1.101
2.6、路由协议
一旦出了网关之后，就好像玄奘西行踏上了江湖漂泊的路，会面临很多路由器，有很多道路可以选。
2.6.1、如何配置路由
路由器就是一台网络设备，他有多张网卡。当一个入口的网络包发送到路由器时，他会根据一个本地的转发信息库，来决定如何正确地转发流量。这个转发信息库被称为路由表。
一张路由表中会有多条路由规则，每条规则至少包含三项信息：
1、目的网络：这个包想去哪
2、出口设备：包从哪个口发出去
3、下一跳网关：下一个路由器的地址
通过route命令和ip route命令都可以进行查询或者配置。
例如，我们设置 ip route add 10.176.48.0/20 via 10.173.32.1 dev eth0 ，就说明要去 10.176.48.0/20 这个目标网络，要从 eth0 这个端口出去，经过 10.173.32.1。
网关上的路由策略，就是按这三项配置信息配置的，这种配置方式的核心思想是：根据目的IP地址来配置路由。
在真是的复杂的网络环境中，除了可以根据目的IP地址配置路由外，还可以根据多个参数来配置路由，这称为路由策略。
可以配置多个路由表，可以根据源IP地址、入口设备、TOS等选择路由表，然后在路由表中查找路由，这样可以使得来自不同来源的包走不同的路由。
ip rule add from 192.168.1.0/24 table 10
ip rule add from 192.168.2.0/24 table 20
表示从 192.168.1.10/24 这个网段来的，使用 table 10 中的路由表，而从 192.168.2.0/24 网段来的，使用 table20 的路由表。
上面的静态路由算法，在网络环境简单的时候，是在可控范围内的，但对于复杂的网络环境，就需要动态路由算法。
2.6.2、动态路由算法
使用动态路由的路由器，可以根据路由协议算法生成动态路由表，随着网络运行状况的变化而变化。
从源地址到目标地址，一定是走的路越少越好，因而就转化成了如何在途中找到最短路径问题。
动态路由协议
1、基于链路状态路由算法的OSPT
OSPF（Open Shortest Path First，开放式最短路径优先）就是这样一个基于链路状态路由协议，广泛应用在数据中心中的协议。由于主要用在数据中心内部，用于路由决策，因而称为内部网关协议（Interior Gateway Protocol，简称 IGP）。
内部网关协议的重点就是找到最短的路径。在一个组织内部，路径最短往往最优。当然有时候 OSPF 可以发现多个最短的路径，可以在这多个路径中进行负载均衡，这常常被称为等价路由。
2、基于距离矢量路由算法的BGP
但是外网的路由协议，也即国家之间的，又有所不同。我们称为外网路由协议（Border Gateway Protocol，简称 BGP）。
三、传输层（最重要）
传输层最重要的协议就是TCP和UDP了，对于应用开发人员来说，最常用就是这两个协议。
3.1、UDP协议：性善而简单
3.1.1、TCP和UDP的区别？
大家都知道，TCP是面向连接的，而UDP是面向无连接的。
在互相发消息前，面向连接的协议会先建立连接，例如TCP会先三次握手，而UDP不会。
所谓建立连接，是为了在客户端和服务端维护连接，而建立一定的数据结构来维护双方交互的状态，用这样的数据结构来保证所谓的面向连接的特性。
TCP提供可靠交付：通过TCP连接传输的数据，无差错、保证不丢、不重、不乱序。
我们知道IP包是没有任何可靠性保证的，一旦发出去，就像西天取经，走丢了，被妖怪吃了，都只能随他去。但TCP号称能做到这些，而UDP继承了IP包的特性，不保证不丢，不保证不乱序。
还有，TCP是面向字节流的。发送的时候发的是一个流，没头没尾。而IP包可不是一个流，而是一个个IP包。之所以变成流，是TCP自己的状态维护做的。而UDP继承了IP的特性，基于数据报的，一个一个地发，一个一个地收。
还有，TCP是有拥塞控制的，他意识到包丢了或网络环境不好了，就会根据情况调整自己的行为，看着如果发快了，就发慢点。UDP就不会，应用让我发，我就发，别的不管。
因而TCP其实是有状态的，里面精确地记录这发送了没有，接收了没有，发到到哪了，应该接收到哪了，错一点都不行。而UDP则是无状态的，发出去就发出去了。
