第 4 章 网络层
本章地位：网络层是计算机网络科目的分值重心：408 统考中通常贡献 4～8 分，选择题（首部字段、RIP / OSPF / BGP、ARP / DHCP / ICMP、IPv6）年年出现，子网划分 + 路由聚合 + 最长前缀匹配的综合大题一道 9 分起步——网络层计算大题拿不下，计算机网络部分就上不了高分。复习主线两条：计算线（掩码 → 网络 / 广播地址 / 可用主机数 → 分片 → 路由表匹配），按「化二进制 → 按位与 → 对齐块边界」练到条件反射；概念线（IPv4 / IPv6 首部字段、三个路由协议的算法与载体、ARP / DHCP / ICMP 分工），对比表背熟即可收割选择题。
| 考点 | 常考题型 | 热度 | 本章位置 |
|---|---|---|---|
| IPv4 首部字段与分片计算（DF / MF / 片偏移，8 B 单位） | 选择 / 计算 | ★★★★★ | 4.1.2 / 4.1.3 |
| 特殊地址与私有地址、NAT / NAPT | 选择 | ★★★★ | 4.2 |
| 子网划分：网络地址 / 广播地址 / 可用主机数 | 大题 / 选择 | ★★★★★ | 4.3.1 |
| CIDR、路由聚合与最长前缀匹配 | 大题 / 选择 | ★★★★★ | 4.3.2 / 4.3.3 |
| ARP（跨网段解析网关 MAC）、DHCP（DORA）与 ICMP | 选择 | ★★★★★ | 4.4 |
| IPv6 地址表示、首部特点与过渡技术 | 选择 | ★★★★ | 4.5 |
| RIP / OSPF / BGP 对比与路由表更新、路由器与三层设备 | 选择 / 计算 | ★★★★★ | 4.6 |
| IP 组播地址与 MAC 映射、移动 IP 概念 | 选择 | ★★ | 4.7 |
4.1 网络层的功能与 IPv4 分组
4.1.1 网络层的功能与两种服务：虚电路 vs 数据报
① 转发（forwarding）：路由器收到分组后，根据转发表把分组从合适的端口搬出去——动作发生在单个路由器内部、微秒级；
② 路由选择（routing）：路由协议（RIP / OSPF / BGP）在路由器之间跑，构造并更新路由表，回答「到每个网络该往哪走」——动作发生在整个网络范围、秒级以上。
此外网络层还可能承担拥塞控制、网络互连、异构网络抽象等功能。一句辨析：转发是数据平面的局部动作，路由选择是控制平面的全局计算；路由表算出来，转发表用来查。
| 对比维度 | 虚电路服务 | 数据报服务 |
|---|---|---|
| 思路 | 网络负责可靠通信（电信网的思路） | 主机负责可靠通信，网络尽最大努力 |
| 连接建立 | 必须先建立虚电路（连接建立 → 传输 → 释放） | 无连接，随时直接发送 |
| 分组头携带地址 | 只需携带虚电路号 VCID（短） | 每个分组携带完整源 / 目的 IP 地址 |
| 路由 | 建电路时选一次路，所有分组走同一路径 | 每个分组独立选路，路径可变 |
| 顺序与可靠性 | 按序到达，网络保证可靠 | 可能失序、丢失，端系统（TCP）负责恢复 |
| 故障影响 | 虚电路经过的结点崩溃，整条电路中断 | 绕开故障结点继续传，健壮性好 |
| 典型代表 | X.25、帧中继、ATM | 因特网 IP |
4.1.2 IPv4 首部逐字段拆解（20～60 B）高频考点
IPv4 分组（IP 数据报）由首部与数据两部分组成。首部前一段长度固定 20 B，是所有字段必须过的关卡；后一段是可选字段（0～40 B，用于源路由、记录路由等），长度必须补齐为 4 B 的整数倍（填充）。因此首部总长 \(20\sim60\) B。
- 版本（4 bit）：IPv4 为 4，IPv6 为 6。
- 首部长度（4 bit）：单位 4 B，取值 5～15，对应首部 20～60 B（首部必为 4 B 的整数倍）。
- 总长度（16 bit）：单位 1 B，指首部 + 数据，最大 \(2^{16}-1=65\,535\) B；不含链路层为凑最短帧长而填充的字节。
- 标识（16 bit）：同一数据报所有分片标识相同，重组时据此归队（它不是序号，无「先后」含义）。
- 标志（3 bit）：两位有用——DF（=1 不许分片，超长则丢弃并回 ICMP 不可达）；MF（=1 后面还有分片，最后一片 MF=0）。
- 片偏移（13 bit）：本片数据在原数据报数据区中的起点，单位 8 B——故除最后一片外各片数据长必须是 8 B 的整数倍。
- 生存时间 TTL（8 bit）：可经过的路由器跳数上限，转发前减 1，减到 0 丢弃并回 ICMP 超时——防分组永久兜圈。
- 协议（8 bit）：数据交给哪个上层协议。ICMP=1、IGMP=2、TCP=6、UDP=17、OSPF=89、IPv6=41。
- 首部校验和（16 bit）：只校验首部、不校验数据；因 TTL 每跳变化，每过一个路由器都要重算。
- 源 / 目的 IP（各 32 bit）：传输全程不变（NAT 时除外）——逐跳更换的是帧的 MAC 地址。
② 首部校验和不是只算一次：TTL 变了校验和必须跟着重算；
③ 「IP 数据报长度超过 65535 B」不可能：总长度字段 16 bit 封顶；
④ TTL 减到 0 的分组被丢弃，同时路由器向源点发送 ICMP 超时差错报告（traceroute 正靠这一机制工作）。
某 IPv4 数据报首部长度字段的值为 5，总长度字段的值为 1500。(1) 首部是多少字节？可选字段是多少字节？(2) 数据部分是多少字节？(3) 若该数据报封装的数据是 TCP 报文段，协议字段的值是多少？(4) 该数据报经过 3 个路由器后，哪些首部字段一定发生了变化？
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(1) 首部 \(=5\times4=20\) B，即无可选字段（可选字段 0 B）。
(2) 数据 \(=1500-20=1480\) B。
(3) 封装 TCP，协议字段 \(=6\)。
(4) TTL 每过一路由器减 1（减 3），首部校验和随 TTL 变化必须重算；源 / 目的 IP、总长度、标识等均不变。
套路总结：首部长度字段值 ×4 = 首部字节数；总长度 − 首部 = 数据长度；「经过路由器哪些字段变化」固定答案——TTL 与首部校验和。
4.1.3 分片与重组：DF / MF 与片偏移 高频考点
② 依次切分，最后一片兜底（可不整除 8）；
③ 第 \(k\) 片片偏移 \(=\dfrac{\text{该片数据在原数据区的起点字节数}}{8}\)，该片总长度 \(=20+\) 该片数据长，前面各片 MF=1，最后一片 MF=0。
