第八章 Traceroute
win里的命令是tracert ，在实现上和linux不同。
书中的实现介绍是linux的，通过发送TTL（生存周期）为i++的包，获得icmp的超时报文，来知道路途每个路由器的IP。
es5里发送TTL为i++的UDP报文，指向目标地址一个不可能的端口，当抵达目标地址后，会返回一个端口不可达的icmp差错报文。
抓包发现，（es5）发送LLT为2的udp报文并不是等待LLT为1的报文回来后再发送，而是一口气连续发送很多udp，抓包中，一直发送到LLT为6的报文才收到回来的icmp超时报文。每个数值发送3次。
win里与书上实现的不同，发送的是TTL为i++的ping报文，每个数值发送3次，只有上一个报文返回icmp超时或等待超时或抵达目的返回ping报文才发送下一个ping报文。
所以es5找到的每个数值下的路由都可能不一样，而win找到的相似比较多。
由于每个不同值的TTL是单独发送的，可能通过的路由并不相同，所以显示的结果的顺序未必真的连在一条线上。
返回的icmp超时报文的TTL都是255 。
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第九章第十章
没有环境抓包测试。
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第十一章 UDP
udp的校验中，增加了一个伪首部，这个伪首部只参与检验和，但是不会实际发送。
如果校验失败，这个UDP报文会和IP报文一样直接丢弃，不返回任何差错报文。
IP分片在第三章里有一些，这里说的更清楚些。
实际MTU是路途中的最小MTU，发片不一样在出口或在入口进行，可能发生在路途上的某个路由器上。
IP数据包分片后，一直到目的地才重新组装，如果有一个出错，则剩下的全部在实际应用中都没有用了。
（某些网络协议在每一跳的都会中心组装，不详是那些协议，存疑。）
已经分过片的IP包，也可能在路途里再次分包。
被分成多个IP数据包的IP报文，他们的每个IP分包里的16位标志是相同的。3位标志是：0X00剩余片，0X020第一片，0X04不分包。包的顺序看偏移量，第一个包的偏移量是0，偏移量计算的是UDP报文长度而不是UDP用户数据长度。
如果不分片，IP包长度还大于了MTU，则回返回一个ICMP的差错报文（需要进行分片但设置了不分片比特），利用这个差错可以推断出最小MTU
类似traceroute的方法，发送一个不分片且长度为出口MTU的报文，出现错误后，持续降低IP包长度。逐个接近结果。
测试出我的环境下以太网的MTU是1500字节。
我发送了一个包含1500个a的数据（即数据长度1500），分2片，第一片数据长度1472，第二片28。
第一片总长度1472+8（udp首部）+20（ip首部）+14（frame，2个mac）为1514，所以MTU为1500 。
如果不限制MTU，IP包最长就是65535，那么扣除20字节IP头和8字节UDP头，UDP最长的用户数据为65507字节。
如果UDP携带的数据长度大于1472，那么UDP报文就会被分派，前面的IP包总长度都是1500（20+1480），最后一个包为剩下的数据长度。
我在前面有个地方理解错误的，我以为如果一个UDP报文大于65507，会变成多个IP包发过去，实际上会丢弃超过最大长度的数据。
编码的时候数据长度太长了大于65507甚至对某些编译器不通过。
UDP的应用包括DNS,TFTP,BOOTP,SNMP ，广播和多播也可以转送UDP，但是不能送TCP。
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第十二章 广播与多播
广播会增加无关机器的处理负荷，比如广播一个UDP报文，所有的机器都会接受，只有到达了UDP层才会被抛弃。
但是并不会增加网络流量，因为其他机器通过掩码发现这个包自己应该接受处理，所以实际上只有一份，而不是转发给所有主机。但是如果相应了端口不可达的差错报文，就可能增加网络流量。
指向所有子网的IP广播地址128.1.255.255，我在公网上ping它，竟然有个192.1.102.1的主机返回了我了。
A发送给255的UDP报文，所有人都会收到（而不是每个人都发一份），编码发现，某个接受方B得到的UDP地址和端口都是A的，这样返回的报文就会发给A，但是由于A发送的对象是255，所以A在socket一层是收不到的B的报文，但是抓包会发现B给A回了报文的。
另外发现es5的权限设置的比win高，我在win上可以给广播UDP，但是同样的代码在es5上却失败了，告诉我权限限制，目前还不知道在哪里设置，存疑。
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