通过上面的简易图我们可以知道，当主机1和主机2不在一个广播域内需要通过路由来完成通信的时候，主机1会在数据包上加上额外增加两个包，一个包内是源IP(主机1自身的IP)和目标IP(主机2的IP)，一个包内是源MAC(主机1自身的MAC)和目标MAC(网管的MAC)，当数据包通过网管进入路由后，路由会去掉之前放了MAC的包然后再添加一个数据包，包内有网关出口的mac(源MAC)和目标MAC(主机2的MAC)。当数据包进入主机2的时候，主机2会拆封MAC数据包然后把目标MAC和自己MAC验证通过后再拆掉放了IP信息的包，然后验证目标IP和自己本身的IP，都通过之后会确定只是 主机1发送给自己的数据包。这就是数据包在两主机间传递的建议过程。
如上图所示，当数据包警告一次一次拆除mac和前导码，一次一次加上mac和前导码，终于来到了主机2上了，第一步拆除前导码(不是自己的怎么能进自己的网卡到系统呢？)，然后MAC是自己的把这个拆除，再发现IP也是自己的继续拆掉，然后得知目标端口是自己主机上某个进程上的(如果没发现对应进程，那么这次通信就失败了)，OK，把这个数据包给这个进程，这就是进程间通信的过程。
大家是不是觉得上面说了那些就认为明白了通信过程？其实不然，如果像上面那样主机2怎么知道主机1所想请求的是什么呢？用web服务来说主机2怎么能知道主机1是想访问什么页面呢？所以在数据包上还需要标记需要请求的资源，这就是应用层协议了。
IP Header
版本号（Version）：长度4比特。标识目前采用的IP协议的版本号。一般的值为0100（IPv4），0110（IPv6）
IP包头长度（Header Length）：长度4比特。这个字段的作用是为了描述IP包头的长度，因为在IP包头中有变长的可选部分。该部分占4个bit位，单位为32bit（4个字节），即本区域值= IP头部长度（单位为bit）/(8*4)，因此，一个IP包头的长度最长为“1111”，即15*4＝60个字节。IP包头最小长度为20字节。
服务类型（Type of Service）：长度8比特。8位 按位被如下定义 PPP DTRC0
PPP：定义包的优先级，取值越大数据越重要
000 普通 (Routine)
001 优先的 (Priority)
010 立即的发送 (Immediate)
011 闪电式的 (Flash)
100 比闪电还闪电式的 (Flash Override)
101 CRI/TIC/ECP(找不到这个词的翻译)
110 网间控制 (Internetwork Control)
111 网络控制 (Network Control)
D 时延: 0:普通 1:延迟尽量小
T 吞吐量: 0:普通 1:流量尽量大
R 可靠性: 0:普通 1:可靠性尽量大
M 传输成本: 0:普通 1:成本尽量小
0 最后一位被保留，恒定为0
IP包总长（Total Length）：长度16比特。 以字节为单位计算的IP包的长度 (包括头部和数据)，所以IP包最大长度65535字节。
标识符（Identifier）:长度16比特。该字段和Flags和Fragment Offest字段联合使用，对较大的上层数据包进行分段（fragment）操作。路由器将一个包拆分后，所有拆分开的小包被标记相同的值，以便目的端设备能够区分哪个包属于被拆分开的包的一部分。
标记（Flags）：长度3比特。该字段第一位不使用。第二位是DF（Don't Fragment）位，DF位设为1时表明路由器不能对该上层数据包分段。如果一个上层数据包无法在不分段的情况下进行转发，则路由器会丢弃该上层数据包并返回一个错误信息。第三位是MF（More Fragments）位，当路由器对一个上层数据包分段，则路由器会在除了最后一个分段的IP包的包头中将MF位设为1。
片偏移（Fragment Offset）：长度13比特。表示该IP包在该组分片包中位置，接收端靠此来组装还原IP包。
生存时间（TTL）：长度8比特。当IP包进行传送时，先会对该字段赋予某个特定的值。当IP包经过每一个沿途的路由器的时候，每个沿途的路由器会将IP包的TTL值减少1。如果TTL减少为0，则该IP包会被丢弃。这个字段可以防止由于路由环路而导致IP包在网络中不停被转发。
协议（Protocol）：长度8比特。标识了上层所使用的协议。
以下是比较常用的协议号：
1 ICMP
2 IGMP
6 TCP
17 UDP
88 IGRP
89 OSPF
头部校验（Header Checksum）：长度16位。用来做IP头部的正确性检测，但不包含数据部分。 因为每个路由器要改变TTL的值,所以路由器会为每个通过的数据包重新计算这个值。
