當我們享受著絲滑的網頁瀏覽和高清的視頻通話時，我們很少會去思考，那些構成我們數字生活的 0 和 1 是如何跨越數千公里，從服務器的網卡精準地傳遞到我們手機的 Wi-Fi 芯片中的。這一切的魔法，都始于網絡協議棧的最底層——物理層和鏈路層。

在著名的互聯網 “沙漏” 模型中，IP 協議是連接上下層的 “細腰”。而在 IP 之下，是一個多姿多彩的世界，承載著以太網 (Ethernet)、Wi-Fi、DSL 等各種技術。本文將帶你一起，從最基礎的物理信號出發，逐步揭開物理層與鏈路層的神秘面紗。

物理層：將比特流轉化為模擬信號

物理層是網絡通信的基石，它的核心任務是將上層傳來的數字比特流，轉換為能夠在線纜、光纖或空氣中傳播的物理信號。這個過程看似簡單，卻充滿了精妙的設計與權衡。

彈性緩沖區：時鐘不同步的優雅解法

你或許會認為，網絡通信中發送方和接收方的時鐘應該是完全同步的。但現實是，制造出兩個頻率完全一致的時鐘晶振幾乎是不可能的。它們之間總會存在微小的差異，比如百萬分之幾 (parts-per-million, ppm) 的容差。

這意味著，發送方發送比特的速率和接收方接收比特的速率總會有一點點不同。如果發送方略快，接收方的緩沖區最終會 溢出 (Overflow) ；反之，如果接收方略快，緩沖區則會 欠流 (Underflow) 。

為了解決這個問題，物理層引入了 彈性緩沖區 (Elastic Buffer) 。你可以把它想象成一個先進先出的隊列 (FIFO)，它巧妙地調和了收發兩端的速率差異。

寫入指針 (由恢復的發送方時鐘驅動)
      |
      v
[ | | | | | | | | | | ]  <-- 緩沖區
      ^
      |
  讀取指針 (由接收方本地時鐘驅動)

狀態 1: 發送方稍快, 寫入指針追趕讀取指針
[ | | | |X|X|X|X| | | ]

狀態 2: 接收方稍快, 讀取指針追趕寫入指針
[ | |X|X| | | | | | | ]

為了確保這個緩沖區既不溢出也不欠流，網絡協議設計了兩個關鍵機制：

1. 最大傳輸單元 (Maximum Transmission Unit, MTU) : 它限制了單個數據包的最大長度。這確保了即使在最壞的情況下（發送方最快、接收方最慢），一個數據包也不會把整個緩沖區撐爆。
2. 幀間間隙 (Inter-packet gap, IPG) : 發送方在發送完一個數據包后，必須強制“休息”一小段時間。這段間隙給了接收方足夠的時間來清空緩沖區，使其恢復到一個安全的中間狀態，為下一個數據包的到來做準備。

因此，時鐘的精度越高（容差越小），所需要的彈性緩沖區和幀間間隙就越小。在一個理想化的世界里，如果時鐘完全同步，這兩者都可以為零。

香農極限與調制：信道容量的天花板

一根網線到底能跑多快？這個問題的理論上限由信息論之父克勞德·香農給出了答案。 香農容量 (Shannon Capacity) 定理告訴我們，一個信道在無差錯情況下的最大數據傳輸速率由以下公式決定：

其中：

• C 是信道容量 (Capacity)，單位是比特/秒 (bps)。
• B 是信道的帶寬 (Bandwidth)，單位是赫茲 (Hz)。
• S/N 是信噪比 (Signal-to-Noise Ratio)，即信號功率與噪聲功率的比值。

這個公式揭示了一個核心真理： 要想提高數據傳輸速率，要么增加帶寬，要么提高信噪比。

那么，我們如何利用信道來傳輸比特呢？答案是 調制 (Modulation) 。調制是將數字比特“翻譯”成模擬信號的過程。常見的調制方式有：

• 幅度移位鍵控 (Amplitude Shift Keying, ASK) ：通過改變信號的幅度（振幅）來表示 0 和 1。
• 頻率移位鍵控 (Frequency Shift Keying, FSK) ：通過改變信號的頻率來表示 0 和 1。
• 相移鍵控 (Phase Shift Keying, PSK) ：通過改變信號的相位來表示 0 和 1。

