TCP/IP 详解(卷一) UDP:用户数据报协议

UDP是一个简单的面向数据报的运输层协议:进程的每个输出操作都正好产生一个UDP数据报,并组装成一份待发送的IP数据报。这与面向流字符的协议不同,如TCP,应用程序产生的全体数据与真正发送的单个IP数据报可能没有什么联系。

UDP数据报封装成一份IP数据报的格式:IP首部(20字节) - UDP首部(8字节) - UDP数据。

UDP不提供可靠性:它把应用程序传给IP层的数据发送出去,但是并不保证它们能到达目的地。由于缺乏可靠性,我们似乎觉得要避免使用UDP而使用一种可靠协议如TCP。

应用程序必须关心IP数据报的长度。如果它超过网络的MTU,那么就要对IP数据报进行分片。如果需要,源端到目的端之间的每个网络都要进行分片,并不只是发送端主机连接第一个网络才这样做。

UDP 首部

端口号表示发送进程和接收进程。由于IP层已经把IP数据报分配给TCP或UDP(根据IP首部中协议字段值),因此TCP端口号由TCP来查看,而UDP端口号由UDP来查看。TCP端口号与UDP端口号是相互独立的。

尽管相互独立,如果TCP和UDP同时提供某种知名服务,两个协议通常选择相同的端口号。这纯粹是为了使用方便,而不是协议本身的要求。

UDP长度字段指的是UDP首部和UDP数据的字节长度。该字段的最小值为8字节(发送一份0字节的UDP数据报是OK)。这个UDP长度是有冗余的。IP数据报长度指的是数据报全长,因此UDP数据报长度是全长减去IP首部的长度。

UDP 检验和

UDP检验和覆盖UDP首部和UDP数据。回想IP首部的检验和,它只覆盖IP的首部—并不覆盖IP数据报中的任何数据。

UDP和TCP在首部中都有覆盖它们首部和数据的检验和。UDP的检验和是可选的,而TCP的检验和是必需的。

尽管UDP检验和的基本计算方法与IP首部检验和计算方法相类似(16 bit字的二进制反码和),但是它们之间存在不同的地方。首先,UDP数据报的长度可以为奇数字节,但是检验和算法是把若干个16 bit字相加。解决方法是必要时在最后增加填充字节0,这只是为了检验和的计算(也就是说,可能增加的填充字节不被传送)。

其次,UDP数据报和TCP段都包含一个12字节长的伪首部,它是为了计算检验和而设置的。伪首部包含IP首部一些字段。其目的是让UDP两次检查数据是否已经正确到达目的地(例如,IP没有接受地址不是本主机的数据报,以及IP没有把应传给另一高层的数据报传给UDP)。

在该图中,我们特地举了一个奇数长度的数据报例子,因而在计算检验和时需要加上填充字节。注意,UDP数据报的长度在检验和计算过程中出现两次。

如果检验和的计算结果为0,则存入的值为全1(65535),这在二进制反码计算中是等效的。如果传送的检验和为0,说明发送端没有计算检验和。

如果发送端没有计算检验和而接收端检测到检验和有差错,那么UDP数据报就要被悄悄地丢弃。不产生任何差错报文(当IP层检测到IP首部检验和有差错时也这样做)。

UDP检验和是一个端到端的检验和。它由发送端计算,然后由接收端验证。其目的是为了发现UDP首部和数据在发送端到接收端之间发生的任何改动。

尽管UDP检验和是可选的,但是它们应该总是在用。在80年代,一些计算机产商在默认条件下关闭UDP检验和的功能,以提高使用UDP协议的NFS(Network File System)的速度。在单个局域网中这可能是可以接受的,但是在数据报通过路由器时,通过对链路层数据帧进行循环冗余检验(如以太网或令牌环数据帧)可以检测到大多数的差错,导致传输失败。不管相信与否,路由器中也存在软件和硬件差错,以致于修改数据报中的数据。如果关闭端到端的UDP检验和功能,那么这些差错在UDP数据报中就不能被检测出来。另外,一些数据链路层协议(如SLIP)没有任何形式的数据链路检验和。

Host Requirements RFC 声明,UDP检验和选项在默认条件下是打开的。它还声明,如果发送端已经计算了检验和,那么接收端必须检验接收到的检验和(如接收到检验和不为0)。但是,许多系统没有遵守这一点,只是在出口检验和选项被打开时才验证接收到的检验和。

