I C M P经常被认为是 I P层的一个构成部分。它通报不对报文以及其他需要注意的信息。
I C M P报文凡是被I P层或更高层协议（ T C P或U D P）使用。一些I C M P报文把不对报文返回给
用户进程。

在本章中，我们将一般地讨论 I C M P报文，，并对此中一部分作详细介绍：地点掩码请求和
应答、时间戳请求和应答以及不成达端口

ICMP报文的类型

各类类型的I C M P报文如图6 - 3所示，差别类型由报文中的类型字段和代码字段来配合决定。
图中的最后两列表白 I C M P报文是一份盘问报文还是一份不对报文。因为对 I C M P不对报
文有时需要作特殊措置惩罚惩罚，因此我们需要对它们进行区分。例如，在对 I C M P不对报文进行响应
时，永远不会生成另一份 I C M P不对报文（如果没有这个限制法则，可能会遇到一个不对孕育产生
另一个不对的情况，而不对再孕育产生不对，这样会无休止地循环下去）。
当发送一份I C M P不对报文时，报文始终包罗I P的首部和孕育产生I C M P不对报文的I P数据报的
前8个字节。这样，接收 I C M P不对报文的模块就会把它与某个特定的协议（按照 I P数据报首
部中的协议字段来判断）和用户进程（按照包罗在 I P数据报前8个字节中的T C P或U D P报文首
部中的T C P或U D P端标语来判断）联系起来。6 . 5节将举例来说明一点。
下面各类情况都不会导致孕育产生I C M P不对报文：
1) ICMP不对报文（但是，I C M P盘问报文可能会孕育产生I C M P不对报文）。
2) 目的地点是广播地点（见图3 - 9）或多播地点（D类地点，见图1 - 5）的I P数据报。
3) 作为链路层广播的数据报。
4) 不是I P分片的第一片（将在11 . 5节介绍分片）。
5) 源地点不是单个主机的数据报。这就是说，源地点不能为零地点、环回地点、广播地
址或多播地点。
这些法则是为了防备过去允许I C M P不对报文对广播分组响应所带来的广播风暴

ICMP地点掩码请求与应答

I C M P地点掩码请求用于无盘系统在引导过程中获取本身的子网掩码（ 3 . 5节）。系统广播
它的I C M P请求报文（这一过程与无盘系统在引导过程顶用 R A R P获取I P地点是类似的）。无盘
系统获取子网掩码的另一个要领是 B O O T P协议，我们将在第 1 6章中介绍。I C M P地点掩码请
求和应答报文的格局如图6 - 4所示。

I C M P报文中的标识符和序列号字段由发送端任意选择设定，这些值在应答中将被返回。
这样，发送端就可以把应答与请求进行匹配。

广播的一般特性：发送主机也能通过某种内部环回机制收到一
份广播报文拷贝。由于术语“广播”的界说是指局域网上的所有主机，因此它必需包孕发送
主机在内

R F C规定，除非系统是地点掩码的授权代办代理，否则它不能发送地点掩码应答（为
了成为授权代办代理，它必需进行特殊配置，以发送这些应答。参见附录 E）但是
大大都主机在收到请求时都发送一个应答，甚至有一些主机还发送不对的应答

ICMP时间戳请求与应答

I C M P时间戳请求允许系统向另一个系统盘问当前的时间。返回的建议值是自午夜开始计
算的毫秒数，协调的统一时间（ Coordinated Universal Time, UTC）（早期的参考手册认为
U T C是格林尼治时间）。这种I C M P报文的好处是它供给了毫秒级的辨别率，而操作其他要领
从另外主机获取的时间（如某些 U n i x系统供给的r d a t e命令）只能供给秒级的辨别率。由于
返回的时间是从午夜开始计算的，因此挪用者必需通过其他要领获知其时的日期，这是它的
一个缺陷

I C M P时间戳请求和应答报文格局如图6 - 6所示

请求端填写倡议时间戳，然后发送报文。应答系统收到请求报文时填写接收时间戳，在
发送应答时填写发送时间戳。但是，实际上，大大都的实现把后面两个字段都设成不异的值
（供给三个字段的原因是可以让发送方分袂计算发送请求的时间和发送应答的时间）。

由于某种原因， S V R 4在I C M P时间戳中不供给毫秒级的辨别率。这样，对秒以下的时间
差调解将不起任何感化

ICMP端口不成达不对