為了在每個信號單元（稱為 符號 (Symbol) ）中承載更多的比特，現代通信系統通常會將幅度和相位結合起來，這就是 正交幅度調制 (Quadrature Amplitude Modulation, QAM) 。

我們可以用 IQ 星座圖 (IQ Constellation) 來直觀地表示這些調制方式。星座圖上的每一個點都代表一個獨特的符號，它由特定的幅度和相位定義。一個符號可以編碼多個比特。例如，QPSK (正交相移鍵控) 有 4 個點，每個符號可以攜帶 2 個比特。

Q (Quadrature)
        ^
        |
   10 o | o 00   (QPSK: 4個點, 2 bits/symbol)
        |
  ------+------> I (In-phase)
        |
   11 o | o 01
        |

更復雜的 16-QAM 則有 16 個點，每個符號可以攜帶 4 個比特，從而大大提高了數據傳輸速率。但是，點與點之間也變得更加密集，對噪聲的抵抗能力也隨之下降。

物理層的基石：編碼、復用與傳輸延遲

在理解了香農定理為我們描繪的信道容量藍圖后，讓我們深入探討物理層中一些更為具體的技術細節，它們共同構成了數據通信的堅實基礎。

奈氏準則與香農定理：理想與現實

香農定理描述的是一個有噪聲信道的極限速率。而在一個理想的、無噪聲的信道中，數據傳輸速率的上限由 奈奎斯特定理 (Nyquist Theorem) 給出：

• W 是信道帶寬 (Hz)。
• N 是一個碼元 (Symbol) 可能代表的狀態數。
• 2W 是該信道的最大碼元速率，也稱為波特率 (Baud Rate)。

這里的關鍵區別在于：奈氏準則關注的是在無噪聲環境下，帶寬如何限制了 碼元 的傳輸速率；而香農定理則關注在有噪聲環境下，信噪比如何限制了 信息 （比特）的傳輸速率。奈氏準則告訴我們“最多能送多少個包裹”，香農定理則告訴我們“這些包裹里最多能裝多少貨”。

下面解釋一下相關概念。

碼元（symbol） 是物理層在每個“時間槽”里發送的最小調制單元 —— 可以看成一個“信號點”。一個碼元可以表示 1 個比特，也可以表示多個比特，取決于調制方式的“點數”（星座點數）。比特（bit） 是信息單位； 碼元率（symbol rate 或 Baud） 是每秒發送多少個碼元； 比特率（bit rate） = 碼元率 × 每個碼元攜帶的比特數。

舉例說明（一步步算）

“碼元”是物理信號的一個點；碼元攜帶多少比特取決于調制的星座大小（）。奈奎斯特給出 在無噪聲 情況下帶寬對碼元/比特率的上限；香農則在 有噪聲 時壓低這個上限（引入 SNR 的限制）。

所以：碼元 = 信號“點”，比特 = 信息量，碼元率×每碼元的比特數 = 比特率。

剖析網絡延遲：發送延遲與傳播延遲

一個數據包從源頭到目的地所經歷的時間，即延遲，主要由兩部分構成：

1. 發送延遲 (Transmission Delay) ：將數據包的所有比特推向鏈路所需的時間。它等于 數據幀大小 / 數據速率。這就像是讓一列火車完全駛出車站所需的時間。
2. 傳播延遲 (Propagation Delay) ：第一個比特從發送端到達接收端所需的時間。它等于 傳輸距離 / 信號傳播速度。這就像是火車的車頭從始發站開到終點站的時間。

例如，在一個 100Mbps 的以太網鏈路上發送一個 1500 字節的數據包，線路長度為 100 米（信號速度按 2 \cdot 10^8 m/s 計）：

• 發送延遲 = (1500 * 8) bits / (100 * 10^6) bps = 120 μs
• 傳播延遲 = 100 m / (2 * 10^8) m/s = 0.5 μs
• 總延遲 ≈ 發送延遲 + 傳播延遲 = 120.5 μs