IP 分片

物理网络层一般要限制每次发送数据帧的最大长度。任何时候IP层接收到一份要发送的IP数据报时,它要判断向本地哪个接口发送数据(选路),并查询该接口获得其MTU。IP把MTU与数据报长度进行比较,如果需要则进行分片。分片可以发生在原始发送端主机上,也可以发生在中间路由器上。

把一份IP数据报分片以后,只有到达目的地才进行重新组装(这里的重新组装与其他网络协议不同,它们要求在下一站就进行进行重新组装,而不是在最终的目的地)。重新组装由目的端的IP层来完成,其目的是使分片和重新组装过程对运输层(TCP和UDP)是透明的,除了某些可能的越级操作外。已经分片过的数据报有可能会再次进行分片(可能不止一次)。IP首部中包含的数据为分片和重新组装提供了足够的信息。

回忆IP首部,下面这些字段用于分片过程。对于发送端发送的每份IP数据报来说,其标识字段都包含一个唯一值。该值在数据报分片时被复制到每个片中(我们现在已经看到这个字段的用途)。标志字段用其中一个比特来表示“更多的片”。除了最后一片外,其他每个组成数据报的片都要把该比特置1。片偏移字段指的是该片偏移原始数据报开始处的位置。另外,当数据报被分片后,每个片的总长度值要改为该片的长度值。

最后,标志字段中有一个比特称作“不分片”位。如果将这一比特置1,IP将不对数据报进行分片。相反把数据报丢弃并发送一个ICMP差错报文(“需要进行分片但设置了不分片比特”)给起始端。

当IP数据报被分片后,每一片都成为一个分组,具有自己的IP首部,并在选择路由时与其他分组独立。这样,当数据报的这些片到达目的端时有可能会失序,但是在IP首部中有足够的信息让接收端能正确组装这些数据报片。

尽管IP分片过程看起来是透明的,但有一点让人不想使用它:即使只丢失一片数据也要重传整个数据报。为什么会发生这种情况呢?因为IP层本身没有超时重传的机制——由更高层来负责超时和重传(TCP有超时和重传机制,但UDP没有。一些UDP应用程序本身也执行超时和重传)。当来自TCP报文段的某一片丢失后,TCP在超时后会重发整个TCP报文段,该报文段对应于一份IP数据报。没有办法只重传数据报中的一个数据报片。事实上,如果对数据报分片的是中间路由器,而不是起始端系统,那么起始端系统就无法知道数据报是如何被分片的。就这个原因,经常要避免分片。文献[Kent and Mogul 1987]对避免分片进行了论述。

使用UDP很容易导致IP分片(在后面我们将看到,TCP试图避免分片,但对于应用程序来说几乎不可能强迫TCP发送一个需要进行分片的长报文段)。我们可以用sock程序来增加数据报的长度,直到分片发生。在一个以太网上,数据帧的最大长度是1500字节,其中1472字节留给数据,假定IP首部为20字节,UDP首部为8字节。我们分别以数据长度为1471,1472,1473和1474字节运行sock程序。最后两次应该发生分片:

bsdi % sock -u -i -nl -wl471 svr4 discard
bsdi % sock -u -i -nl -wl472 svr4 discard
bsdi % sock -u -i -nl -wl473 svr4 discard
bsdi % sock -u -i -nl -wl474 svr4 discard

相应的tcpdump输出如下所示:

1 0.0                 bsdi-1112 > svr4.discard: udp 1471
2 21.008303 (21.0083) bsdi.lll4 > svr4.discard: udp 1472
3 50.449704 (29.4414) bsdi.lll6 > svr4.discard: udp 1473 (frag 26304:1480@0+)
4 50.450040 ( 0.0003) bsdi > svr4: (frag 26304:l@1480)
5 75.328650 (24.8786) bsdi.1118 > svr4.discard: udp 1474 (frag 26313:1480@0+)
6 75.328982 ( 0.0003) bsdi > svr4: (frag 26313:2@1480)

前两份UDP数据报(第1行和第2行)能装入以太网数据帧,没有被分片。但是对应于写1473字节的IP数据报长度为1501,就必须进行分片(第3行和第4行)。同理,写1474字节产生的数据报长度为1502,它也需要进行分片(第5行和第6行)。

当IP数据报被分片后,tcpdump打印出其他的信息。首先,frag 26304(第3行和第4行)和frag 26313(第5行和第6行)指的是IP首部中标识字段的值。

