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《TCP/IP详解 卷一》第10章 UDP 和 IP 分片
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10.1 引言
UDP（User Datagram Protocol）：用户数据报协议。一种传输层协议。
IPv4中协议字段值：17。
特点：
有消息边界。
开销更小，因为没有TCP复杂机制。
当UDP应用程序每次调用send/write，就发出一个UDP数据报。
而TCP不一定，因为TCP可能分段，重组。
即TCP应用程序执行多次send/write调用会组合成一个数据包发送，或可能一个send/write调用被分成多个数据包发送。
10.2 UDP 头部
头部格式如下：
字段：
源端口
目的端口
长度：UDP报文总长度，包括头部和数据。
校验和：校验整个UDP报文。
每个socket在创建时必须指定协议类型（TCP或UDP），并绑定到特定端口。
因此，一个套接字不能同时监听TCP/UDP相同端口。
一个主机可以创建两个socket，分别监听TCP和UDP的相同端口号，表示两种不同服务。
10.3 UDP校验和
UDP校验和：校验范围覆盖UDP头部、UDP数据，伪头部。
伪头部（pseudo-header）：
计算UDP校验和时，根据IP头信息生成的虚拟头部。
伪头部格式通常包括：
源IP、目标IP、协议类型（UDP），UDP数据报总长等。
作用：提供更多信息，确保校验更精确。
伪头部细节如下图：
NAT会改变报文IP和端口，所以经过NAT后需要重新校验和。
IPv4头中也有校验和，但只校验IPv4头内容，不包括IP载荷。
在每跳都要重新计算，因为TTL字段值减小。
小结：
IPv4头的校验和字段：只校验IPv4头内容。
传输层TCP/UDP头的校验和字段：校验范围不仅包含传输层头，还有载荷。
10.4 例子
10.5 UDP 和 IPv6
IPv6中TCP/UDP都需要伪头部来计算校验和。
Teredo隧道：
IPv6数据被封装成IPv4 UDP数据报后，发给Teredo中继，中继解封装后把IPv6报文转发给主机。
Teredo和GRE对比：
通用性：
GRE更通用，可封装任何类型数据包。
Teredo只用于IPv4 UDP封装IPv6数据。
实现方式：
GRE：不需要服务器或中继。
Teredo：需要服务器和中继。
10.6 UDP-Lite
UDP：校验是可选的，要么校验整个UDP报文，要么不校验。
UDP-Lite：对UDP数据一部分校验，而不是整个数据报校验。
所以未校验部分，容忍比特差错。
UDP-Lite：有单独的IPv4协议和IPv6协议号。算是一种新的传输层协议。
所以UDP- Lite有一个校验和覆盖范围字段，表示需要校验哪部分数据。
最小值为8，即只校验UDP-Lite头。
特殊值：0，表示校验整个负载。
socket简化程序举例，设置UDP-Lite校验和覆盖范围：
int main() {
int sockfd = socket(AF_INET, SOCK_DGRAM, IPPROTO_UDPLITE);
int send_cscov = 8; // 只校验UDP-Lite头。
setsockopt(sockfd, IPPROTO_UDPLITE, UDPLITE_SEND_CSCOV, &send_cscov, sizeof(send_cscov)) ；
int recv_cscov = 0; // 校验整个负载
setsockopt(sockfd, IPPROTO_UDPLITE, UDPLITE_RECV_CSCOV, &recv_cscov, sizeof(recv_cscov))；
}
10.7 IP分片
IPv6只允许源主机分片，不允许中间转发设备分片，可减少中间设备负担。
IPv4既允许源主机分片，也允许中间路由器分片。
IP数据报大于MTU则分片。
被分片IP数据报，到了目的地才会重组，这样设计有两个原因：
1. 减轻中间路由器转发负担。
2. 同一数据报的不同分片可能经不同路径到达目的地，此时路径上路由器不能收到所有分片，搜到没有能力重组原始数据。
10.7.1 例子：IPV4 UDP分片
数据报分片后，每个分片IPv4头中的总长度字段被修改成该分片的总长度。
任一分片丢失，整个IP数据报无法完整接收。
当TCP报文的一个分片丢失了，TCP协议栈会重传整个TCP报文段，所以通常尽量避免TCP分片。
除最后一个分片外所有分片数据部分应是8字节倍数。
tcpdump为了能打印除了第一个分片外的其他分片的端口号，尝试重组其他分片的数据报，以恢复只出现在第一个分片的UDP头部中的端口号。
10.7.2 重组超时