一个总长度 4000 B（含 20 B 固定首部）的 IP 数据报要经过一条 MTU = 1500 B 的链路。(1) 将被分成几片？(2) 每片的片偏移、MF 标志、总长度各是多少？(3) 若第二片在传输中丢失，目的主机能否重组出部分数据？
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(1) 数据部分 \(=4000-20=3980\) B；每片最多装 \(1500-20=1480\) B，且 \(1480=8\times185\) 恰为 8 的倍数，直接可用。
需要的片数：\(3980=1480\times2+1020\)，余数 1020 大于 0，故分 3 片。
(2) 逐片计算（片偏移单位为 8 B）：
\[ \text{片 1：数据 }1480\text{ B，偏移}\ \frac{0}{8}=0,\ \text{MF}=1,\ \text{总长}=20+1480=1500\ \text{B} \]
\[ \text{片 2：数据 }1480\text{ B，偏移}\ \frac{1480}{8}=185,\ \text{MF}=1,\ \text{总长}=1500\ \text{B} \]
\[ \text{片 3：数据 }1020\text{ B，偏移}\ \frac{2960}{8}=370,\ \text{MF}=0,\ \text{总长}=20+1020=1040\ \text{B} \]
验证：数据 \(1480+1480+1020=3980\) ✓；\(370\times8+1020=3980\) ✓，与原数据区严丝合缝。
(3) 不能。IP 不做重传与部分重组：任一分片丢失，整个数据报作废（若上层是 TCP，由 TCP 重传整个数据部分；若是 UDP，应用自己想办法）——「分片降低可靠性」正是 IPv6 取消中途分片的动因之一。
易错：片偏移填 1480（忘了除以 8）或填 1500（把首部也计入偏移）都是经典错项；偏移的基准是「原数据报的数据区」，与首部无关。
数据报总长度 3820 B（含 20 B 首部），经过 MTU = 1420 B 的链路。(1) 分几片？(2) 求每片的数据长度、片偏移与总长度。(3) 各片的标识字段之间是什么关系？
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(1) 数据 \(=3800\) B；每片最多 \(1420-20=1400\) B，\(1400=8\times175\) 是 8 的倍数 ✓；\(3800=1400\times2+1000\)，分 3 片。
(2) 片 1：数据 1400 B，起点 0，偏移 0，总长 1420 B；片 2：数据 1400 B，起点 1400，偏移 \(1400\div8=175\)，总长 1420 B；片 3：数据 1000 B，起点 2800，偏移 \(2800\div8=350\)，总长 1020 B；MF 依次为 1、1、0。
验证：\(1400+1400+1000=3800\) ✓；\(350\times8+1000=3800\) ✓。
(3) 三片标识字段完全相同（继承原数据报的标识），目的主机据此识别它们属于同一数据报。
4.2 IPv4 地址与 NAT
4.2.1 点分十进制与两级地址结构
| 特殊 IP 地址 | 含义 / 用途 |
|---|---|
| 主机号全 0（如 192.168.1.0/24） | 网络地址，代表「本网络本身」，不能分配给主机 |
| 主机号全 1（如 192.168.1.255/24） | 直接（定向）广播地址，对本网络全体主机广播 |
| 255.255.255.255 | 受限广播地址（本网络广播），路由器不转发；DHCP 发现阶段就用它 |
| 0.0.0.0 | 「本主机」；在路由表中作默认路由条目 0.0.0.0/0（匹配一切地址） |
| 127.x.x.x（127.0.0.1 环回地址） | 环回测试，分组不出协议栈、不上链路，永远 ping 自己 |
| 网络号全 0 + 主机号特定 | 本网络上的某台主机 |
② 127.0.0.1 既不是「本机硬件地址」也不占网络号 127 这个 A 类网的实际使用——它专供环回；
③ 主机号全 0 与全 1 都不能分配给主机，因此可用主机数要减 2。
4.2.2 私有地址与 NAT / NAPT
- \(10.0.0.0/8\)：10.0.0.0～10.255.255.255（10 开头）；
- \(172.16.0.0/12\)：172.16.0.0～172.31.255.255（第二字节 16～31）；
- \(192.168.0.0/16\)：192.168.0.0～192.168.255.255。
要点：① NAT 修改 IP 首部（甚至传输层端口），因此首部校验和要重算；② NAT 破坏端到端透明性、外网不能主动访问内网主机（除非预先配置映射）；③ 缓解了 IPv4 地址枯竭，是 IPv6 推迟普及的原因之一。
内网主机 192.168.0.5（端口 3000）经 NAT 路由器（公网地址 61.144.5.2）访问服务器 202.118.1.8:80，路由器为其分配公网端口 40001。(1) 服务器收到的分组的源 IP:端口、目的 IP:端口是什么？(2) 服务器回程分组进入内网后被改写成什么？(3) 若另一主机 192.168.0.6 也用本地端口 3000 访问同一服务器，会不会冲突？
查看解答
(1) 源 \(61.144.5.2:40001\)，目的 \(202.118.1.8:80\)——私有地址被改写，目的地址不动。
(2) 回程分组源 \(202.118.1.8:80\)、目的 \(61.144.5.2:40001\)；路由器查转换表把目的改回 \(192.168.0.5:3000\) 后送入内网。
(3) 不会。路由器为它分配另一个公网端口（如 40002），两连接在公网上靠端口区分，这正是 NAPT「端口复用」的本意。
套路总结：NAT 改「源侧」、方向反转后查表还原；判断题里「NAT 修改了目的 IP 地址」多半是错的（除非目标也在内网且配置了映射）。
(1) 下列地址中属于私有地址的是：① 10.20.30.40 ② 172.32.1.1 ③ 172.20.1.1 ④ 192.169.1.1 ⑤ 192.168.100.1；(2) 内网主机 ping 公网服务器，服务器能否主动 ping 通该内网主机？为什么？
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(1) ①③⑤。② 172.32.1.1：172.16/12 只覆盖第二字节 16～31，32 不在内，是公有地址；④ 192.169.1.1 第三字节越界（私有段是 192.168/16），公有。