在這個例子中，發送延遲遠大于傳播延遲，這在高速局域網中非常典型。

多路復用：在一條路上跑多輛車

為了提高信道利用率， 多路復用 (Multiplexing) 技術應運而生。它允許多路獨立的信號共享同一條物理信道。

• 頻分復用 (Frequency Division Multiplexing, FDM) ：將信道的總帶寬劃分為多個不重疊的子頻帶，每個子頻帶承載一路信號。收音機電臺就是最經典的例子。
• 時分復用 (Time Division Multiplexing, TDM) ：將時間劃分為一個個循環的幀，每幀內再劃分為多個時間片，每個時間片分配給一路信號。T1/E1 數字中繼線就是 TDM 的典型應用。
• 波分復用 (Wavelength Division Multiplexing, WDM) ：在光纖通信中使用，本質上是光的頻分復用。它利用不同波長（顏色）的光來承載不同的信號，極大地提升了光纖的傳輸容量。

鏈路層：在共享信道上可靠傳輸

鏈路層位于物理層之上，它利用物理層提供的服務，為網絡層提供在一個“單跳”鏈路上主機到主機的數據傳輸服務。

比特之戰：錯誤與糾錯碼

由于物理世界中噪聲無處不在，接收方在解碼信號時總有可能出錯，導致比特錯誤 (Bit Errors)。信噪比越低，或者星座圖越密集，比特錯誤率 (Bit Error Rate, BER) 就越高。

如果因為一兩個比特的錯誤就重傳整個數據包，效率會非常低下。為此，工程師們發明了 前向糾錯 (Forward Error Correction, FEC) 技術。其核心思想是在原始數據中主動添加一些冗余信息。這樣，即使在傳輸過程中出現了一些錯誤，接收方也能利用這些冗余信息“猜”出并修正錯誤，從而避免了代價高昂的重傳。

一種經典且強大的 FEC 算法是 里德-所羅門碼 (Reed-Solomon, RS codes) 。它的原理可以通俗地理解為：

1. 將 K 塊原始數據看作一個 K-1 次多項式的系數。
2. 在這個多項式上取 N 個不同的點（N > K），并將這 N 個點的坐標值作為編碼后的數據發送出去。
3. 由于 K 個點就能唯一確定一個 K-1 次多項式，接收方只要正確收到了任意 K 個點，就能反解出原始的多項式，進而恢復全部 K 塊原始數據。

這意味著，一個 RS(N, K) 編碼可以容忍多達 N-K 個數據塊的丟失（擦除錯誤）。這種強大的糾錯能力使得 FEC 在 Wi-Fi、蜂窩網絡、甚至光盤存儲中都得到了廣泛應用。

我們在前文提到了前向糾錯碼 (FEC) 的強大之處。然而，在許多場景下，我們并不需要糾錯，僅僅檢測出錯誤并請求重傳（這由更高層協議如 TCP 負責）就足夠了，這樣可以節省大量的計算開銷和冗余比特。

循環冗余校驗 (CRC)：高效的檢錯利器

循環冗余校驗 (Cyclic Redundancy Check, CRC) 是鏈路層（尤其在以太網和 Wi-Fi 中）最廣泛使用的檢錯技術。它基于多項式除法的原理。

其工作流程如下：

1. 發送方和接收方預先約定一個 生成多項式G(x)（例如 x^4 + x + 1 對應二進制 10011）。
2. 發送方要發送 k 位的原始數據。它首先在數據后面附加 r 個 0（r 是生成多項式最高次冪）。
3. 然后，用這個附加了 0 的長數據串，對生成多項式對應的二進制數進行“模 2 除法”（即異或運算）。
4. 得到的 r 位余數，就是 CRC 校驗碼。發送方將其替換掉數據末尾的 r 個 0，然后將整個數據幀（原始數據 + CRC校驗碼）發送出去。
5. 接收方收到數據幀后，用整個數據幀對同一個生成多項式進行模 2 除法。如果余數為零，則認為數據傳輸沒有錯誤；否則，就認為數據已損壞。

