IP首部内有三个字段实现分片和重装：标识字段（ip_id）、标志字段（ip_off的3个高位比特）和偏移字段（ip_off的13个低位

比特）。标志字段由3个1bit标志组成。比特0是保留的必须为0,；比特1是“不分片”（DF）标志；比特2是“很多其它分片”（MF）标志。

Net/3中，标志和偏移字段结合起来，由ip_off訪问，例如以下图所看到的：

ip_off的其它13bit指出在原始数据报内分片的位置，以8字节为单位计算。因此，除最后一个分片外，其它的分片都希望是一个

8字节倍数的数据，从而使后面的分片从8字节边界開始。下图显示了在原始数据报内的字节偏移关系，以及在分片的IP首部内

分片的偏移。

除最后一个分片外，设置了其余分片的MF比特。

ip_id唯一地标识某个特定数据报的分片。源系统用同样的源地址(ip_src)、目的地址(ip_dst)和协议(ip_p)值，作为

数据报在互联网上生命期的值，把每一个数据报的ip_id设置成一个唯一的值。

1.分片

在ip_output函数（IP：网际协议章节）中，假设分组正好适合选定出接口的MTU，就在一个链路级帧中发送它。否则，必须对

分组分片，并在多个帧中将其发送，分组能够是一个完整的数据报或者它自己也是前边系统创建的分片。分片的代码主要

分三部分：

1.确定分片大小

假设DF被设置，则ip_output丢弃该分组，并返回，假设该数据报是在本地生成的，则运输层协议把该错误传回该进程，假设

分组是被转发的，则生成ICMP目的不可达差错报文。

Net/3没有实现“路径MTU发现”算法。

每一个新的分片中包括：一个IP首部，某些原始分组中的选项以及最多len长度的数据。当中len的计算是用接口的MTU减去分组

首部的长度后，去掉低位的3比特后成为8字节倍数。

2.构造分片表

从第二个分片開始构造分片表，在表生成后，原来的分组被转换成第一个分片（降低一次mbuf的生成），对于每个分片，

ip_output函数採取下面动作：

分配一个新的分组缓存

↓

从原来的分组中把IP首部和IP选项拷贝到新的分组，并非全部的选项都会被复制，假设IPOPT_COPIED指示copied比特被

置位，则会把选项拷贝到芯片中。

↓

设置MF比特和偏移字段（ip_off）

↓

为分片设置长度

↓

从原始分组中把数据拷贝到该分组中

↓

调整新创建的分片的mbuf分组首部，使其具有正确的全长，把新分片的接口指针清零，把ip_off转换成网络字节序，计算新

分片的检验和。将该分片通过mbuf的m_nextpkt与前面的分片链接起来。

3.构造第一个分片并发送分片

将末尾多余的数据截断后，原来的分组就被转换成第一个分片，同一时候设置MF比特、把ip_len和ip_off转换成网络字节序，计算

新的检验和。在这个分片中，保留全部的IP选项。在目的地址重装时，仅仅保留数据报的第一个分片的IP选项。某些选项，如

源路由选项，必须被拷贝到每一个分片中，即使在重装时都被丢弃了。

最后将每一个分片进行发送。在发送期间遇到全部错误都会使后面的分片被丢弃。

2.重装

ipintr重装分片，并把数据报整个地交给运输层处理。ipintr须要尝试把分片重装成一个完整的数据报。

Net/3在一个全局双向链表ipq上记录不完整的数据报。能够在链表的不论什么地方插入和删除，并不限制一定要在末尾。ipintr

函数对表进行线性搜索，为当前分片找到合适的数据报。记住分片是由4元组{ip_id、ip_src、ip_des和ip_p}唯一标识的。ipq

的每一个入口是一个分片表，假设ipintr赵大牌一个匹配，则fp指向匹配的表。ipq的数据结构例如以下：

很多工作是由ip_reass做的。假设ip_reass通过把当前分片与曾经收到的分片组合在一起，能重装成一个完整的数据报，它就返回