(2) 不能。NAT 表由内网发起的连接建立，服务器主动发来的分组在表中查不到映射，路由器无处还原、只能丢弃——外网不能主动访问纯 NAT 后的主机。
4.3 子网划分、CIDR 与路由聚合 高频考点
本节是整个网络科目的计算核心：408 网络层大题十有八九出自这里。所有题目共用一套底层动作——「IP 地址与子网掩码按位与 = 网络地址」；把这套动作练熟，再叠加「地址块对齐」「最长前缀匹配」「求公共前缀」三个技巧即可通杀。
4.3.1 三级地址与子网掩码（大题引擎）
② 但主机号全 0（子网本身）与全 1（子网广播）依然不能分给主机，主机位 \(m\) 时可用主机数 \(=2^{m}-2\)——这一条永远减 2；
③ 子网掩码必须是一串连续 1 后接一串连续 0（255.255.255.160 这类「断续 1」不是合法掩码）。
① 化二进制：只写掩码非 255/0 的那个字节（其余字节网络部分直接照抄或主机部分直接置 0）；
② 按位与得网络地址：网络地址 = 所在地址块的起始地址；
③ 块大小推其余：块大小（地址总数）\(=2^{32-n}\)，每个块的起始地址是块大小的整数倍；广播地址 = 网络地址 + \(2^{32-n}-1\)（主机号全 1）；可用主机范围 = 网络地址 +1 ～ 广播地址 −1，数量 \(2^{32-n}-2\)。
已知主机 IP 地址 180.80.77.55，子网掩码 255.255.252.0。(1) 网络地址是多少？(2) 广播地址是多少？(3) 该网络最多可接多少台主机？(4) IP 地址 180.80.79.200 是否与本机同网段？
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掩码 255.255.252.0 即 /22，只有第三字节要算：252 = 11111100，前 6 位是网络位、后 2 位是主机位。
(1) 第三字节按位与：\(77=01001101\)，AND \(252=11111100\)，得 \(01001100=76\)。网络地址 = 180.80.76.0。
(2) 主机位 10 位（第三字节 2 位 + 第四字节 8 位），块大小 \(2^{10}=1024\)，广播地址 = \(180.80.76.0+1023\) = 180.80.79.255（76+3=79 ✓）。
(3) 可用主机数 \(=2^{10}-2=1022\) 台。
(4) 第三字节 79 在块 76～79 内，180.80.79.200 的网络地址同为 180.80.76.0，同网段；换算成「块对齐」验证：块大小 4，\(76\div4=19\) 整除，77、79 都落在第 19 块（76.0～79.255）✓。
套路总结：只需算「非整字节」那一列；网络地址＝块起点，广播地址＝块终点，两头掐掉就是可用范围。
两台主机的地址与掩码为：A = 192.168.75.20，B = 192.168.75.30，C = 192.168.75.45，掩码均为 255.255.255.240。判断 A 与 B、B 与 C、A 与 C 是否在同一网段，并给出各自所属子网的网络地址。
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/28 块大小 16，各块起点为 16 的倍数（第四字节）：
\(20=00010100\) → 块起点 \(16\)；\(30=00011110\) → 块起点 \(16\)（16～31）；\(45=00101101\) → 块起点 \(32\)（32～47）。
A（192.168.75.16/28）与 B（192.168.75.16/28）同块 → 同网段，可直接通信；B 与 C、A 与 C 分属 16 块与 32 块 → 不同网段，通信必须经路由器。
陷阱提示：30 与 45 数值只差 15、感觉「很近」，但 /28 的边界正好切在 32——判断同网段唯一的依据是按位与的结果是否相同，与数值接近程度无关。
套路总结：块大小 = \(2^{主机位}\)，起点 = 块大小 × 整数；「同块 = 同网段」。若两主机掩码不同，则分别与各自的掩码相与再比较（隐含题目常挖此坑）。
某单位分到 202.118.1.0/24，需要划分若干子网，每个子网至少容纳 60 台主机。(1) 主机位至少多少位？子网掩码是多少？(2) 最多能分出几个这样的子网？(3) 若只要求分出 2 个等大小子网，写出各子网的网络地址与可用地址范围。
查看解答
(1) 需 \(2^{m}-2\ge60\)：\(2^{5}-2=30\) 不够，\(2^{6}-2=62\ge60\) ✓，主机位 6 位；子网位 \(=24-6\)？不——原前缀 /24，主机位 8，借 2 位作子网位后主机位 6，前缀变 /26，掩码 255.255.255.192。
(2) 借 2 位 → \(2^{2}=4\) 个子网（408 口径不减 2）：
202.118.1.0/26（0～63）、202.118.1.64/26（64～127）、202.118.1.128/26（128～191）、202.118.1.192/26（192～255），每个可用主机 62 台。
(3) 等分 2 个：借 1 位 → /25：
子网 1：202.118.1.0/25，可用 202.118.1.1～202.118.1.126（126 台）；
子网 2：202.118.1.128/25，可用 202.118.1.129～202.118.1.254（126 台）。
验证：126+126=252，加上两个网络地址与两个广播地址共 256 ✓。
套路总结：需求反推两步走——先由「主机数 ≥ 需求」定主机位 \(m\)，得前缀 /（32−m）；再由「子网数」定借位 \(n\)（\(2^{n}\ge\) 需求，注意别把主机位挤占）。大题第 (1) 问几乎都是这一步。
4.3.2 CIDR 与地址块
4.3.3 路由聚合与最长前缀匹配 高频考点
某 ISP 拥有地址块 206.1.0.0/17 和 206.1.128.0/17。(1) 两块能否聚合成一个地址块？结果是什么？(2) 若 ISP 只有 206.1.16.0/24 ～ 206.1.19.0/24 四个块，聚合结果又是什么？(3) 判断：聚合后的地址块一定恰好等于被聚合块之并集吗？
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(1) 第二字节 0 = 00000000、128 = 10000000，前 16 位（206.1）相同，第 17 位起不同 → 公共前缀 16 位，聚合为 206.1.0.0/16。两块恰是 /16 的上下两半（0～127、128～255），并集严丝合缝。