CRC 檢錯能力非常強，可以有效地檢測出絕大多數的單比特、多比特及突發錯誤。

海明碼：精巧的糾錯碼

與只能檢錯的 CRC 不同， 海明碼 (Hamming Code) 是一種相對簡單但非常精巧的糾錯碼，它能夠糾正單比特錯誤。

海明碼的核心思想是在 m 位的數據中插入 k 個校驗位，形成一個 m+k 位的新碼字。這些校驗位被放置在 2^n（1, 2, 4, 8, ...）的位置上。每一個校驗位的值，都由數據中特定位置上的比特進行異或運算得到。

當接收方收到碼字后，會重新計算這些校驗位。如果計算結果與收到的校驗位不符，這些不符的校驗位的 位置之和 ，就恰好能指出發生錯誤的比特所在的位置！例如，如果第 1 位和第 4 位的校驗出錯了，那么就是第 1+4=5 位的數據發生了翻轉。接收方只需將該位取反，即可完成糾錯。

時鐘恢復：在數據流中尋找節拍

我們之前討論了用彈性緩沖區來處理時鐘的微小頻率差異。但還有一個更基本的問題：接收方如何知道應該在何時對信號進行采樣來讀取比特呢？這就是 時鐘恢復 (Clock Recovery) 要解決的問題。

在現代同步通信（如以太網）中，時鐘信息被巧妙地編碼在數據信號本身之中。接收端的 時鐘恢復單元 (Clock Recovery Unit, CRU) 會持續觀察接收到的信號，并通過信號的 **跳變 (Transition)**（例如從高電平變為低電平）來鎖定發送方的時鐘節拍。

為了確保信號中有足夠多的跳變，鏈路層會采用特定的 線路編碼 (Line Coding) 方案。例如：

• 曼徹斯特編碼 (Manchester Encoding) ：在早期的 10Mbps 以太網中使用。它將 1 編碼為“高-低”跳變，0 編碼為“低-高”跳變。這種方式保證了每個比特中間都有一次跳變，便于時鐘恢復，但代價是占用的帶寬翻了一倍。
• 4B/5B 編碼 ：將 4 比特的數據塊映射為一個 5 比特的碼字。這些 5 比特的碼字經過精心挑選，保證了不會出現連續過多的 0 或 1，從而確保了信號中有足夠的跳變。它的效率（25% 開銷）比曼徹斯特編碼高得多。

媒體訪問控制：誰有權發言？

在許多網絡中，多個設備共享同一個通信介質（如同軸電纜、空氣）。 媒體訪問控制 (Medium Access Control, MAC) 協議就是為了解決“誰可以在何時發送數據”這個問題的規則集合，其目標是避免或解決數據沖突。

有線江湖的規矩：以太網與 CSMA/CD

在早期的以太網中，所有計算機都連接在一根共享的總線上。為了協調通信，以太網采用了 載波偵聽多路訪問/沖突檢測 (Carrier Sense Multiple Access with Collision Detection, CSMA/CD) 協議。

它的工作流程就像一個文明的圓桌會議：

1. 載波偵聽 (Carrier Sense) ：發言前先聽。設備在發送數據前，會先偵聽信道是否空閑。
2. 多路訪問 (Multiple Access) ：如果信道空閑，就開始發送數據。
3. 沖突檢測 (Collision Detection) ：邊說邊聽。設備在發送數據的同時，會持續監聽信道。如果它聽到的信號和自己發送的信號不一致，就意味著發生了沖突（兩個設備同時“發言”）。
4. 退避與重試 (Backoff and Retry) ：一旦檢測到沖突，立即停止發送，并廣播一個擁塞信號。然后，等待一個隨機的時間（這個隨機時間的上限會隨著沖突次數的增加而指數級增長，即 二進制指數退避 (Binary Exponential Backoff) ），再從第一步重新開始。

值得注意的是，隨著技術的發展，現代以太網幾乎完全由 交換機 (Switch) 構建。交換機為每個端口提供了獨立的沖突域，并支持 全雙工 (Full-duplex) 通信（同時發送和接收），這使得沖突不再發生，CSMA/CD 協議也因此在現代有線網絡中“名存實亡”。

現代交換機如何做到全雙工

交換機把多個設備從一個共享總線變成了許多獨立的、點對點的鏈路；點對點鏈路上可以實現同時收發（全雙工），因此也就沒有“兩個端點同時在同一共享介質上互相干擾”的沖突問題了 —— CSMA/CD 的場景被物理結構消除了。