分片信息中的下一个数字,即第3行中位于冒号和@号之间的1480,是除IP首部外的片长。两份数据报第一片的长度均为1480:UDP首部占8字节,用户数据占1472字节(加上IP首部的20字节分组长度正好为1500字节)。第1份数据报的第2片(第4行)只包含1字节数据—剩下的用户数据。第2份数据报的第2片(第6行)包含剩下的2字节用户数据。

在分片时,除最后一片外,其他每一片中的数据部分(除IP首部外的其余部分)必须是8字节的整数倍。在本例中,1480是8的整数倍。

位于@符号后的数字是从数据报开始处计算的片偏移值。两份数据报第1片的偏移值均为0(第3行和第5行),第2片的偏移值为1480(第4行和第6行)。跟在偏移值后面的加号对应于IP首部中3bit标志字段中的“更多片”比特。设置这一比特的目的是让接收端知道在什么时候完成所有的分片组装。

最后,注意第4行和第6行(不是第1片)省略了协议名(UDP)、源端口号和目的端口号。协议名是可以打印出来的,因为它在IP首部并被复制到各个片中。但是,端口号在UDP首部,只能在第1片中被发现。

发送的第3份数据报(用户数据为1473字节)分片情况如下所示。需要重申的是,任何运输层首部只出现在第1片数据中。

另外需要解释几个术语:IP数据报是指IP层端到端的传输单元(在分片之前和重新组装之后),分组是指在IP层和链路层之间传送的数据单元。一个分组可以是一个完整的IP数据报,也可以是IP数据报的一个分片。

ICMP 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,那么这个差错就可以被该程序使用。

ICMP不可达差错报文格式如下所示,这里的格式与普通的ICMP不可达报文格式有所不同。因为在第2个32 bit字中,16~31 bit可以提供下一站的MTU,而不再是0。

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[Almquist 1993]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。

UDP 和 ARP 之间的交互作用

使用UDP,可以看到UDP与ARP典型实现之间的有趣的(而常常未被人提及)交互作用。

我们用sock程序来产生一个包含8192字节数据的UDP数据报。预测这将会在以太网上产生6个数据报片。同时也确保在运行该程序前,ARP缓存是清空的,这样,在发送第一个数据报片前必须交换ARP请求和应答。

bsdi % arp -a         #验证ARP高速缓存是空的
bsdi % sock -u -i -nl -w8192 svr4 discard

预计在发送第一个数据报片前会先发送一个ARP请求。IP还会产生5个数据报片,这样就提出了我们必须用tcpdump来回答的两个问题:在接收到ARP回答前,其余数据报片是否已经做好了发送准备?如果是这样,那么在ARP等待应答时,它会如何处理发往给定目的的多个报文?

1  0.0               arp who-has svr4 tell bsdi
2  0.001234 (0.0012) arp who-has svr4 tell bsdi
3  0.001941 (0.0007) arp who-has svr4 tell bsdi
4  0.002775 (0.0008) arp who-has svr4 tell bsdi
5  0.003495 (0.0007) arp who-has svr4 tell bsdi
6  0.004319 (0.0008) arp who-has svr4 tell bsdi
7  0.008772 (0.0045) arp reply svr4 is-at 0:0:c0:c2:9b:26
8  0.009911 (0.0011) arp reply svr4 is-at 0:0:c0:c2:9b:26
9  0.011127 (0.0012) bsdi > svr4: (frag 10863:800@7400)
10 0.011255 (0.0001) arp reply svr4 is-at 0:0:c0:c2:9b:26
11 0.012562 (0.0013) arp reply svr4 is-at 0:0:c0:c2:9b:26
12 0.013458 (0.0009) arp reply svr4 is-at 0:0:c0:c2:9b:26
13 0.014526 (0.0011) arp reply svr4 is-at 0:0:c0:c2:9b:26
14 0.015583 (0.0011) arp reply svr4 is-at 0:0:c0:c2:9b:26

在这个输出结果中有一些令人吃惊的结果。首先,在第一个ARP应答返回以前,总共产生了6个ARP请求。我们认为其原因是IP很快地产生了6个数据报片,而每个数据报片都引发了一个ARP请求。

第二,在接收到第一个ARP应答时(第7行),只发送最后一个数据报片(第9行)!看来似乎将前5个数据报片全都丢弃了。实际上,这是ARP的正常操作。在大多数的实现中,在等待一个ARP应答时,只将最后一个报文发送给特定目的主机。

Host Requirements RFC要求实现中必须防止这种类型的ARP洪泛(ARP flooding,即以高速率重复发送到同一个IP地址的ARP请求)。建议最高速率是每秒一次。而这里却在4.3ms内发出了6个ARP请求。