(2) 第三字节 16=00010000、17=00010001、18=00010010、19=00010011：前 6 位（000100）相同，公共前缀 = 16+6 = 22 位 → 206.1.16.0/22，覆盖 16～19 四个连续块。
(3) 不一定。聚合块总是 2 的幂对齐的大块：若被聚合的块不连续、或数量不是 2 的幂、或不与块边界对齐，聚合块就会「多带」别的地址（如 206.1.16.0/24 与 206.1.18.0/24 两块的公共前缀也是 22 位，但 206.1.16.0/22 会连带 17、19 两块）——做题时必须检查「聚合后多没多、少没少」。
套路总结：聚合 = 写出各块起点二进制 → 数公共前缀位 → 起点后位清零。验证：聚合块大小 \(2^{32-n}\) 应等于各块大小之和（连续且 2 的幂个）。
路由器 R 的路由表如下，求目的地址为 ① 192.168.20.15 ② 192.168.20.17 ③ 192.168.20.33 ④ 192.168.21.5 的分组分别从哪里转发？
| 目的网络 | 掩码 | 下一跳 / 接口 |
|---|---|---|
| 192.168.20.0 | /24 | 接口 m0 |
| 192.168.20.16 | /28 | 接口 m1 |
| 192.168.20.32 | /28 | 接口 m2 |
| 0.0.0.0 | /0 | 路由器 R0（默认） |
查看解答
逐个匹配（只查第三、四字节）：
① 192.168.20.15：与 /24 匹配 ✓；与 192.168.20.16/28 相与得 192.168.20.0 ≠ 20.16（16/28 块为 16～31，15 不在内）✗；与 /0 匹配 ✓。匹配项 {/24, /0}，取最长前缀 /24 → 接口 m0。
② 192.168.20.17：17 在 16～31 内，与 /28 匹配 ✓，也与 /24 匹配。取更长 /28 → 接口 m1。
③ 192.168.20.33：33 在 32～47 内 → 192.168.20.32/28 → 接口 m2（同时匹配 /24，但 /28 更长）。
④ 192.168.21.5：第三字节 21 与 20 不同，/24、两条 /28 全不匹配 → 只剩 默认 0.0.0.0/0 → R0。
套路总结：最长前缀匹配 = 「谁更具体听谁的」。书写步骤：列出所有命中项 → 比前缀长度 → 最长者胜出；一个都不命中走默认路由。注意 ①：15 恰在 16 块边界外，专门坑「看数字接近就选 /28」的人。
4.4 ARP、DHCP 与 ICMP
IP 协议负责「选路」，但它需要三个配套协议才能跑通一次真实通信：ARP 解决「下一跳的链路层地址是谁」，DHCP 解决「主机如何自动拿到 IP 地址」，ICMP 解决「出了差错如何报告、如何探测」。三者的分工与协议层级是选择题高频素材。
4.4.1 ARP：IP 地址 → MAC 地址 高频考点
② ARP 属于 TCP/IP 的网络层（IP 层配套协议），但它的报文直接封装在帧里发送，不封装在 IP 里；
③ ARP 欺骗：攻击者伪造 ARP 响应冒充网关，使他人流量流经自己（监听 / 篡改）——原理一句话：ARP 响应无认证、来者不拒；
④ ARP 解析「IP → MAC」；反过来「MAC → IP」用的是 RARP（已由 DHCP 取代）。
4.4.2 DHCP：DORA 四步取地址
协议定位：DHCP 是应用层软件、采用客户 / 服务器方式、报文用 UDP 封装（服务器端口 67，客户进程端口 68）。
四步交互（DORA）：Discover（客户广播「找 DHCP 服务器」）→ Offer（服务器广播提供可用地址）→ Request（客户广播正式请求选用某地址）→ Ack（服务器确认，附租用期与配置参数）。前几步用广播，因为客户此时还没有自己的 IP，只能以 0.0.0.0 为源、255.255.255.255 为目的通信。
下列关于 DHCP 的叙述中，错误的是（ ）
A. DHCP 的 Discover 报文以广播方式发送 B. 客户机与服务器之间的报文封装在 UDP 数据报中传输
C. DHCP 分配的 IP 地址可以重用 D. DHCP 服务器必须与客户机位于同一网络
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D。借助 DHCP 中继代理（路由器把 Discover 单播转发给远端服务器），服务器可跨网段服务，这正是大网络必备的功能。A、B、C 均正确：Discover / Offer / Request 前期都是广播（目的 255.255.255.255）；UDP 端口 67（服务器）/ 68（客户）；DHCP 按租用期分配、到期归还，地址池循环使用。
4.4.3 ICMP：差错报告与询问
- ICMP 差错报告报文（五类）：① 终点不可达（无法交付：端口关闭、需分片但 DF=1 等）；② 源点抑制（拥塞丢包，让源慢点发——现已弃用但教材仍列）；③ 时间超过（超时）（TTL 减到 0，或分片重组超时）；④ 参数问题（首部字段有错）；⑤ 改变路由（重定向）（告诉主机有更优的下一跳）。
- ICMP 询问报文：回送请求 / 回送回答（Echo，ping 用它探测可达性与 RTT）；时间戳请求 / 回答（对时钟）。
② 对第一个分片之后的后续分片不发（每个数据报只报一次）；
③ 对具有多播（组播）地址的数据报不发；
④ 对特殊地址（127.0.0.1 环回 / 0.0.0.0 本主机）的数据报不发。
(1) ping 利用了 ICMP 的哪类报文？traceroute 依赖哪类差错报告？(2) 路由器收到一个目的地址为 224.0.0.5 的分组因故障被丢弃，是否向源点发 ICMP 差错报告？(3) TTL 减为 0 被丢弃时路由器回什么报文？目的主机重组分片超时又回什么？
查看解答
(1) ping 用询问类的「回送请求 / 回送回答」，不使用 TCP/UDP；traceroute 依赖差错类的「时间超过（超时）」。
(2) 不发。目的地址 224.0.0.5 是组播地址，属于「对多播地址的数据报不发 ICMP 差错报告」。
(3) 转发途中 TTL 归零：路由器回时间超过（TTL 超时）；目的主机分片重组超时：目的主机回时间超过（重组超时）——两种「超时」都是类型 11，但代码位不同。
套路总结：判断「发不发 ICMP」先扫四种豁免（ICMP 报文本身 / 后续分片 / 组播 / 特殊地址）；判断「发哪类」抓触发事件：交付不了→终点不可达，TTL 或重组到时→超时，首部出错→参数问题，有更优路由→改变路由。