指向该重装好的数据报的指针。假设没有重装好，则ip_reass保存该分片，ipintr去处理下一个分片。

假设重装处理产生一个完整的数据包，ipintr就把这个完整的数据报上传给合适的运输层。

3.ip_reass函数

ipintr把一个要处理的分片和一个指针传给ip_reass，当中指针指向的是ipq中匹配的重装首部。ip_reass可能重装成功并返回

一个完整的数据报，可能把该分片链接到数据报的重装链表上，等待其它分片到达后重装。每一个重装链表的表头是一个ipq结构。

用来标识一个数据报分片的四个段，ip_id、ip_src、ip_dst和ip_p，被保存在每一个重装链表表头的ipq结构中。Net/3用next和prev

构造数据报链表，用ipq_next和ipq_prev构造分片的链表。

到达分组的IP首部被放到重装链表之前，首先被转换成一个ipasfrag结构。

ip_reass在一个由ipf_next和ip_prev连接起来的双向循环链表上，收集某个数据报的分片。下图显示了分片首部链表ipq和

分片ipasgrag之间的关系。

上图没有显示重装结构的全部复杂性。重装全然依靠把指针指向底层mbuf上的三个不同的结构。下图显示了mbuf、ipq结构、

ipasfrag结构和ip结构之间的关系。

图中含有大量的信息：

1.全部结构都放在一个mbuf的数据区内。

2.ipq链表由next和prev连接起来的ipq结构组成。每一个ipq结构保存了唯一标识一个IP数据报的四个字段。

3.当作为分片链表的头訪问时，每一个ipq结构被看成是一个ipasfrag结构。这些分片由ipf_next和ipf_prev链接起来，分别

覆盖了ipq结构的ipq_next和ipq_prev成员。

4.每一个ipasfrag结构都覆盖了到达分片的ip结构，与分片一起到达的数据在缓存中跟在该结构之后。

下图从逻辑的观点说明重装结构，该图显示了三个数据报的重装，以及ipq链表和ipasfrag结构之间的关系，阴影部分为缺少

的分片。

以下分几个部分说明重装

1.创建重装表

假设没有符合条件的ipq，则用新的数据报的第一个分片创建一个重装表。它分配一个mbuf来存放新表的头（一个ipq结构），

并把该结构插入到重装表的链表中。

2.重装超时

在Net/3中，使用生命期字段ipq_ttl来管理重超时，重装超过的初始值设置为60，每次内容调用ip_slowtimo时，ipq_ttl就减去1，

而内核每500ms调用ip_slowtimo一次。假设系统在接受到数据报的任一分片30秒后，还没有组装好一个完整的IP数据报，那么

系统就丢弃该IP重装链表。

3.数据报标识符

在目的主机上，分片包括的字节范围可能会互相覆盖，发生这样的情况的原因是，当一个运输层协议重传某个数据报时，採用

与原来数据报不同的路由，并且分片的模式也可能不同，这就导致在目的主机上的项目覆盖。传输协议必须强制IP使用原来

ID字段，确保目的主机识别该数据报是重传的。

Net/3并不为运输层协议提供机制保证在重传的数据报中重用IP ID字段。在准备新数据时，ip_output通过添加全局整数ip_id

来赋一个新值。虽然如此，Net/3系统也能让运输层用同样ID字段重传IP数据报的系统上接收重叠分片。

下图说明分片可能会以不同的方式与已经到达的分片重叠。分片是依照它们到达目的主机的顺序编号的，重装的分片在图底部

显示，分片的阴影部分是被丢弃的多余字节。

4.重建数据报首部

ip_reass把ip指向链表的第一个分片，将ipasfrag结构恢复成ip结构。并将整个分组从重装链表中移走，丢弃表头的ipq结构，

调整缓存中的m_len和m_data，将前面被隐藏起来的第一个分片的首部和选项包括进来。

5.计算分组长度

计算缓存链中数据的字节数，并把值保存在m_pkthdr.len中。