起源和目标地址（Source and Destination Addresses）：这两个地段都是32比特。标识了这个IP包的起源和目标地址。要注意除非使用NAT，否则整个传输的过程中，这两个地址不会改变。
至此，IP包头基本的20字节已介绍完毕，此后部分属于可选项，不是必须的部分。
可选项（Options）：这是一个可变长的字段。该字段属于可选项，主要用于测试，由起源设备根据需要改写。可选项目包含以下内容：
松散源路由（Loose source routing）：给出一连串路由器接口的IP地址。IP包必须沿着这些IP地址传送，但是允许在相继的两个IP地址之间跳过多个路由器。
严格源路由（Strict source routing）：给出一连串路由器接口的IP地址。IP包必须沿着这些IP地址传送，如果下一跳不在IP地址表中则表示发生错误。
路由记录（Record route）：当IP包离开每个路由器的时候记录路由器的出站接口的IP地址。
时间戳（Timestamps）：当IP包离开每个路由器的时候记录时间。
填充（Padding）：因为IP包头长度（Header Length）部分的单位为32bit，所以IP包头的长度必须为32bit的整数倍。因此，在可选项后面，IP协议会填充若干个0，以达到32bit的整数倍。
TCP Header
TCP三次握手
1：SYN=1,ACK=0,FIN=0
2：SYN=1,ACK=1,FIN=0
3：SYN=0,ACK=1,FIN=0
以下对TCP连接3次握手 断开4次握手解释的摘选自Simple life的博客
先来看看如何建立连接的。
首先Client端发送连接请求报文，Server段接受连接后回复ACK报文，并为这次连接分配资源。Client端接收到ACK报文后也向Server段发生ACK报文，并分配资源，这样TCP连接就建立了。
那如何断开连接呢？简单的过程如下：
【注意】中断连接端可以是Client端，也可以是Server端。
假设Client端发起中断连接请求，也就是发送FIN报文。Server端接到FIN报文后，意思是说"我Client端没有数据要发给你了"，但是如果你还有数据没有发送完成，则不必急着关闭Socket，可以继续发送数据。所以你先发送ACK，"告诉Client端，你的请求我收到了，但是我还没准备好，请继续你等我的消息"。这个时候Client端就进入FIN_WAIT状态，继续等待Server端的FIN报文。当Server端确定数据已发送完成，则向Client端发送FIN报文，"告诉Client端，好了，我这边数据发完了，准备好关闭连接了"。Client端收到FIN报文后，"就知道可以关闭连接了，但是他还是不相信网络，怕Server端不知道要关闭，所以发送ACK后进入TIME_WAIT状态，如果Server端没有收到ACK则可以重传。“，Server端收到ACK后，"就知道可以断开连接了"。Client端等待了2MSL后依然没有收到回复，则证明Server端已正常关闭，那好，我Client端也可以关闭连接了。Ok，TCP连接就这样关闭了！
整个过程Client端所经历的状态如下：
而Server端所经历的过程如下
【注意】 在TIME_WAIT状态中，如果TCP client端最后一次发送的ACK丢失了，它将重新发送。TIME_WAIT状态中所需要的时间是依赖于实现方法的。典型的值为30秒、1分钟和2分钟。等待之后连接正式关闭，并且所有的资源(包括端口号)都被释放。
【问题1】为什么连接的时候是三次握手，关闭的时候却是四次握手？
答：因为当Server端收到Client端的SYN连接请求报文后，可以直接发送SYN+ACK报文。其中ACK报文是用来应答的，SYN报文是用来同步的。但是关闭连接时，当Server端收到FIN报文时，很可能并不会立即关闭SOCKET，所以只能先回复一个ACK报文，告诉Client端，"你发的FIN报文我收到了"。只有等到我Server端所有的报文都发送完了，我才能发送FIN报文，因此不能一起发送。故需要四步握手。
【问题2】为什么TIME_WAIT状态需要经过2MSL(最大报文段生存时间)才能返回到CLOSE状态？
答：虽然按道理，四个报文都发送完毕，我们可以直接进入CLOSE状态了，但是我们必须假象网络是不可靠的，有可以最后一个ACK丢失。所以TIME_WAIT状态就是用来重发可能丢失的ACK报文。
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