如果MAC层定义了本地局域网的传输行为，IP层定义了整个网络端到端的传输行为，这两层基本定义了这样的基因：网络传输是以包为单位的，二层叫帧，网络层叫包，传输层叫段。我们笼统地称为包。包单独传输，自行选路，在不同的设备封装解封装，不保证到达。
3.1.2、UDP包头是什么样的？
当我发送的UDP包达到目标机器后，发现MAC地址匹配，就取下来，把剩下的包传给处理IP层的代码。把IP头取下来，发现目标IP匹配，接下来，这里面的数据发给谁呢？
发送时，我知道我发的是UDP包，但收到的机器咋知道的呢？所以在IP头里面有个8位的协议，这里会存放数据里是TCP还是UDP。于是，如果我们知道是UDP，就能从数据里面，把内容解析出来。
解析出来以后，数据交给谁处理呢？
处理完传输层的事情，内核的事情基本干完了，里面的数据应该交给应用程序去处理。
应用程序网络通信，无论用TCP还是UDP，都需要监听一个端口。正是这个端口，用来区分应用程序，所以端口不能冲突。所以根据端口号，可以将数据交给应用程序。
当我们看到UDP包头的时候，发现的确有端口号，有源端口号和目标端口号。但对比TCP, 我们发现UDP除了端口号，没有其他的了，真是简单的不行。
3.1.3、UDP三大特点
1、沟通简单
2、轻信他人：UDP不会建立连接，虽然有端口号，但谁都可以给他传数据，他也可以传给任何人数据，甚至同时给多人传数据
3、做事不懂权变：他不会根据网络的情况进行发包的拥塞控制，不管网络丢包多厉害，他还继续发。
3.1.4、UDP的三大使用场景
1、需要资源少，在网络情况好的内网，或者对于丢包不敏感的应用。
2、不需要一对一沟通，而是可以广播的应用
3、需要处理速度快，延时低，可以容忍少数丢包，但是要求及时网络拥塞，也不必退缩。
3.2、TCP协议：性恶而复杂
3.2.1、TCP包头格式
TCP包头比UDP复杂：
1）首先，源端口号和目标端口号是不可少的，这跟UDP一样。
2）接下来是包的序号。为什么要包的序号呢？这时为了解决不乱序的问题，用来排序。
3）还要有确认序号：发出去的包应该有确认，要不然我怎么知道对方收到了没有。没有没有收到就重发，知道对方收到。这是用来解决不丢的问题。
4）接下来有一些状态位：例如SYN是发起一个连接，ACK是回复，RST是重新连接，FIN是结束连接等。
5）还有一个重要的就是窗口大小。TCP要做流量控制，通信双方各声明一个窗口，表示自己当前能够处理的能力，别发送太快，撑死我；也别发送太慢，饿死我。
3.2.2、TCP的三次握手
TCP是基于连接的协议。建立连接的过程，称为三次握手。
A：你好，我是A
B：你好 A，我是B
A：你好 B
我们也常称为“请求–> 应答 --> 应答之应答" 三个回合。
首先，为什么是3次，不是2次或4次呢？
我们假设这个通路是不可靠的，A要发起一个连接，当发了第一个请求没有回信时，会有很多种可能，比如第一个请求包丢了；也可能没丢，但绕了弯路，超时了；也可能B没有响应，不想和我连接。
A不想确认结果，于是再发，再发。终于，有一个请求包到达了B，但请求包到了B的这个事情，A是不知道的，A可能再发。
B收到了请求包，就知道了A要和他建立连接，如果B不想建立连接，A会重试一阵后放弃，建立连接失败，没有问题；如果B想建立连接，则会发送应答包给A。
当然对于B来说，B也不知道A收到了没有，这时候B自然不能认为连接已经建立好了，因为应答包仍然可能丢，会绕弯路而超时，甚至A可能挂了。
而且这时B还可能遇到个诡异的现象，A和B建立连接后，做了简单的通信，然后结束了连接。但A最初在建立连接时，可能给B重复发了几次，有的请求可能绕了一圈到达了B，B会认为这是个正常的建立连接的请求，因此建立了连接，但A并不知道，因此这个连接永远不会终结。因此两次握手不行。
B发送的应答可能会发送多次，但只要一次到达了A，A 就会认为连接已经建立了，因为对于A来说，消息有去有回。A会给B发送应答之应答，而B也在等这个消息，才能确认连接的建立，只有等到了消息，对于B来讲，他的消息才算有去有回。
但如果B在给A发送应答之应答之应答，这样就没头了，所以四次握手是可以的，但没有必要。只要双方的消息都有去有回，就可以了。
好在大部分情况下，A和B建立了连接后，A会马上发送数据，一旦A发送了数据，则很多问题都得到了解决。例如A发给B的应答丢了，当A后续发送数据给B，B收到后，就可以认为这个连接已经建立；或者B挂了，A发送数据会报错，说B不可达，A就知道B出事情了。