具體機制（幾條關鍵點）如下。

1. 獨立的點對點鏈路

• 早期總線式以太網（同軸）是“共享媒介”，所以兩個主機同時發就會沖突。
• 交換機為每個端口做轉發，主機到交換機是單獨的鏈路（一對一），交換機在兩端分別維護單獨的發送/接收通道，因此 A→Switch 和 B→Switch 互不干擾。

2. 物理上分離的收發路徑

• 在很多介質上，發送和接收使用不同的線對或不同的光纖：例如光纖通常一根纖維發、一根收；千兆/萬兆光模塊也有分別的 Tx/Rx。這樣物理上就能同時發送和接收。
• 在雙絞線（例如 100BASE-TX）中，常用獨立的線對完成 TX 和 RX，從而同時雙向傳輸。

3. 在同一對線上也能全雙工 —— 回聲消除 + DSP

• 像 1000BASE-T（千兆以太網）使用的是四對線，每對同時承載 Tx 和 Rx 的信號。要實現同時收發，需要把自己發出的信號從接收到的混合信號中“減去”（即 回聲消除 / echo cancellation ），再做數字信號處理分離對端信號。現代 PHY 芯片用混合變壓器（hybrid）+ DSP 完成這件事，使同一對線上也能無沖突地雙向傳輸。

4. 交換機的轉發與緩沖

• 交換機在幀到達時做學習（MAC 表），并把幀轉發到目標端口。它通常有高速緩存（buffer），能處理短時突發，避免丟幀。因為鏈路是點對點，幀不會在鏈路上被第三臺主機“碰撞”而混亂。

5. 鏈路協商（autonegotiation）

• 以太網鏈路雙方通過自動協商確定是否使用全雙工模式。如果雙方都支持全雙工并協商成功，就關閉 CSMA/CD 的邏輯，啟用全雙工通信模式。

為什么 CSMA/CD 在交換網絡“名存實亡”

• CSMA/CD 的設計是為了 共享媒介上沖突檢測 ，但在點對點全雙工鏈路上——沒有第三方會在同一物理信道上與某一端并發發送，因此不會產生可檢測的沖突。既然沖突不會發生，沖突檢測/退避機制沒有意義，自然也就停止使用（為兼容，標準仍保留歷史定義，但在全雙工下不啟用它）。
• 雖然大多數現代網絡是交換機 + 全雙工，但以太網標準沿用了最小幀長等歷史約束（主要是向后兼容老設備、規范一致）。在全雙工成熟的網中，最小幀長與 CSMA/CD 的實際需求已不重要，但標準字段仍然存在。

深入以太網：幀結構、最小幀長與物理規范

我們已經了解了 CSMA/CD 的工作原理，現在讓我們深入以太網的技術細節，看看它的數據幀是如何構成的，以及它為何對幀的長度有特殊要求。

以太網幀結構

一個標準的以太網 II 型幀（目前最常用的類型）由以下幾個部分組成：

+----------------+----------------+-------------+--------------------+----------+
| 目的MAC地址    | 源MAC地址      | 類型        | 數據 (IP數據包等)    |  CRC校驗 |
| (6字節)        | (6字節)        | (2字節)     | (46 - 1500字節)    |  (4字節) |
+----------------+----------------+-------------+--------------------+----------+
<--------------------------- 最小 64 字節，最大 1518 字節 ------------------------>

在物理層發送時，幀的前面還會加上 8 字節的 前同步碼 (Preamble) 和 幀起始定界符 (Start Frame Delimiter, SFD) ，用于時鐘同步和標識幀的開始。這些不計入幀長。

• 目的/源 MAC 地址 ：全球唯一的 48 位物理地址。
• 類型 ：指明上層協議是什么，例如 0x0800 代表 IPv4。
• 數據 ：承載來自網絡層的數據包。如果數據不足 46 字節，鏈路層會自動填充 (Padding) 到 46 字節。
• CRC 校驗 ：4 字節的循環冗余校驗碼，用于檢測幀在傳輸中是否出錯。

