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一.以太网

图示如下：

两个不同局域网的主机传递数据并不是直接传递的，而是通过路由器 “一跳一跳” 地转发过去。跨网络传输的本质：是无数个局域网（子网）逐级转发、接力完成的结果。所以，要理解数据跨网络转发原理，就要先弄明白一个局域网内部的数据是如何转发的，而这套机制就是以太网协议。

在同一个局域网内的两台主机，是可以直接互相通信的。

举例：局域网通信就好比老师上课点名喊 “张三”。所有同学都能听到这句话，但大家一听发现喊的不是自己，就直接忽略；只有张三会认真回应老师这条消息。这样一来，老师和张三的交流，就相当于一对一的直接通信。

• “以太网” 并不是某种具体的网络，而是一种技术标准。它既涵盖了数据链路层的内容，也涉及物理层的规范，共同定义了同一局域网内设备之间如何传递数据帧。
• 例如以太网中的网线必须使用双绞线，传输速率有 10M，100M，1000M 等。
• 以太网是当前应用最广泛的局域网技术，和以太网并列的还有令牌环网，无线 LAN 等。

1.以太网帧格式

就是局域网两台主机之间通信必须要封装 MAC 帧。

如下图所示：

• 源地址和目的地址是指网卡的硬件地址（也叫 MAC 地址），长度是 48 位，是在网卡出厂时固化的。
• 帧协议类型字段有三种值，分别对应 IP 协议、ARP 协议和 RARP 协议。
• 帧末尾是 CRC 校验码。

用红色圈出来的部分就是报头部分。中间的则是数据部分，数据部分包含上层的报头加有效载荷（HTTP、TCP、IP 的封装）。

2.MAC 帧将报头与有效载荷进行分离和向上交付

问题如下：

如何将报头与有效载荷分离呢？

MAC 帧依靠定长的帧头完成分离。直接取出前面 14 字节帧头与末尾 4 字节 CRC 校验，剩下的部分就是有效载荷。

向上交付给哪个协议？

MAC 帧的帧头包含 2 字节的类型字段。在完成报头与有效载荷的分离之后，就可以根据这个类型字段，把有效载荷交付给对应的上层协议

3.认识 MAC 地址

局域网通信，每台主机都要有自己的唯一标识（虚拟机中的 MAC 地址不是真实的 MAC 地址，可能会冲突，也有些网卡支持用户配置 MAC 地址），每一台机器都要配一张网卡，每一个网卡都有一个序列号，这个序列号就是该网卡的 MAC 地址，用来识别数据链路层中相连的节点，在全球范围内具有唯一性（其实在局域网内保证唯一性就够了），长度为 48 位（6 个字节），一般用 16 进制数字加上冒号的形式来表示（例如：08:00:27:03:fb:19）。

细节：MAC 地址在网卡出厂时就确定了，不能修改。

4.局域网转发原理（基于协议）

那现在我们假设现在要 MAC 1发送数据给 MAC7，那么首先就需要封装一个 MAC 帧。

每台主机的数据链路层都会收到这个 MAC 帧，接着完成报头与有效载荷的分离，然后查看帧头里的目的 MAC 地址。如果目的 MAC 不是本机，就直接丢弃该数据帧，上层协议完全感知不到收到过这个帧；如果目的 MAC 是自己，就把分离出来的有效载荷向上交付给上层。

处理完成之后，MAC7 会向 MAC1 发送应答帧。

发送的过程同上。

得出结论：其实局域网所有的主机都能收到 MAC 帧，只不过如果目标 MAC 地址不等于自己的 MAC 地址，就直接在数据链路层丢弃掉。

由此在局域网中，网卡存在一种混杂模式：开启后网卡不会丢弃任何收到的数据帧，会把所有帧全部向上交付，这就是局域网抓包工具的底层原理。由此也能看出 HTTPS 对数据加密的必要性。