Host Requirements RFC规定,ARP应该保留至少一个报文,而这个报文必须是最后一个报文。这正是我们在这里所看到的结果。

另一个无法解释的不正常的现象是,svr4发回7个,而不是6个ARP应答。

最后要指出的是,在最后一个ARP应答返回后,继续运行tcpdump程序5分钟,以看看svr4是否会返回ICMP“组装超时”差错。并没有发送ICMP差错。

在第一个数据报片出现时,IP层必须启动一个定时器。这里“第一个”表示给定数据报的第一个到达数据报片,而不是第一个数据报片(数据报片偏移为0)。正常的定时器值为30或60秒。如果定时器超时而该数据报的所有数据报片未能全部到达,那么将这些数据报片丢弃。如果不这么做,那些永远不会到达的数据报片(正如我们在本例中所看到的那样)迟早会引起接收端缓存满。

这里我们没看到ICMP消息的原因有两个。首先,大多数从Berkeley派生的实现从不产生该差错!这些实现会设置定时器,也会在定时器溢出时将数据报片丢弃,但是不生成ICMP差错。第二,并未接收到包含UDP首部的偏移量为0的第一个数据报片(这是被ARP所丢弃的5个报文的第1个)。除非接收到第一个数据报片,否则并不要求任何实现产生ICMP差错。其原因是因为没有运输层首部,ICMP差错的接收者无法区分出是哪个进程所发送的数据报被丢弃。这里假设上层(TCP或使用UDP的应用程序)最终会超时并重传。

在本节中,我们使用IP数据报片来查看UDP与ARP之间的交互作用。如果发送端迅速发送多个UDP数据报,也可以看到这个交互过程。我们选择采用分片的方法,是因为IP可以生成报文的速度,比一个用户进程生成多个数据报的速度更快。

尽管本例看来不太可能,但它确实经常发生。NFS发送的UDP数据报长度超过8192字节。在以太网上,这些数据报以我们所指出的方式进行分片,如果适当的ARP缓存入口发生超时,那么就可以看到这里所显示的现象。NFS将超时并重传,但是由于ARP的有限队列,第一个IP数据报仍可能被丢弃。

最大 UDP 数据报长度

理论上,IP数据报的最大长度是65535字节,这是由IP首部16比特总长度字段所限制的。去除20字节的IP首部和8个字节的UDP首部,UDP数据报中用户数据的最长长度为65507字节。但是,大多数实现所提供的长度比这个最大值小。

我们将遇到两个限制因素。第一,应用程序可能会受到其程序接口的限制。socket API提供了一个可供应用程序调用的函数,以设置接收和发送缓存的长度。对于UDP socket,这个长度与应用程序可以读写的最大UDP数据报的长度直接相关。现在的大部分系统都默认提供了可读写大于8192字节的UDP数据报(使用这个默认值是因为8192是NFS读写用户数据数的默认值)。

第二个限制来自于TCP/IP的内核实现。可能存在一些实现特性(或差错),使IP数据报长度小于65535字节。

主机必须能够接收最短为576字节的IP数据报。在许多UDP应用程序的设计中,其应用程序数据被限制成512字节或更小,因此比这个限制值小。例如,路径信息协议总是发送每份数据报小于512字节的数据。我们还会在其他UDP应用程序如DNS、TFTP、BOOTP以及SNMP中遇到这个限制。

数据报截断

由于IP能够发送或接收特定长度的数据报并不意味着接收应用程序可以读取该长度的数据。因此,UDP编程接口允许应用程序指定每次返回的最大字节数。如果接收到的数据报长度大于应用程序所能处理的长度,那么会发生什么情况呢?

不幸的是,该问题的答案取决于编程接口和实现。

典型的Berkeley版socket API对数据报进行截断,并丢弃任何多余的数据。应用程序何时能够知道,则与版本有关(4.3BSD Reno及其后的版本可以通知应用程序数据报被截断)。 SVR4下的socket API(包括Solaris 2.x)并不截断数据报。超出部分数据在后面的读取中返回。它也不通知应用程序从单个UDP数据报中多次进行读取操作。 TLI API不丢弃数据。相反,它返回一个标志表明可以获得更多的数据,而应用程序后面的读操作将返回数据报的其余部分。