最小幀長之謎

為何以太網幀的數據字段最短必須是 46 字節，使得整個幀長（不含前同步碼）至少為 64 字節？這與 CSMA/CD 的沖突檢測機制密切相關。

在一個共享介質網絡中，最壞的情況是：A 剛發完一個幀的最后一個比特，這個幀的第一個比特才剛剛到達網絡最遠端的 B，而 B 恰好在此時也開始發送，引發沖突。沖突信號需要再從 B 傳回 A。A 必須在它發送完整個幀之前檢測到這個沖突，否則它會誤以為發送成功。

因此，必須滿足以下不等式：

幀的發送時間信號在網絡中往返一次的時間

即：

• L_min 是最小幀長 (bits)。
• R 是數據速率 (bps)。
• d 是網絡的最大跨度 (m)。
• v 是信號傳播速度 (m/s)。

在最初的 10Mbps 以太網標準中，規定了最大跨度為 2500 米，由此計算出最小幀長為 512 比特，即 64 字節。這個標準被后續的快速以太網和千兆以太網所繼承，即使在交換式網絡中 CSMA/CD 已不再必要。

以太網物理層規范的演進

以太網的命名規范通常為 速率 + 信號方式 + 介質/距離。

• 快速以太網 (100Mbps) ：最常見的 100BASE-TX 標準，使用兩對 5 類非屏蔽雙絞線 (UTP)，傳輸距離 100 米。
• 千兆以太網 (1Gbps) ：1000BASE-T 標準統治了桌面市場，它巧妙地利用了全部四對 5 類 UTP，在 100 米內實現了全雙工千兆傳輸。此外，還有用于光纖的 1000BASE-SX（多模光纖，短距離）和 1000BASE-LX（單模/多模光纖，長距離）。
• 萬兆以太網 (10Gbps) 及更高 ：10GBASE-T 可以在 6A 類雙絞線上實現萬兆傳輸。而在數據中心和骨干網中，光纖是絕對的主角，如 10GBASE-SR/LR/ER 等標準，分別對應不同類型光纖和傳輸距離（從幾百米到數十公里）。

無線世界的挑戰：CSMA/CA 與隱藏終端

無線網絡的情況要復雜得多。由于信號在空氣中傳播會衰減，發送方無法像在有線網絡中那樣，有效地“聽”到接收方那里的情況。因此，沖突檢測變得不可行。

Wi-Fi (IEEE 802.11) 采用了另一種策略： 載波偵聽多路訪問/沖突避免 (Carrier Sense Multiple Access with Collision Avoidance, CSMA/CA) 。它的核心思想是“盡量避免沖突，如果失敗則確認”。

1. 載波偵聽 ：發送前同樣先偵聽信道。
2. 沖突避免 ：即使信道空閑，也要再等待一個隨機的退避時間后才發送。這是因為可能還有其他設備也正準備發送。
3. 鏈路層確認 (Link Layer ACK) ：由于無法檢測沖突，發送方依賴于接收方返回的一個簡短的確認幀 (ACK) 來判斷數據是否成功送達。如果沒在規定時間內收到 ACK，就認為數據丟失（可能因為沖突或噪聲），然后進行指數退避和重傳。

然而，CSMA/CA 也面臨著無線環境特有的難題：

• 隱藏終端問題 (Hidden Terminal Problem) ：終端 A 和 C 都能與接入點 B 通信，但 A 和 C 之間互相聽不到。如果 A 和 C 同時向 B 發送數據，就會在 B 處發生沖突，而 A 和 C 自身卻毫不知情。

A -----> B <----- C
   (A 和 C 互相聽不到)

• 暴露終端問題 (Exposed Terminal Problem) ：終端 B 正在向 A 發送數據。終端 C 聽到了 B 的發送，盡管 C 想要發送數據給 D 并不會干擾到 B 到 A 的通信，但根據 CSMA 規則，C 還是會保持靜默，從而造成了信道資源的浪費。

為了緩解隱藏終端問題，Wi-Fi 引入了可選的 請求發送/清除發送 (Request-to-Send/Clear-to-Send, RTS/CTS) 機制。發送方可以先發送一個短小的 RTS 幀，接收方回復一個 CTS 幀。所有聽到 CTS 幀的設備（包括隱藏終端）都會在指定時間內保持靜默，從而為后續的數據傳輸“清場”。但這套機制本身也帶來了額外的開銷。