当然你可以说A比较坏，建立连接后就是不发数据，我们在程序设计是，可以要求开启keepalive机制，即使没有真实的数据包，也有探活包。
另外，作为服务端B的程序设计者，如果A这种长时间不发包的客户端，可以主动关闭，从而空出资源来给其他客户端使用。
三次握手出了双方建立连接外，主要还是沟通一件事：TCP包的序号的问题。
A要告诉B，我这发起的包的序号，是从哪个号开始的，B同样要告诉A，B发起的包的序号从哪个号开始的。为什么序号不能从1开始呢？因为这样往往会出现冲突：
例如，A连上B后，发送了1，2，3三个包，但是发送3时，可能丢了，或者绕路超时了，于是A重发3，但上次绕路的3又回来了，发给了B，这样B可能认为，是下一个包，这样就发生了错误。所以序号是用来排重的。
因此，每个连接都有不同的序号，这个序号的起始序号是随着时间变化的，可以看成一个32位的计数器，每4微妙加1，如果要序号重复，需要4个多小时。IP包头里有个TTL，即生存时间。
双方建立了连接后，为了维护这个连接，双方都要维护一个状态机，在连接连接过程中，双方的状态变化时序图如下：
一开始，客户端和服务端都处于CLOSED状态。显式服务端主动监听某个端口，处于LISTEN状态。然后客户端主动发起SYN，之后处于SYN-SENT状态。服务端收到发起的连接，并且ACK客户端的SYN，之后处于SYN-RCVD状态。客户端收到服务端发送的SYN和ACK后，发送ACK的ACK，之后处于ESTABLISHED状态，因为他一发一收成功了。服务端收到ACK的ACK之后，处于ESTABLISHED状态，因为他也一发一收了。
3.2.3、TCP四次挥手
TCP连接结束，会做”四次挥手“
A：B，我不想玩了
B：哦，我知道了
这时，A不再发送数据了，但B能不能在ACK后直接关闭连接呢？当然不行，因为A是发完最后的数据，不想玩了，但B还没做完自己的事情，还是可以发送数据的，所以此时称为半关闭状态。
这时A可以选择不再接收数了，也可以选择再接收一段时间数据，等待B也主动关闭。
B：A，好吧，我也不玩了，88
A：好的，88
这样整个连接就关闭了。
但是这个过程有没有异常情况呢？有。
A开始说”我不玩了“，B说”知道了“，这个回合，是没有异常的，因为在此之前，双方还处于合作的状态。但是这个回合结束后，就可能出现异常了：
一种情况是，A说完”不玩了“后，直接跑路，这是会有问题的，因为B还没有发起结束。而如果A跑路，B就算发起结束，也得不到回答，B就不知道该怎么办了。
另一种情况是，A说完”不玩了“，B直接跑路，也是有问题的，因为A不知道B是否还有事情要处理。
为了解决这个问题，TCP协议专门设计了几个状态来处理这些问题，下面看断开连接的状态时序图：
断开时，A说”不玩了“，就进入FIN_WAIT_1的状态，B收到”A不玩“的消息后，回复“知道了”，就进入CLOSE_WAIT的状态
A收到“B说知道了”，就进入FIN_WAIT_2的状态，如果这时候B直接跑路，那A将永远在这个状态，TCP协议里没有对这个状态的处理，但Linux有，可以调整tcp_fin_timeout这个参数，设置一个超时时间。
如果B没有跑路，发送了“B也不玩了”的请求到达A时，A发送“知道B也不玩了”的ACK后，从FIN_WAIT_2状态结束，按说A可以跑路了，但最后的这个ACK万一B没有收到呢？则B会重新发送一个“B 不玩了”，这时如果A已经跑路了，B就再也收不到ACK了，因此TCP协议要求A最后等待一段时间TIME_WAIT，这个时间要足够长，长到如果B没有收到ACK的话，“ B 说不玩了”会重发的，A收到后会重新发一个ACK并且足够时间到达B。
A直接跑路还有一个问题是，A的端口就直接空出来了，可能会被新的应用占用。但B不知道，B原来发的过很多包都在路上，可能会发到新的应用上，虽然序列号是重新生成的，但这里要上一个双保险，防止产生混轮，因此也需要等足够长的世界，等到原来B发送的所有的包都没了，再空出端口来。
等待的世界设为1MSL，MSL是Maximum Segment Lifetime，报文最大生存时间。他是任何报文在网络上存在的最大时间，超过这个时间，报文将被丢弃。因为TCP的报文是基于IP协议的，而IP头中有一个TTL域，是IP数据报可以经过的最大路由数，每经过一个处理他的路由器的这个值就减一，当这个值为0时，这个数据包将被丢弃，同时发送ICMP报文通知源主机，协议规定MSL为2分钟，实际应用时常用的是30秒，1分钟和2分钟等。
