6.5 ICMP端口不可达差错
最后两小节我们来讨论 I C M P查询报文—地址掩码和时间戳查询及应答。现在来分析一种I C M P差错报文，即端口不可达报文，它是 I C M P目的不可到达报文中的一种，以此来看一看I C M P差错报文中所附加的信息。使用 U D P（见第11章）来查看它。
U D P的规则之一是，如果收到一份 U D P数据报而目的端口与某个正在使用的进程不相符，那么U D P返回一个I C M P不可达报文。可以用 T F T P来强制生成一个端口不可达报文（ T F T P将在第1 5章描述）。
对于T F T P服务器来说， U D P的公共端口号是 6 9。但是大多数的 T F T P客户程序允许用c o n n e c t命令来指定一个不同的端口号。这里，我们就用它来指定 8 8 8 8端口：
c o n n e c t命令首先指定要连接的主机名及其端口号，接着用 g e t命令来取文件。敲入 g e t命令后，一份U D P数据报就发送到主机s v r 4上的8 8 8 8端口。t c p d u m p命令引起的报文交换结果如图6 - 8所示。
在U D P数据报送到s v r 4之前，要先发送一份A R P请求来确定它的硬件地址（第 1行）。接着返回A R P应答（第2行），然后才发送U D P数据报（第3行）（在t c p d u m p的输出中保留A R P请求和应答是为了提醒我们，这些报文交换可能在第一个 I P数据报从一个主机发送到另一个主机之前是必需的。在本书以后的章节中，如果这些报文与讨论的题目不相关，那么我们将省
略它们）。
一个I C M P端口不可达差错是立刻返回的（第 4行）。但是，T F T P客户程序看上去似乎忽略了这个I C M P报文，而在5秒钟之后又发送了另一份 U D P数据报（第5行）。在客户程序放弃之前重发了三次。
注意，I C M P报文是在主机之间交换的，而不用目的端口号，而每个 2 0字节的U D P数据报则是从一个特定端口（2 9 2 4）发送到另一个特定端口（ 8 8 8 8）。
跟在每个U D P后面的数字2 0指的是U D P数据报中的数据长度。在这个例子中， 2 0字节包括T F T P的2个字节的操作代码， 9个字节以空字符结束的文件名 t e m p . f o o，以及9个字节以空字符结束的字符串n e t a s c i i（T F T P报文的详细格式参见图1 5 - 1）。
如果用- e选项运行同样的例子，我们可以看到每个返回的 I C M P端口不可达报文的完整长度。这里的长度为7 0字节，各字段分配如图6 - 9所示。
I C M P的一个规则是， I C M P差错报文（参见图 6 - 3的最后一列）必须包括生成该差错报文的数据报I P首部（包含任何选项），还必须至少包括跟在该 I P首部后面的前 8个字节。在我们的例子中，跟在I P首部后面的前8个字节包含U D P的首部（见图11 - 2）。
一个重要的事实是包含在 U D P首部中的内容是源端口号和目的端口号。就是由于目的端口号（8 8 8 8）才导致产生了 I C M P端口不可达的差错报文。接收 I C M P的系统可以根据源端口号（2 9 2 4）来把差错报文与某个特定的用户进程相关联（在本例中是 T F T P客户程序）。
导致差错的数据报中的 I P首部要被送回的原因是因为 I P首部中包含了协议字段，使得I C M P可以知道如何解释后面的 8个字节（在本例中是 U D P首部）。如果我们来查看 T C P首部（图1 7 - 2）,可以发现源端口和目的端口被包含在 T C P首部的前8个字节中。
I C M P不可达报文的一般格式如图 6 - 1 0所示。
在图6 - 3中，我们注意到有1 6种不同类型的I C M P不可达报文，代码分别从0到1 5。I C M P端口不可达差错代码是3。另外，尽管图6 - 1 0指出了在I C M P报文中的第二个32 bit字必须为0，但是当代码为4时（“需要分片但设置了不分片比特”），路径M T U发现机制（2 . 9节）却允许路由器把外出接口的MTU填在这个32 bit字的低16 bit中。我们在11.6节中给出了一个这种差错的例子。
尽管I C M P规则允许系统返回多于8个字节的产生差错的I P数据报中的数据，但是大多数从伯克利派生出来的系统只返回 8个字节。 Solaris 2.2的i p _ i c m p _ r e t u r n _d a t a _ b y t e s选项默认条件下返回前6 4个字节（E . 4节）。t c p d u m p时间系列
在本书的后面章节中，我们还要以时间系列的格式给出t c p d u m p命令的输出，如图6 - 11所示。
时间随着向下而递增，在图左边的时间标记与 t c p d u m p命令的输出是相同的（见图 6 - 8）。位于图顶部的标记是通信双方的主机名和端口号。需要指出的是，随着页面向下的y坐标轴与真正的时间值不是成比例的。当出现一个有意义的时间段时，在本例中是每５秒之间的重发，我们就在时间系列的两侧作上标记。当U D P或T C P数据正在被传送时，我们用粗线的行来表示。
当I C M P报文返回时，为什么 T F T P客户程序还要继续重发请求呢？这是由于网络编程中的一个因素，即B S D系统不把从插口( s o c k e t )接收到的I C M P报文中的U D P数据通知用户进程，除非该进程已经发送了一个 c o n n e c t命令给该插口。标准的 BSD TFTP客户程序并不发送c o n n e c t命令，因此它永远也不会收到 I C M P差错报文的通知。
这里需要注意的另一点是 T F T P客户程序所采用的不太好的超时重传算法。它只是假定 5秒是足够的，因此每隔 5秒就重传一次，总共需要 2 5秒钟的时间。在后面我们将看到 T C P有一个较好的超时重发算法。
T F T P客户程序所采用的超时重传算法已被R F C所禁用。不过，在作者所在子网上的三个系统以及Solaris 2.2仍然在使用它。AIX 3.2.2采用一种指数退避方法来设置超时值，分别在0、5、1 5和3 5秒时重发报文，这正是所推荐的方法。我们将在第 2 1章更详细地讨论超时问题。
最后需要指出的是，I C M P报文是在发送U D P数据报3.5 ms后返回的，这与第7章我们所看到的P i n g应答的往返时间差不多。