(1) 主机 A（192.168.1.10/24，网关 192.168.1.1）ping 8.8.8.8 时发出的 ARP 请求询问的是谁的地址？(2) DHCP 客户在 Obtain 地址前发送的报文，其源 IP 和目的 IP 分别是什么？(3) 对一个 ICMP 差错报告报文再出差错，路由器如何处理？
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(1) 默认网关 192.168.1.1 的 MAC 地址——8.8.8.8 与 A 不同网段，帧只需送到网关。
(2) 源 IP = 0.0.0.0（还没有地址），目的 IP = 255.255.255.255（受限广播，谁都能收）。
(3) 不再发送 ICMP 差错报告（豁免情形①），避免报告风暴。
4.5 IPv6
4.5.1 128 位地址与冒号十六进制表示
下列 IPv6 地址的写法中，错误的是（ ）
A. ::1（环回地址，共 128 位） B. 4BF5::BA5F::2176
C. 12AB:0:0:CD30:0:0:0:0/60 D. FE80::A:2176:0:1
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B。双冒号在一个地址里最多出现一次，B 用了两次，无法确定两组省略各占多少组，是非法写法。A：::1 是环回（其余 127 位全 0）；C：/60 前缀 + 地址书写均合法；D：FE80:: 打头是链路本地单播地址，合法压缩。
还原验证（C）：12AB:0:0:CD30 后还有 4 个 0 组，共 8 组 ✓。
4.5.2 基本首部、地址分类与过渡技术
IPv4 → IPv6 三种过渡技术：① 双协议栈（主机 / 路由器同时跑 v4 与 v6 两套栈，按目的地址选用）；② 隧道技术（v6 分组整体塞进 v4 数据报的数据区，穿过 v4 网络后在隧道另一端解出——「IP 装 IP」）；③ NAT-PT（转换，已少用）。
② 「IPv6 路由器会分片」——错，分片只在源主机进行（源端先做路径 MTU 发现），路由器遇超大分组直接丢弃并回 ICMPv6「包太大」；
③ 「IPv6 有广播地址」——错，只有单播 / 组播 / 任播三类；
④ 有效载荷长度不含 40 B 基本首部（对比：IPv4 总长度含首部）。
4.6 路由协议与路由器
4.6.1 路由表结构与分组转发流程
- 从数据报首部提取目的 IP 地址 D；
- 先查特定主机路由（/32）是否恰好匹配；
- 依次把 D 与各表项掩码相与，结果等于该表项目的网络即命中；多条命中取最长前缀；
- 命中条目的下一跳在直连网络上 → 直接交付（ARP 解析目的主机 MAC 后送帧）；否则 → 间接交付（ARP 解析下一跳路由器的 MAC，把帧发过去）；
- 全部不命中且有默认路由 → 走默认；连默认也没有 → 丢弃，并向源点发 ICMP 终点不可达。
4.6.2 RIP：距离向量，「坏消息传得慢」
- 度量是跳数：直连网络距离 1，每过一个路由器加 1；最大 15，16 即不可达——所以 RIP 只适合小网络；
- 仅和相邻路由器按固定周期（30 s）交换整张路由表（不是只交换变化）；
- 收到邻居的路由表后逐项「加 1 比较」更新自己的表（距离向量算法）；
- 报文封装在 UDP（端口 520）中传输——RIP 本身是应用层实体使用 UDP 的协议。
② 本表有 d 且下一跳就是 N → 无条件更新为 x+1（哪怕变大——真话必须听）；
③ 本表有 d、下一跳是别人，且 x+1 小于现距离 → 更新（d, x+1, N）；否则不动。
路由器 R 的当前路由表如下。R 收到相邻路由器 C 发来的 RIP 报文，含表项：（net1, 3）、（net2, 3）、（net3, 4）、（net4, 7）。给出 R 更新后的路由表。
| 目的网络 | 距离 | 下一跳 |
|---|---|---|
| net1 | 4 | C |
| net2 | 2 | D |
| net3 | 6 | C |
| net5 | 3 | E |
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逐项执行「加 1 → 判来源 → 比较」：
net1：C 报 3，+1 = 4；本表下一跳正是 C → 无条件更新（距离 4，下一跳 C）——数值恰与原值相同，表项不变但「更新动作」发生了；
net2：C 报 3，+1 = 4；本表距离 2、下一跳 D，4 > 2 → 不更新（保持 2, D）；
net3：C 报 4，+1 = 5；下一跳正是 C → 无条件更新为（5, C），比原 6 更优也顺理成章；
net4：本表没有 → 新增（net4, 7+1=8, C）；
net5：C 未提及 → 保持不变（3, E）。
更新后：net1（4, C）、net2（2, D）、net3（5, C）、net4（8, C）、net5（3, E）。
易错：net2 是最常做错的一项——「下一跳不是 C 且新距离更大」坚决不更新；net1 说明「下一跳是 C 时哪怕变差也要改」——距离向量必须如实反映经 C 的真实代价，否则会形成陈旧路由。
4.6.3 OSPF：链路状态 + Dijkstra
- 用 Hello 分组发现邻居，测量链路开销（带宽、时延等可配，不再只是跳数）；
- 链路状态变化时才用洪泛法向本区域所有路由器发送链路状态通告（每 30 min 才强制刷新一次），平时安静；
- 每台路由器都掌握全网拓扑（链路状态数据库 LSDB 全网一致），各自跑 Dijkstra 最短路径算法算路由——「地图人手一份，各自算路」，收敛快、无「坏消息传得慢」问题；
- 报文直接用 IP 数据报传送（协议字段 = 89），不经 TCP / UDP；
- 支持划分区域：洪泛限制在区域内，区域间靠主干区域（区域 0）中转，大网可扩展。
4.6.4 BGP 与三种路由协议对比
- 采用路径向量协议：通告的不是距离也不是链路状态，而是完整的 AS 路径序列（「到 X 要依次经过 AS2、AS5、AS7」），天然防环（看到自己 AS 号就不采纳）；
- 目标是找到一条能到达且符合策略的较好路由（考虑政治、安全、计费），不追求最佳——域间路由「算得快不如选得对」；
- 交换的路由表规模巨大（全球 IPv4 前缀近百万条），故只增量更新变化部分，且只在建立 TCP 连接后传：BGP 报文封装在 TCP（端口 179）中；
- 邻居关系（BGP 发言人）是手工配置的，不是自动发现。
| 对比维度 | RIP | OSPF | BGP-4 |
|---|---|---|---|
| 类型 | 内部网关协议 IGP | 内部网关协议 IGP | 外部网关协议 EGP（域间） |