（1）数据碰撞

由于以太网内所有主机共享同一条通信信道，多台主机如果同时发送数据，报文之间就会产生碰撞。

举例：在教室里面老师想要和李四对话，但所有人都在同时交谈，导致李四听不到老师的声音。 解决方法：同一时刻只允许一台主机发送数据。

如何保证我在发送数据时，别人也想发送数据的场景？

两种方法：

1. 令牌环：谁拿到令牌谁就可以发送消息，可以类比互斥锁。
2. 以太网：如果检测到发生碰撞，就暂停发送数据，发送主机等待一段随机时间后再重新尝试发送。该机制称为碰撞检测与碰撞避免算法。

如果持续向局域网发送大量垃圾数据，并且不执行碰撞检测与碰撞避免，就会造成局域网内所有主机无法正常通信。

因此可以把局域网当成一个临界资源，依靠碰撞检测 + 碰撞避免机制，保证任意时刻最多只有一台主机发送消息。

局域网中的主机越多越好，还是越少越好呢？

答案是：越少越好。

局域网发送数据帧的时候，数据帧是越长越好，还是越短越好呢？

不能单纯越长或者越短。帧太长更容易引发碰撞；但如果帧过短，单次能够携带的数据量太少，所以不能太短。

（2）交换机

如果局域网过大，就会导致碰撞的概率增加，所以就出现了交换机

交换机具备碰撞检测能力，一旦某个端口检测到局部碰撞，就不会把这份受损数据转发出去。

举个例子，交换机左侧发生碰撞时，并不会干扰到 MAC3 向 MAC4 发送数据。

同样地，交换机对正常发送的数据也不会盲目转发。比如 MAC1 要发消息给 MAC5，就没必要让交换机右侧也收到这份数据，右侧发生碰撞的概率自然就降低了。

所以说，交换机的核心作用就是：把碰撞域隔离开来。

5.对比理解 MAC 地址和 IP 地址

• IP 地址标记的是数据传输全程的起点和终点。 MAC 地址标记的是路途里每一跳的起点和终点。
• IP 是最终要抵达的大目标，MAC 是一步步完成大目标的每个小目标。

所以数据在路由转发过程中，源 IP 地址和目的 IP 地址可以理解为固定不变的，而数据每经过一跳，它的源 MAC 地址和目的 MAC 地址都会发生变化。

6.认识 MTU

MTU 即最大传输单元，指的是底层数据帧单次最多可以承载的数据量，这个限制由数据链路层对应的物理层标准决定。以太网的 MTU 通常为 1500 字节，不同类型的网络，MTU 取值也各不相同。

如果一个数据包从以太网转发到拨号链路，且数据包长度超过了拨号链路的 MTU，就需要对这个数据包进行分片处理。

MAC 帧规定有效载荷的长度范围为 46~1500 字节。当 ARP 数据包长度不足 46 字节时，要在末尾补上填充位来补齐长度。

我们可以把 MTU 看作发快递时对包裹的大小限制，不同的数据链路层标准，对应的 MTU 也不一样。

（1）MTU 对 IP 协议的影响

受数据链路层 MTU 的限制，如果 IP 层一次要发送的字节数超过了 MTU，就必须进行分片。

具体做法是：

1. 把较大的 IP 包拆成多个小包，并给每个小包打上标记。所有小包的 IP 协议头中，16 位标识（id）字段的值都相同，用来表明它们原本属于同一个包。
2. 每个小包的 IP 协议头里还有一个 3 位标志字段：其中第 2 位固定为 0，表示允许分片；第 3 位用作结束标记，当前小包是最后一个就置为 1，否则置为 0。
3. 这些小包到达对端后，会按顺序重新组装，拼回原来的完整数据包，再交给传输层。只要其中任意一个小包丢失，接收端的重组就会失败。需要注意的是，IP 层本身不负责重传数据

简单补充：数据在路由器转发过程中也可能被切分，因为不同网络的 MTU 大小不一样。为此，可以把 IP 协议头中的“不可分片”字段置为 1。这样一来，如果转发途中遇到 MTU 较小的网络，路由器就会直接丢弃该数据包，让发送端重新发送并重新选择路径，最终选出一条吞吐量更大的路径。