跨越邊界：IP 分片

不同的鏈路層技術可能有不同的 MTU。例如，以太網的 MTU 通常是 1500 字節。當一個大的 IP 數據報需要從一個 MTU 較大的鏈路（如 MTU=9000）轉發到一個 MTU 較小的鏈路（如 MTU=1500）時，路由器就需要對這個數據報進行 分片 (Fragmentation) 。

IP 頭部中有專門的字段來處理分片與重組：

• Identification: 一個唯一標識，所有屬于同一個原始數據報的分片都擁有相同的 Identification 值。
• Flags: 其中的 More Fragments (MF) 位，除了最后一個分片，其他分片的 MF 位都為 1。
• Fragment Offset: 指示當前分片的數據在原始數據報中的位置（以 8 字節為單位）。

一個關鍵的設計是： 分片的重組只在最終的目的地主機進行 。中間的路由器不負責重組，它們只管轉發。

然而，IP 分片是一個應該極力避免的操作。因為它非常“脆弱”——任何一個分片的丟失都會導致整個原始數據包的丟失，而上層協議（如 TCP）必須重傳整個大數據包，這極大地影響了性能。

現代網絡通常使用 路徑 MTU 發現 (Path MTU Discovery, PMTUD) 技術來避免分片。TCP 連接在建立時，會發送一個設置了 Don't Fragment (DF) 位的探測包，通過沿途路由器返回的錯誤信息來發現整條路徑上最小的 MTU，然后據此調整自己的數據包大小。

IP 分片實例解析

為了更清晰地理解 IP 分片，我們來看一個具體的計算例子。

場景 ：一臺主機要發送一個總長度為 3820 字節的 IP 數據報（頭部 20 字節，數據 3800 字節）。數據報需要經過一個 MTU 為 1500 字節的鏈路。

分片過程

1. 確定每個分片能承載的最大數據量 ：MTU 是 1500 字節，IP 頭部占用 20 字節，所以每個分片最多能攜帶 1500 - 20 = 1480 字節的數據。為了讓 Fragment Offset 的計算方便，數據長度通常會調整為 8 的倍數。1480 恰好是 8 的倍數 (1480 / 8 = 185)。
2. 分片一

• 數據：承載原始數據的前 1480 字節。
• 總長度：1480 (數據) + 20 (頭部) = 1500 字節。
• MF (More Fragments) 標志：設為 1 (后面還有分片)。
• Fragment Offset：0 / 8 = 0 (這是第一個分片)。

3. 分片二

• 數據 ：承載原始數據的第 1481 到 2960 字節 (共 1480 字節)。
• 總長度 ：1480 (數據) + 20 (頭部) = 1500 字節。
• MF 標志 ：設為 1 (后面還有分片)。
• Fragment Offset ：1480 / 8 = 185 (偏移量是前一個分片的數據長度除以 8)。

4. 分片三

• 數據 ：承載剩余的數據。原始數據共 3800 字節，已發送 1480 + 1480 = 2960 字節，還剩 3800 - 2960 = 840 字節。
• 總長度 ：840 (數據) + 20 (頭部) = 860 字節。
• MF 標志 ：設為 0 (這是最后一個分片)。
• Fragment Offset ：2960 / 8 = 370。

最終，這個 3820 字節的 IP 數據報被分成了三個獨立的小 IP 包在網絡中傳輸，直到最終的目的地主機才會將它們重新組裝起來。

結語：堅實的基石

從處理微秒級時鐘差異的彈性緩沖區，到香農定律指導下的調制編碼；從避免數據沖突的 MAC 協議，到跨越不同鏈路的 IP 分片，物理層和鏈路層共同構建了網絡通信的堅實基石。它們將物理世界中充滿噪聲和不確定性的信號，抽象成了上層協議可以信賴的、看似可靠的點對點鏈路。

正是這些底層的精妙設計，才支撐起了我們今天這個龐大而復雜的互聯網世界。希望這篇博文能幫助你更好地理解這一切背后的智慧與魅力。