| 算法 | 距离向量 | 链路状态（Dijkstra） | 路径向量 |
| 度量 | 跳数（≤15，16 不可达） | 开销（带宽 / 时延可配） | 策略 + 完整 AS 路径（非「最佳」） |
| 交换对象 / 内容 | 相邻路由器 / 整张路由表 | 全网 / 链路状态（变化时洪泛） | BGP 发言人 / 可达性 + 路径（增量） |
| 更新方式 | 周期 30 s 广播 | 链路变化触发 + 定期刷新 | 变化时增量更新 |
| 承载协议 | UDP 520 | IP 直接封装，协议号 89 | TCP 179 |
| 收敛 | 慢（坏消息传得慢） | 快 | 慢（策略协商），但域间无所谓 |
| 适用 | 小网络 | 中大网络、支持分区域 | 因特网 AS 之间 |
下列关于路由协议的叙述中，错误的是（ ）
A. RIP 规定最大跳数为 15，等于 16 表示不可达 B. OSPF 直接封装在 IP 数据报中传送
C. BGP-4 交换可达性信息时使用 TCP 连接 D. OSPF 与 RIP 都适合超大规模自治系统，BGP 只用于 AS 内部
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D，两个错：BGP 是 AS 之间（域间）的协议，不是 AS 内部；RIP 跳数上限 15 只适合小网络。A、B、C 均为教材原文——特别是 B：「OSPF 用 UDP 传送」是高频错误选项（那是 RIP）。
(1) RIP、OSPF、BGP 分别封装在什么协议里传送？(2) 为什么 OSPF 没有「坏消息传得慢」的问题？(3) 某自治系统内 200 台路由器全互联式跑 RIP，最大的问题是什么？
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(1) RIP → UDP（520）；OSPF → IP 数据报直接封装（协议号 89）；BGP → TCP（179）。
(2) 链路状态变化通过洪泛迅速告知全网，每台路由器基于一致的 LSDB 本地重算，链路断掉的「坏消息」传播速度与好消息一样快——不存在计数到无穷。
(3) RIP 周期性交换整张路由表、跳数上限 15：200 台规模下开销大、收敛慢，还会超跳数上限——应换用 OSPF（并可分区域）。
4.6.5 路由器结构与三层设备对比
- 路由选择部分（控制平面）：路由选择处理机运行路由协议（RIP / OSPF / BGP），计算并维护路由表，再导出转发表给转发部分；
- 分组转发部分（数据平面）：由输入端口 → 交换结构 → 输出端口组成。每个端口含物理层、链路层、网络层三级处理：信号进线路卡、帧校验剥头、IP 首部校验、查转发表定输出端口；若输入速率超过交换速率，分组在输入 / 输出队列排队（排队时延与丢包发生地）。交换结构三种实现：共享总线（慢）、共享存储器、交叉开关矩阵（crossbar，可并行、最快）。
| 设备 | 工作层次 | 隔离碰撞域 | 隔离广播域 | 转发依据 |
|---|---|---|---|---|
| 集线器（中继器） | 物理层 | 不能 | 不能 | 对信号再生放大、向所有端口转发 |
| 网桥 / 交换机 | 数据链路层 | 能（每端口一个碰撞域） | 不能（广播帧仍全网泛洪） | MAC 地址表 |
| 路由器 | 网络层 | 能 | 能（路由器不转发广播 / 组播） | 路由表（IP 前缀） |
4.7 IP 组播与移动 IP
组播 IP 地址 224.128.64.5 映射到的以太网 MAC 地址是什么？224.0.64.5 映射到哪个 MAC？两者 MAC 相同吗？
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取低 23 位：第二字节低 7 位 + 第三字节 8 位 + 第四字节 8 位。
224.128.64.5：第二字节 128 = 10000000，低 7 位 = 0000000；第三字节 64 = 01000000；第四字节 5 = 00000101 → 后 23 位拼成 MAC 后三字节 00、0x40、0x05 → 01-00-5E-00-40-05。
224.0.64.5：第二字节 0 的低 7 位也是 0000000，后两字节同上 → 同样映射 01-00-5E-00-40-05。
两个不同的组播 IP 得到同一个 MAC——因为 IP 第 5～8 位（128 与 0 的差别就在第 8 位）被忽略，\(2^5=32\) 个 IP 共享一个 MAC，接收端 IP 层必须再比对完整组播地址。
套路总结：MAC = 01-00-5E + （第二字节 AND 0x7F）+ 第三字节 + 第四字节。验证：128 AND 127 = 0 ✓。
移动 IP：让主机换网后仍用原地址被找到。四个要素：本地地址（在本地网络的永久地址）、本地代理（留守家乡、代收发分组）、转交地址（漫游到外地网络获得的临时地址）、外地代理。通信对端仍发往本地地址，本地代理截获后经隧道（IP in IP 封装）把分组送到转交地址——间接路由；主机跨网移动期间通信不断。
(1) 224.0.0.1 到 224.0.0.255 这段组播地址有什么特殊用途？(2) 移动 IP 中，通信对端发出的分组首先到达哪里？靠什么机制转到漫游主机？
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(1) 永久组播组 / 链路本地段：224.0.0.1（本子网所有主机）、224.0.0.2（本子网所有路由器）、224.0.0.5 / 224.0.0.6（OSPF）等，路由器不转发。
(2) 先到达本地代理（对端只知道本地地址）；本地代理通过隧道技术（把原始分组再封装一个发往转交地址的外层 IP 头）转交给漫游主机。
4.8 章末自测 真题风格
限时 55 分钟，先做后看答案。难度：★★ 基础 / ★★★ 强化 / ★★★★ 冲刺。自检标准：11 题对 9 题以上；自测 4、8、10、11 涉及网络层最高频的计算与综合大题，必须全对——分片、子网 / 聚合、最长前缀匹配错任何一道，回看 4.1.3 与 4.3 重练。
IPv4 首部中，首部长度字段和总长度字段的单位分别是（ ）
A. 1 B 和 1 B B. 4 B 和 1 B C. 1 B 和 4 B D. 4 B 和 4 B
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B。首部长度以 4 B 为单位（5～15 对应 20～60 B），总长度以 1 B 为单位（首部 + 数据，上限 65535 B）；片偏移则以 8 B 为单位——三个单位是本章第一组必背数字。