还有一个异常情况是，B超过了2MSL实际，依然没有收到他发的FIN的ACK，这时B会重发FIN，A收到后，A表示我已经等了足够长时间了，已经仁至义尽，之后发的我已经不认了，于是就直接发送RST，B就知道A已经结束了。
3.2.4、TCP如何实现有序、不丢
TCP为了保证数据包有序，每个包都有一个ID。在建立连接时，会确定起始ID是什么。为了保证不丢包，对发送的包都要进行ACK应答，但不是逐个应答，而是累计应答，即一次回复某个ID之前的所有请求。
为了记录所有发送的包和接收的包，TCP也需要发送端和接收端分别有缓存来保持这些记录，发送端的缓存里是按照包的ID一个个排列，根据处理的情况分成四个部分：
1）发送了并且已经确认的。可以比喻成你交代下属做的，并且已经做哇了，可以划掉了。
2）发送了并且尚未确认的。可以比喻成你交代下属做的，但还没做哇，需要等待做完回复后，才能划掉
3）没有发送，但已经等待发送的。可以比喻成你准备交代给下属做的，但还没来得及交代的
4）没有发送，并且暂时还不会发送的。可以比喻成你没有交代给下属做的额，且暂时还不会交代给下属做的。
3和4的区别，可以比喻成领导交代下属做事时，要“流量控制，把握分寸”，根据下属的能力来分配工作，不是任务太多，下属做不完，就该辞职了。
到底一个员工能处理多少事情呢？在TCP里，接收端会给发送端报一个窗口大小，叫做Advertised window，这个窗口的大小等于第二部分+第三部分，超过了这个窗口，接收端就处理不过来了，就不能发送了。
于是，发送端需要保持下面的数据结构：
对于接收端来讲，他缓存里记录的内容要简单一些。
第一部分：他接收并且确认过的：我领导交给我的，我已经做完了的
第二部分：还没接收，但马上就能接收的。即我自己能承受的最大工作量
第三部分：还没接收，也没法接收的。即超过了工作量的部分，实在做不完。
对应的数据结构如下：
顺序问题与丢包问题
举例：发送端发送1~15条消息，1，2，3发送并收到了确认；4，5，6，7，8，9发送了还还没收到确认，10，11，12还没发出，13，14，15是接收方没有空间，不准备发的。
发送端和接收端当前的状态如下：
1）1，2，3没有问题，双方达成了一致
2）4，5 接收方发ACK了，但发送方还没收到，可能丢了，也可能在路上
3）6，7，8，9肯定都发了，但8，9已经收到了，6，7还没收到，这就出现了乱序，接收方需要先换成8，9但没办法回复ACK
从上面例子可以看出，乱序和丢包都有可能发生，下面看怎样通过确认和重复机制来解决：
假设接收方收到了4，5，然后回复ACK，发送方收到了4的ACK, 但5个ACK包丢了，6，7的数据包在发送给接收方的途中丢了，怎么办呢？
方法1：超时重试。即对每一个发送了的，但没有收到ACK的包，都通过定时器做超时重试，超时时间必须大于往返时间RTT，否则会引起不必要的重发，但也不宜过长。
估计往返时间，需要TCP通过采样RTT时间，然后做加权平均，算出一个值，并且这个值是不断变化的。由于重传时间是不断变化的，我们成为自适应重传算法（Adaptive Retransmission Algorithm）。
如果过一段时间，5，6，7都超时了，就会重新发送。接收方发现原来5接收过，于是丢弃；6收到了，发送ACK，要求下一个是7，7不幸又丢了，当7再次超时的时候，TCP的策略是超时间隔加倍。每当遇到一次超时重传的时候，都会将下一次超时时间间隔设为先前值的2倍，超时2次，就说明网络环境差，不再频繁发送。
超时重传的弊端是，超时周期可能相对较长，是不是可以有更快的方式呢？
有：当接收方收到一个序号大于下一个期望的报文段时，就会检测到数据流中的一个间隔，于是他就会发送冗余的ACK，仍然ACK的是期望的报文段，而当客户端收到三个冗余的ACK后，就会在定时器过期之前，重传丢失的报文段。
例如，接收方发现6收到了，8也收到了，但7还没收到，那肯定是丢了，于是发送6的ACK，要求下一个是7。接下来，收到后续的包，仍然发送6的ACK，要求下一个是7，当客户端收到3个重复ACK，就会发现7的确丢了，不等超时，马上重发。
还有一种方式成为Selective Acknowledgement（SACK），这种方式需要在TCP头里面加一个SACK的东西，可以将缓存的地图发送给发送方，例如，可以发送ACK6， SACK8，SACK9，有了地图，发送方一下子就能看出7是丢了。