（2）MTU 对 UDP 协议的影响

UDP 携带的数据一旦超过 1472 字节（即 1500 − 20（IP 首部）− 8（UDP 首部）），就会在网络层被拆成多个 IP 数据报。

这些 IP 数据报中只要有任意一个丢失，接收端网络层的重组就会失败。换句话说，一旦 UDP 数据报在网络层发生分片，整个数据报丢失的概率就会大幅上升。

（3）MTU 对 TCP 协议的影响

TCP 作为传输控制协议，需要把有效载荷数据控制在一定阈值以内，这个阈值同样受制于 MTU。TCP 单个数据报的最大消息长度，称为 MSS（Max Segment Size，最大报文段长度）。

TCP 在建立连接的过程中，通信双方会进行 MSS 协商。最理想的情况是，MSS 的值恰好等于 IP 层不会被分片处理的最大长度，而这个长度依然受制于数据链路层的 MTU。

MAC 帧的有效载荷上限是 MTU，TCP 的有效载荷上限是 MSS。由于 TCP 和 IP 在常规情况下首部长度都是 20 字节，所以一般有 MSS = MTU − 20 − 20。MTU 通常为 1500 字节，因此 MSS 通常为 1460 字节。所以一般建议 TCP 把发送的数据控制在 1460 字节以内，这样就能降低数据被分片的可能性。

这也解释了为什么滑动窗口范围内会有多个报文段，却不能一次性全部发出去——因为单次发送的数据段大小是有上限的。

双方在发送 SYN 时，会在 TCP 头部写入自己能够支持的 MSS 值；双方得知对方的 MSS 值后，取其中较小的一个作为最终 MSS。

如何减少分片？

只要传输层控制好每次交给 IP 层的数据量，不让它太大，数据到了 IP 层自然就不需要分片。

如果 UDP 和 TCP 携带的数据过大、超过了 MTU，对 UDP 来说就是直接丢包，对 TCP 来说就是触发数据重传。由此可以看出，分片是不好的。

（4）MSS 和 MTU 的关系

（5）查看硬件地址和 MTU

继续使用 ifconfig 命令，即可查看 ip 地址，mac 地址和 MTU：

二.ARP 协议

注意：ARP 并不是一个单纯的数据链路层协议，而是一个介于数据链路层和网络层之间的协议。

1.ARP 协议的作用

当位于不同子网的两台主机 A 和 B 通信时，数据最终会先送到主机 B 所在局域网中的路由器 D。我们知道，D 和 B 属于同一个局域网，因此它们之间必须封装成 MAC 帧来通信。但此时报文中只包含 B 的 IP 地址，并不知道 B 的 MAC 地址。这就需要有一个过程，让路由器获取到主机 B 的 MAC 地址。

ARP 协议的作用，就是建立主机 IP 地址与 MAC 地址之间的映射关系——根据 IP 地址来获取目标主机的 MAC 地址。

在网络通信时，源主机的应用程序知道目的主机的 IP 地址和端口号，却不知道目的主机的硬件地址。数据包首先由网卡接收，再交给上层协议处理；如果收到的数据包中硬件地址与本机不符，就会直接被丢弃。因此在通信之前，必须先获得目的主机的硬件地址。

2.ARP 协议的工作流程

举例：现在在一个教室上课，老师第一次来，不认识每个学生，只知道每个人的学号。那么老师怎么知道每个人的姓名呢？——可以直接叫学号，然后得到这名同学的回应，也就建立了学号和姓名之间的映射关系。

当路由器收到数据、要发送给目标主机时，就会封装 ARP 报文并广播出去，寻找匹配的目标 IP。目标主机收到 ARP 请求后，会封装一个 ARP 应答，应答中包含自己的 MAC 地址。由此路由器就知道了目标主机的 MAC 地址，然后才会把数据包封装成 MAC 帧进行发送。

• 源主机发出 ARP 请求，询问“IP 地址是 192.168.0.1 的主机的硬件地址是多少”，并将这个请求广播到本地网段（以太网帧首部的硬件地址填 FF:FF:FF:FF:FF:FF，表示广播）。
• 目的主机接收到广播的 ARP 请求后，发现其中的 IP 地址与本机相符，就发送一个 ARP 应答数据包给源主机，将自己的硬件地址填写在应答包中。
• 每台主机都维护一个 ARP 缓存表，可以用 arp -a 命令查看。缓存表中的表项有过期时间（一般为 20 分钟），如果 20 分钟内没有再次使用某个表项，则该表项失效，下次还要发送 ARP 请求来获得目的主机的硬件地址。