路由器转发 IP 数据报时，每经过一个路由器都要重新计算首部校验和，原因是（ ）
A. 数据部分可能被修改 B. 首部中的 TTL 字段减 1
C. 源地址和目的地址发生变化 D. 总长度字段发生变化
查看答案
B。转发途中不变的是源 / 目的 IP（NAT 除外）；必然变的是 TTL（减 1），首部校验和只校验首部、TTL 一变就必须重算。数据部分路由器不碰，A、D 均不成立。
主机 A（192.168.1.10/24）ping 位于另一网络的 DNS 服务器 8.8.8.8，默认网关为 192.168.1.1。A 发出的 ARP 请求询问的 IP 地址是（ ）
A. 8.8.8.8 B. 192.168.1.1 C. 255.255.255.255 D. 本地 DNS 服务器的地址
查看答案
B。跨网段通信时 ARP 解析的是默认网关的 MAC——帧只需送到第一跳路由器；IP 头里的目的地址仍是 8.8.8.8，MAC 逐跳更换、IP 端到端不变。
一个总长度 4000 B（含 20 B 首部）的 IP 数据报经过 MTU = 1500 B 的链路，分片后第 2 片的片偏移字段和 MF 标志分别为（ ）
A. 185，1 B. 185，0 C. 370，1 D. 1500，1
查看答案
A。每片最多数据 \(1500-20=1480\) B；第 2 片数据起点 1480 B，片偏移 \(=1480\div8=185\)；后面还有第 3 片，MF = 1。C 的 370 是第 3 片的偏移，D 忘了除以 8 还带上了首部。
主机地址为 140.66.108.100，子网掩码为 255.255.248.0，该子网的广播地址是（ ）
A. 140.66.108.255 B. 140.66.111.255 C. 140.66.103.255 D. 140.66.112.255
查看答案
B。248 = 11111000，第三字节低 3 位是主机位：\(108=01101100\)，与 248 相与得 \(01101000=104\)，网络地址 140.66.104.0；块覆盖 104～111，广播地址 = 140.66.111.255。A 只把第四字节置 255（少算了主机位）；C 是把网络地址当广播；D 的 112 已是下一块起点。
DHCP 客户机与服务器协同获取 IP 地址的正确顺序是（ ）
A. 请求→提供→发现→确认 B. 发现→请求→提供→确认
C. 发现→提供→请求→确认 D. 提供→发现→请求→确认
查看答案
C。DORA：Discover（广播找服务器）→ Offer（服务器提供地址）→ Request（客户正式请求选用）→ Ack（确认 + 租用期）。DHCP 是应用层 C/S 协议，报文装在 UDP（67 / 68）里。
下列哪种情况路由器 / 主机不应发送 ICMP 差错报告报文？（ ）
A. 收到 TTL 为 1 的数据报 B. 对一个 ICMP 终点不可达报文再次无法交付
C. 收到目的地址不存在的首部错误的单播数据报 D. 需要分片但 DF = 1
查看答案
B。四种「不发」：ICMP 差错报告本身、后续分片、组播目的、特殊地址（127/0.0.0.0）——B 属于第一种。A 发「时间超过」，C 首部错发「参数问题」（若错在字段致无法处理），D 发「终点不可达」（代码 4，需分片但 DF 置位）。
某路由器的路由表中有两条表项：① 目的网络 40.0.2.0/23，下一跳 R1；② 目的网络 40.0.2.0/24，下一跳 R2；另有默认路由指向 R0。目的地址为 40.0.2.200 的分组将被（ ）
A. 发给 R1 B. 发给 R2 C. 发给 R0 D. 丢弃
查看答案
B。/23 块：第三字节低 7 位为主机位，2 = 00000010 → 块覆盖 2～3，40.0.2.200 同时命中 ① ②；/24 更长（更具体），按最长前缀匹配选 R2。若目的地址是 40.0.3.7，则只命中 /23 → R1——同一张表两种走向，正是真题的命题方式。
关于 RIP、OSPF 和 BGP，下列说法错误的是（ ）
A. RIP 使用 UDP 传送，最大跳数为 15
B. OSPF 直接用 IP 数据报传送，每个路由器拥有全网链路状态数据库
C. BGP 使用 TCP 传送，交换的是完整的 AS 路径可达性信息
D. 三种协议都使用跳数作为度量
查看答案
D。只有 RIP 用跳数；OSPF 用可配置的开销（带宽 / 时延），BGP 用策略 + 路径向量信息。A、B、C 逐一对应「UDP 520 / IP 协议号 89 / TCP 179」，是网络层协议题的固定考点。
某公司分到地址块 208.66.200.0/24，拓扑为：公司路由器 R 的接口 m0 连接部门甲（约 120 台主机），接口 m1 连接部门乙（约 50 台主机），接口 m2 连接 ISP 路由器 S。甲、乙各划分一个子网。
(1)（5 分）给出甲、乙两个子网的网络地址、前缀长度与可用主机地址范围（要求不留浪费且留有少量余量）；
(2)（4 分）写出 R 的路由表（目的网络、掩码、接口 / 下一跳）；
(3)（3 分）主机 208.66.200.100 与 208.66.200.150 通信，分组是否经过 R？两者发出的帧的目的 MAC 是谁的？
(4)（3 分）ISP 路由器 S 对外通告覆盖公司全部地址的路由，应通告哪一条？若相邻块 208.66.201.0/24 也由该 ISP 分配给另一公司，S 可将其与公司路由聚合为一条，结果是什么？
查看解答
(1) 甲 120 台：需 \(2^{m}-2\ge120\)，\(2^7-2=126\ge120\) ✓ → 主机位 7 → /25：
208.66.200.0/25，可用 208.66.200.1 ～ 208.66.200.126（126 台）。
乙 50 台：\(2^6-2=62\ge50\) ✓ → /26：208.66.200.128/26，可用 208.66.200.129 ～ 208.66.200.190（62 台）；
剩余 208.66.200.192/26 留作备用。验证：126 + 62 + 62（备用）+ 4（网络 / 广播地址）+ 2（备用块的网 / 广）= 256 ✓。
(2) R 的路由表：
| 目的网络 | 掩码 | 接口 / 下一跳 |
|---|---|---|
| 208.66.200.0 | /25（255.255.255.128） | m0，直接交付 |
| 208.66.200.128 | /26（255.255.255.192） | m1，直接交付 |
| 0.0.0.0 | /0（0.0.0.0） | m2，下一跳 S（默认路由） |