当任一分片最先到达时，IP层就启动计时器。
若超时前未收到所有分片，无法重组源报文，会丢弃所有分片，防止缓存耗尽。
超时时间：一般30s，60s。
只有接收到了第一个分片并且分片重组失败时，才产生ICMP错误。
10.8 采用UDP的路径MTU发现
PMTU：路径MTU 。
PMTUD：路径MTU发现。
作用：发现路径中MTU的最小值。发送报文不超过MTU，防止分片。
UDP PMTUD原理：
源端发送一个较大UDP数据报，并设置 DF（Don't Fragment）标志，确保不被分片。
某个中间路由器发现数据报超过其出接口MTU，则丢弃该数据报并回复"Packet Too Big" 的ICMP 错误消息给源端。
源端收到ICMP错误消息后，得到其中指示的MTU。于是重新发送较小的UDP数据报。
重复该过程就获得一个可在所有路由器通过的MTU，即路径最小MTU，PMTU。
IP层会基于每个目的地址缓存一个PMTUD值，有到该目的地报文则更新，否则超时需要重新尝试PMTUD。
PPPoE MTU：1492
1500字节去除了6字节PPPoE头部，2字节PPP头部。
10.9 IP分片和ARP/ND之间的交互
10.10 最大UDP数据报长度
理论一个IPv4数据报的最大长度是65535字节。
但实际存在限制，如：
1. 系统，setsocketopt设置收发缓存大小。
2. 应用程序。read/write指定读写大小数目小于一个UDP数据报，大多数时候发生API截断数据报，丢弃数据报里超过接收应用程序指定字节数的数据。
MSG_TRUNC标志位：
当socket收到超过recv函数指定接收缓冲区大小时，如果设置该标志位，系统将丢弃缓冲区以外数据，并且不报告任何错误，而是正常返回已接收数据长度。
MSG_TRUNC使用方法：
len = recvfrom(sockfd, buf, BUF_SIZE, MSG_TRUNC, (struct sockaddr *)&client_addr, &client_len);
如何获取截断数据大小：
socklen_t optlen = sizeof(recv_len);
getsockopt(sockfd, SOL_SOCKET, SO_RCVBUF, &recv_len, &optlen);
而TCP是连续的字节流，没有消息边界，不会被截断。
10.11 UDP服务器的设计
10.11.1 IP地址和UDP端口号
SO_REUSEADDR：
一个socket选项，当一个socket被关闭后，它的端口号会继续一段时间的被占用。
在这个时间内，其他程序无法绑定相同端口号，出现"Address already in use"错误。
设置SO_REUSEADDR选项后，当socket关闭后，立即可以被其他程序绑定，无需等待一段时间。
如何设置SO_REUSEADDR属性：
int reuse = 1;
setsockopt(sock, SOL_SOCKET, SO_REUSEADDR, &reuse, sizeof(reuse))；
10.11.2 限制本地IP地址
两种策略：
1. 只有报文目的IP地址是该接收接口的IP时，才接收数据。
2. 任何本地接口均可接收到目的IP是某本地接口之一的数据。
10.11.3 使用多地址
一台主机上，可以开启多个服务器进程，都使用同一个端口号，但每个服务器进程使用不同本机IP地址。
通过ip addr add给本机设备配置多个IP地址。
此时需要用SO_REUSEADDR选项告诉系统允许重用相同的端口。
10.11.4 限制远端IP地址
可设置是否只接收来自指定源IPv4地址和端口号的UDP数据报。
10.11.5 每端口多服务器的使用
10.11.6 跨越地址族：IPv4和IPv6
10.11.7 流量和拥塞控制的缺失
UDP没有流量和拥塞控制机制。
10.12 UDP/IPV4和UDP/IPV6数据报的转换
10.13 互联网中的UDP
UDP占据了的互联网流量的10% ~ 40%，随着P2P应用增加，UDP流量也在上升。
互联网总体流量只有极少是分片的（大约分组数的0.3%，字节数的0.8%），而其中分片流量的68.3%是UDP。
常见分片流量如：
多媒体视频流量（应用层大包）
VPN隧道中封装/隧道流量（多层封装）
10.14 与UDP和IP分片相关的攻击
常见UDP DoS攻击：
1. 短时间大流量。UDP没有流控。
2. 放大攻击。伪造IP源成受害者地址，并设置目的地址为广播。于是广播目的地都回复报文给该受害者。
3. 泪滴攻击。构造一个重叠偏移分片，可覆盖前一分片部分数据。
4. 发送不带任何数据的分片，攻击IPv4重组程序。
10.15 总结
UDP是简单协议。
需要组播广播时使用UDP，可避免连接开销。
UDP使用场景：多媒体，P2P。