（1）ARP 的请求过程

我们假设现在路由器 A 构建 ARP 请求发送给 B。

构建 ARP 请求：

• 硬件类型字段表示链路层的网络类型，取值为 1 时代表以太网。
• 协议类型字段表示要转换的地址类型，取值为 0x0800 时代表 IP 地址。
• 硬件地址长度字段：以太网地址为 6 字节，因为 MAC 地址是 48 位的。
• 协议地址长度字段：IP 地址为 4 字节，因为 IP 地址是 32 位的。
• op 字段取值为 1 时表示 ARP 请求，取值为 2 时表示 ARP 应答。

以太网地址和发送端 IP 地址，对应就是路由器 A 的 MAC 地址和 IP 地址。
目的以太网地址和目的 IP 地址，对应就是主机 B 的 MAC 地址和 IP 地址，因为不知道主机 B 的 MAC 地址，所以填全 F。

但是这个报文实际上是在 ARP 层封装的：

报文要先向下交付数据链路层进行封装才会发送到局域网。
因此现在需要添加以太网帧的报头：

• 目的 MAC 地址并不知道，所以填全 F。
• 源地址就填路由器 A 的 MAC 地址。
• 类型就填 0806，因为 MAC 帧当中的帧类型字段设置为 0806。
• 最后要加上 CRC 校验。

MAC 帧封装完毕后，路由器 A 就可以把封装好的 MAC 帧以广播的方式发送到局域网中。

假设现在 MAC2 主机收到了这个报文，解包后发现目标 MAC 是全 F，说明这是一个广播帧。当它识别到 MAC 帧中的帧类型字段为 0806 后，就知道这是一个 ARP 请求或应答的数据包，于是会把 MAC 帧的有效载荷向上交付给 ARP 层。
当 ARP 层收到数据包后，先比对 op 字段，判断这是请求还是应答。发现 op 为 1，说明是请求，然后提取目的 IP 字段，发现不是自己，就在 ARP 层直接丢弃该数据包。

（2）ARP 的应答过程

构建 ARP 响应：

• op 填 2，表示应答。
• 目标 MAC 就填路由器 A。
• 其他同理 ARP 请求。

我们为了发送到局域网，所以加下来封装 MAC 帧报头：

MAC 帧封装完成后，主机 B 就可以把封装好的 MAC 帧发送到局域网中。 局域网内所有主机都会收到这个 MAC 帧。主机核对 MAC 帧头部，如果目的 MAC 不是本机，就直接丢弃，不会把报文向上交付到 ARP 层。 当路由器 A 的 ARP 层收到该报文后，首先查看 op 字段，发现值为 2，判定这是 ARP 应答报文，随后提取发送方的以太网地址与 IP 地址，路由器 A 就缓存到主机 B 的 MAC 地址。

结论：

• 一台主机如果之前发起过 ARP 请求，就有可能收到对应的 ARP 应答。
• 局域网内任意主机，都有可能收到其他主机发出的 ARP 请求。
• 所以局域网内主机收到 ARP 报文时，报文类型有可能是 ARP 请求，也有可能是 ARP 应答。

总结：

ARP 层收到报文后，优先读取 op 字段：如果 op=1（请求），就构造 ARP 应答报文；如果 op=2（应答），就提取报文里的源 IP 和源 MAC，记录对方 IP 与 MAC 的映射关系。

是不是只会在目标主机所在的子网内执行 ARP？其他网段会不会产生 ARP？

不是。ARP 可以发生在传输路径上的各个子网。

3.ARP 数据报的格式

正因为 ARP 里面包含了 IP，因此ARP 协议协议属于 MAC 帧的上层协议。

所以 MAC 帧在封装的时候，不仅仅有 IP 报文，还有可能是 ARP 请求/应答。

注意到：源 MAC 地址和目的 MAC 地址在以太网首部与 ARP 请求中各出现了一次。对于链路层是以太网的情况来说，这种重复是多余的；但如果链路层是其它类型的网络，这两处地址就可能是必要的。