(3) 100 在 0～127 内 → 属甲子网 .0/25；150 在 128～191 内 → 属乙子网 .128/26；不同子网，分组必须经 R 转发（甲 → R → 乙）。两者发出帧的目的 MAC 都是各自默认网关（R 的 m0 / m1 接口）的 MAC 地址，IP 头中的源 / 目的 IP 保持两台主机不变。
(4) 子网划分是公司内部事务，对外整块仍是 /24 → 通告 208.66.200.0/24 一条即可覆盖全部地址。若 208.66.201.0/24 也归该 ISP：200 = 11001000、201 = 11001001，前 23 位相同 → 聚合为 208.66.200.0/23（恰好覆盖 200～201 两个 /24，无多余）。验证：块大小 \(2^{9}=512\)，第三字节覆盖 200～201 ✓。
套路总结：这是网络层大题的「全家桶」模板——按需求定前缀 → 列路由表（直连 + 默认）→ 判断归属 / 转发接口 → 边界聚合。每一步都只用到 4.3 节的「按位与 + 块对齐」两招。
路由器 B 的当前路由表为：N1 距离 8、下一跳 A；N2 距离 3、下一跳 C；N3 距离 2、下一跳 D；N4 距离 6、下一跳 C。B 收到相邻路由器 C 发来的 RIP 报文，其中表项为：N1 距离 4、N2 距离 3、N4 距离 5。
(1) 逐项写出 B 更新后的路由表并说明理由；(2) 该 RIP 报文到达 B 时被封装在哪一层什么协议的报文中？(3) 若网络改用 OSPF，C 的链路开销变化时它向谁、发送什么？B 收到后如何得到新路由？
查看解答
(1) 距离向量更新（全部 +1 后比较）：
N1：C 报 4 → 5；本表 8、下一跳 A（非 C），5 小于 8 → 更新为（N1, 5, C）；
N2：C 报 3 → 4；本表下一跳正是 C → 无条件更新为（N2, 4, C）（变大了也要改，如实反映经 C 的代价）；
N3：C 未提及 → 保持（N3, 2, D）；
N4：C 报 5 → 6；下一跳正是 C → 无条件更新为（N4, 6, C），数值恰与原值相同，表项不变。
更新后：N1（5, C）、N2（4, C）、N3（2, D）、N4（6, C）。
(2) RIP 是应用层协议，其报文封装在 UDP 数据报（端口 520）中传输，外层再封 IP、再封帧。
(3) C 用洪泛法向本区域（全网）所有路由器发送链路状态更新分组（LSU，携带链路状态通告）；B（及所有路由器）据此更新链路状态数据库，使全网拓扑一致，然后 B 在本地用 Dijkstra 算法重新计算最短路径树得到新路由——不是被动接收别人算好的结论。
套路总结：RIP 三判据「无则加、C 则更、小则换」；RIP / OSPF 的载体与交换内容两两对照，综合题常把 (2)(3) 合成一小问考「协议工程细节」。
4.9 本章考点总结
| 考点 | 常考题型 | 热度 | 核心方法 / 一句话结论 |
|---|---|---|---|
| 虚电路 vs 数据报 | 选择 | ★★★ | 虚电路：先建连接、走同路、带 VCID、网络保可靠；数据报：无连接、独立选路、带完整 IP、端系统保可靠（因特网的选择） |
| IPv4 首部字段 | 选择 | ★★★★ | 首部长度单位 4 B（20～60 B）、总长度单位 1 B（≤65535）、TTL 逐跳减 1、协议 TCP=6 / UDP=17 / ICMP=1、校验和只查首部且每跳重算；源 / 目的 IP 全程不变 |
| 分片计算 | 计算 / 选择 | ★★★★★ | 每片数据 ≤ MTU−20 且为 8 的倍数；片偏移 = 数据区起点 ÷ 8；前片 MF=1、末片 MF=0；标识各片相同；重组只在目的主机 |
| 特殊 / 私有地址与 NAT | 选择 | ★★★★ | 主机号全 0 = 网络地址、全 1 = 定向广播、255.255.255.255 受限广播（路由器不转发）、127.0.0.1 环回；私有三段 10/8、172.16/12、192.168/16；NAPT 改源 IP:端口、靠端口复用区分连接 |
| 子网划分（网络 / 广播地址、主机数） | 大题 / 选择 | ★★★★★ | IP AND 掩码 = 网络地址；块大小 \(2^{32-n}\)，广播 = 网络 + 块大小 −1，可用主机 \(2^{32-n}-2\)（子网全 0 / 全 1 可用，408 不减）；需求反推：\(2^m-2\ge\) 主机数定前缀 |
| CIDR / 路由聚合 / 最长前缀 | 大题 / 选择 | ★★★★★ | 聚合 = 求最长公共前缀，块须连续且 2 的幂个；默认路由 0.0.0.0/0 匹配一切；多条命中取前缀最长（最具体）者 |
| ARP | 选择 | ★★★★★ | 同一局域网内 IP→MAC；请求广播、响应单播；跨网段解析的是默认网关的 MAC；IP 端到端不变、MAC 逐跳更换 |
| DHCP | 选择 | ★★★★ | 应用层 C/S、UDP 67/68；DORA：发现→提供→请求→确认；前期源 0.0.0.0、目的 255.255.255.255；地址可重用、有租用期、支持中继 |
| ICMP | 选择 | ★★★★ | 差错五类：终点不可达 / 源点抑制 / 超时 / 参数问题 / 改变路由；四种不发：ICMP 本身、后续分片、组播、特殊地址；ping 用回送请求应答（不经 TCP/UDP），traceroute 用 TTL 超时 |
| IPv6 | 选择 | ★★★★ | 128 bit 冒号十六进制，:: 只能压缩一次；首部固定 40 B、无校验和、路由器不分片（源端分片）；单播 / 组播 / 任播、无广播；过渡：双协议栈、隧道 |
| RIP | 计算 / 选择 | ★★★★★ | 距离向量、跳数 ≤15（16 不可达）、UDP 520、周期与邻居交换整表；更新三判据「无则加、下一跳是他则必更、更小才换」；坏消息传得慢 → 水平分割 / 毒性逆转 |
| OSPF | 选择 | ★★★★★ | 链路状态、洪泛 LSU + 各自 Dijkstra、IP 直接封装协议号 89、变化触发、收敛快、可分区域；五类分组：Hello / DD / LSR / LSU / LSAck |
| BGP | 选择 | ★★★★ | 域间 EGP、路径向量、通告完整 AS 路径、TCP 179、重策略不追求最佳、增量更新 |
| 路由器与三层设备 | 选择 | ★★★★ | 输入端口→交换结构→输出端口，排队在输入 / 输出队列；路由表算、转发表查；交换机隔碰撞域，路由器隔碰撞域 + 广播域 |
| 组播与移动 IP | 选择 | ★★ | 组播 = D 类 224.0.0.0/4，MAC = 01-00-5E + IP 低 23 位（32 个 IP 共 1 个 MAC）；移动 IP：本地地址 / 转交地址 + 隧道 |