TCP为应用程序提供连续的字节流,而没有任何信息边界。TCP以应用程序读操作时所要求的长度来传送数据,因此,在这个接口下,不会发生数据丢失。

ICMP 源站抑制差错

我们同样也可以使用UDP产生ICMP“源站抑制(source quench)”差错。当一个系统(路由器或主机)接收数据报的速度比其处理速度快时,可能产生这个差错。注意限定词“可能”。即使一个系统已经没有缓存并丢弃数据报,也不要求它一定要发送源站抑制报文。

尽管RFC 1009 [Braden and Postel 1987]要求路由器在没有缓存时产生源站抑制差错报文,但是新的Router Requirements RFC [Almquist 1993]对此作了修改,提出路由器不应该产生源站抑制差错报文。由于源站抑制要消耗网络带宽,且对于拥塞来说是一种无效而不公平的调整,因此现在人们对于源站抑制差错的态度是不支持的。

UDP 服务器的设计

使用UDP的一些蕴含对于设计和实现服务器会产生影响。通常,客户端的设计和实现比服务器端的要容易一些,这就是我们为什么要讨论服务器的设计,而不是讨论客户端的设计的原因。典型的服务器与操作系统进行交互作用,而且大多数需要同时处理多个客户。

通常一个客户启动后直接与单个服务器通信,然后就结束了。而对于服务器来说,它启动后处于休眠状态,等待客户请求的到来。对于UDP来说,当客户数据报到达时,服务器苏醒过来,数据报中可能包含来自客户的某种形式的请求消息。

在这里我们所感兴趣的并不是客户和服务器的编程方面([Stevens 1990]对这些方面的细节进行了讨论),而是UDP那些影响使用该协议的服务器的设计和实现方面的协议特性。尽管我们所描述的一些特性取决于所使用UDP的实现,但对于大多数实现来说,这些特性是公共的。

客户IP地址及端口号

来自客户的是UDP数据报。IP首部包含源端和目的端IP地址,UDP首部包含了源端和目的端的UDP端口号。当一个应用程序接收到UDP数据报时,操作系统必须告诉它是谁发送了这份消息,即源IP地址和端口号。

这个特性允许一个交互UDP服务器对多个客户进行处理。给每个发送请求的客户发回应答。

目的IP地址

一些应用程序需要知道数据报是发送给谁的,即目的IP地址。例如,Host Requirements RFC规定,TFTP服务器必须忽略接收到的发往广播地址的数据报。

这要求操作系统从接收到的UDP数据报中将目的IP地址交给应用程序。不幸的是,并非所有的实现都提供这个功能。

UDP输入队列

大多数UDP服务器是交互服务器。这意味着,单个服务器进程对单个UDP端口上(服务器上的名知端口)的所有客户请求进行处理。

通常程序所使用的每个UDP端口都与一个有限大小的输入队列相联系。这意味着,来自不同客户的差不多同时到达的请求将由UDP自动排队。接收到的UDP数据报以其接收顺序交给应用程序(在应用程序要求交送下一个数据报时)。

然而,排队溢出造成内核中的UDP模块丢弃数据报的可能性是存在的。

UDP输出队列是FIFO(先进先出)的,而ARP输入却是LIFO(后进先出)的。

限制本地IP地址

大多数UDP服务器在创建UDP端点时都使其本地IP地址具有通配符(wildcard)的特点。这就表明进入的UDP数据报如果其目的地为服务器端口,那么在任何本地接口均可接收到它。

有可能在相同的端口上启动不同的服务器,每个服务器具有不同的本地IP地址。但是,一般必须告诉系统应用程序重用相同的端口号没有问题。

使用sockets API时,必须指定SO_REUSEADDR socket选项。

限制远端IP地址

大多数系统允许UDP端点对远端地址进行限制。

每个端口有多个接收者

尽管在RFC中没有指明,但大多数的系统在某一时刻只允许一个程序端点与某个本地IP地址及UDP端口号相关联。当目的地为该IP地址及端口号的UDP数据报到达主机时,就复制一份传给该端点。

在一个支持多播的系统上,这种情况将发生变化。多个端点可以使用同一个IP地址和UDP端口号,尽管应用程序通常必须告诉API是可行的。

4.4BSD支持多播传送,需要应用程序设置一个不同的socket选项(SO_REUSEPORT)以允许多个端点共享同一个端口。另外,每个端点必须指定这个选项,包括使用该端口的第一个端点。

当UDP数据报到达的目的IP地址为广播地址或多播地址,而且在目的IP地址和端口号处有多个端点时,就向每个端点传送一份数据报的复制。但是,如果UDP数据报到达的是一个单播地址,那么只向其中一个端点传送一份数据报的复制。选择哪个端点传送数据取决于各个不同的系统实现。

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