这里的前三个字段属于 MAC 帧的报头，因此真正的 ARP 请求其实只有后面的部分：

1. 硬件类型字段表示链路层的网络类型，取值为 1 时代表以太网。
2. 协议类型字段表示要转换的地址类型，取值为 0x0800 时代表 IP 地址。
3. 硬件地址长度字段：以太网地址为 6 字节，因为 MAC 地址是 48 位的。
4. 协议地址长度字段：IP 地址为 4 字节，因为 IP 地址是 32 位的。
5. op 字段取值为 1 时表示 ARP 请求，取值为 2 时表示 ARP 应答。

后面这四个字段，就是用来完成 ARP 请求和响应的。如果其中某些字段暂时不清楚，比如目的 MAC 地址，就可以先填成全 F，表示该字段尚未被设置。

4.ARP 缓存表

局域网通信离不开 MAC 地址，所以需要用 ARP 协议通过 IP 得到 MAC 地址。ARP 看起来至少要进行一次请求和一次应答，难道每发送一次数据都要走一遍这个流程吗？

不是。ARP 请求成功之后，请求方会暂时把 IP 与 MAC 地址的映射关系保存下来。

每次发起 ARP 请求后，都会建立对应主机 IP 地址和 MAC 地址的映射关系。每台主机都维护着一个 ARP 缓存表，我们可以用命令arp -a来查看。

注意：缓存表中的表项是有过期时间的，这个时间一般为 20 分钟。如果某个表项在 20 分钟内没有被再次使用，它就会失效；下次需要时，就必须重新发起 ARP 请求来获取目的主机的硬件地址。这主要是因为 IP 地址是会变化的。

5.RARP 协议

RARP（反向地址转换协议），是一种根据 MAC 地址获取 IP 地址的协议。

在同一局域网内，只要知道了 MAC 地址，就可以直接给主机发送消息。因此，我们完全可以直接发消息去询问对方的 IP 地址。

6.ARP 欺骗

假设现在有一个局域网，每个主机内部都有 ARP 缓存表如下：

但突然这个时候来了一个中间人，它封装大量假的 ARP 请求发送给 MAC1，里面写的是 IP4:MAC3，同理给路由器发送 IP1:MAC3。

这样 MAC3 就成为了中间人，这种操作就叫作ARP 欺骗。

ARP 欺骗 的完整过程梳理为以下四个阶段

1.初始状态（正常通信）

• MAC1 主机：ARP 缓存表记录 IP4 -> MAC4
• 路由器（MAC4）：ARP 缓存表记录 IP1 -> MAC1、IP2 -> MAC2
• 攻击者（MAC3）：局域网中的 “中间人”，准备实施欺骗

2.攻击者发送伪造 ARP 应答

攻击者（MAC3）主动向局域网内主机发送伪造的 ARP 应答包。由于 ARP 协议是无状态协议，主机收到 ARP 应答报文后，会直接更新自身 ARP 缓存（不需要先发送 ARP 请求）。

• 对 MAC1 主机：伪造应答声称 “IP4 对应的 MAC 是 MAC3”
• 对路由器：伪造应答声称 “IP1 对应的 MAC 是 MAC3”

3.ARP 缓存表被篡改

• MAC1 主机：缓存表被覆盖，IP4 -> MAC4 变成 IP4 -> MAC3
• 路由器：缓存表被覆盖，IP1 -> MAC1 变成 IP1 -> MAC3
• 结果：MAC1 和路由器之间的所有数据，都会先发给 MAC3

4.攻击者成为 “中间人”

• 攻击者（MAC3）收到数据后，可以窃听报文；
• 如果继续把报文转发给真正的目标，就能维持通信不中断。 MAC1 和路由器并不会感知到中间经过了攻击者，误以为双方仍在直接通信。
• 这种 “拦截并转发” 的攻击角色，就是中间人（MITM）。

5.结论

攻击者通过伪造 ARP 应答报文，篡改受害主机 / 路由器的 ARP 缓存表，把自己插入双方通信链路，这种攻击就叫做ARP 欺骗（ARP 缓存投毒）。