解决 GRE 和 IPSEC 中的 IP 分段、MTU、MSS 和 PMTUD 问题
解决 GRE 和 IPSEC 中的 IP 分段、MTU、MSS 和 PMTUD 问题
目录
简介
IP 分段与重组
IP 分段问题
避免 IP 分段：TCP MSS 用途及其工作原理
什么是 PMTUD？
PMTUD 问题
需要 PMTUD 的常见网络拓扑
什么是隧道？
有关隧道接口的注意事项
路由器在隧道端点参与 PMTUD
“纯”IPsec 隧道模式
同时使用 GRE 与 IPsec
其他建议
相关信息
简介
本文档旨在介绍 IP 分段和路径最大传输单元发现 (PMTUD) 的工作原理，并对 PMTUD 与不同 IP 隧道组合结合时的行为相关的一些
方案进行探讨。当前，IP 隧道在 Internet 中的广泛应用使 IP 分段和 PMTUD 相关的问题日益凸显出来。
IP 分段与重组
IP 协议是专为用于各种传输链路而设计的。虽然 IP 数据报的最大长度是 64K，但大多数传输链路会强制执行更小的最大数据包长
度限制（称为 MTU）。MTU 的值取决于传输链路的类型。IP 设计允许路由器根据需要对 IP 数据报进行分段，从而适应 MTU 差异。
接收站负责将这些分段重新重组为完整大小的原始 IP 数据报。
IP 分段包括将数据报分为多个部分，可在稍后重组这些部分。IP 源、目标、标识、总长度和分段偏移字段，以及 IP 报头中的“更
多分段”标志和“不分段”标志均用于 IP 分段与重组。有关 IP 分段与重组的机制的详细信息，请参阅 RFC 791。
下图描述了 IP 报头的布局。
标识值为 16 位，该值由 IP 数据报的发送者指定，用于帮助重组数据报的分段。
分段偏移为 13 位，指示分段在原始 IP 数据报中的所属位置。该值是 8 个字节的倍数。
在 IP 报头的标志字段中，有三位用于控制标志。请务必注意，“不分段”(DF) 位在 PMTUD 中发挥着中心作用，这是因为它确定是
否允许对数据包进行分段。
位 0 为保留位，并且始终设置为 0。位 1 为 DF 位（0 =“可分段”，1 =“不分段”）。位 2 为 MF 位（0 =“最后一个分
段”，1 =“更多分段”）。
值位 0（保留） 位 1 (DF) 位 2 (MF)
0 0 5月为时
1 0 不分段更多
下图显示了一个分段示例。如果将所有 IP 分段的长度相加，所得的值将比原始 IP 数据报的长度大 60。总长度增加了 60 是因为
另外创建了三个 IP 报头（第一个分段后的每个分段各对应一个 IP 报头）。
第一个分段的偏移为 0，此分段的长度为 1500；这包括已略作修改的原始 IP 报头所对应的 20 个字节。
第二个分段的偏移为 185 (185 x 8 = 1480)，这意味着此分段的数据部分从原始 IP 数据报的第 1480 个字节开始。此分段的长度
为 1500；这包括另外为此分段创建的 IP 报头。
第三个分段的偏移为 370 (370 x 8 = 2960)，这意味着此分段的数据部分从原始 IP 数据报的第 2960 个字节开始。此分段的长度
为 1500；这包括另外为此分段创建的 IP 报头。
第四个分段的偏移为 555 (555 x 8 = 4440)，这意味着此分段的数据部分从原始 IP 数据报的第 4440 个字节开始。此分段的长度
为 700 个字节；这包括另外为此分段创建的 IP 报头。
只有在收到了最后一个分段时，才能确定原始 IP 数据报的大小。
通过最后一个分段的分段偏移 (555)，得出原始 IP 数据报中的数据偏移为 4440 个字节。如果再加上最后一个分段中的数据字节
(680 = 700 - 20)，这样您将获得 5120 个字节，这是原始 IP 数据报的数据部分。然后，加上 IP 报头的 20 个字节，即等于原始
IP 数据报的大小 (4440 + 680 + 20 = 5140)。
IP 分段问题
存在下面几个致使 IP 分段不受欢迎的问题。分段 IP 数据报时，CPU 和内存开销将稍有增加。这对于发送器和接收器路径上的发送
器和路由器是适用的。创建分段只涉及创建分段报头和将原始数据报复制到分段中。由于可以立即获取创建分段所需的所有信息，因
此可以非常高效地完成该操作。
重组分段时，分段会导致接收者产生更大开销，原因是接收者必须为到达的分段分配内存，然后在收到所有分段后将它们重新组合为
一个数据报。在主机上进行重组不会带来任何问题，因为主机拥有完成此任务所需的时间和内存资源。
但是，路由器的主要工作是尽快转发数据包，因此在路由器上进行重组的效率非常低。路由器不是为了将数据包保存任意时长而设计
的。此外，执行重组的路由器还会选择可供使用的最大可用缓冲区 (18K)，因为在收到最后一个分段之前，它无法确定原始 IP 数据
包的大小。
另一个分段问题与处理已丢弃的分段有关。如果 IP 数据报的某个分段被丢弃，则必须重新发送整个原始 IP 数据报，并且同样会对
该数据报进行分段。以网络文件系统 (NFS) 为例进行说明。默认情况下，NFS 的读写块大小为 8192，因此 NFS IP/UDP 数据报约为
8500 个字节（包括 NFS、UDP 和 IP 报头）。连接到以太网的发送站 (MTU 1500) 必须将此 8500 个字节的数据报分成 6 个部分；
五个 1500 字节的分段和一个 1100 字节的分段。如果六个分段中任何一个分段由于链路拥塞而被丢弃，将必须重新传输完整的原始
数据报，这意味必须另外创建六个分段。如果此链路丢弃六个数据包中的其中一个数据包，那么可通过此链路传输任何 NFS 数据的
可能性将非常低，这是因为每 NFS 8500 字节的原始 IP 数据报中将至少丢弃一个 IP 分段。
防火墙根据数据包中的第 4 层 (L4) 至第 7 层 (L7) 信息来过滤或处理数据包时，可能很难正确处理 IP 分段。如果 IP 分段的顺
序不正确，防火墙可能会阻止非初始分段，因为这些分段未包含与数据包过滤器匹配的信息。这意味着接收主机无法重组原始 IP 数
据报。如果将防火墙配置为允许非初始分段包含不足以正确匹配过滤器的信息，则可能会发生通过防火墙进行非初始分段攻击的情
况。此外，部分网络设备（如内容交换引擎）根据 L4 至 L7 信息指导数据包，并且如果数据包跨越多个分段，那么设备可能很难强
制执行其策略。
避免 IP 分段：TCP MSS 用途及其工作原理
TCP 最大数据段大小 (MSS) 定义一台主机愿意接受的单一 TCP/IP 数据报中的最大数据量。可以在 IP 层对此 TCP/IP 数据报进行
分段。MSS 值仅作为 TCP SYN 数据段中的一个 TCP 报头选项发送。TCP 连接的每一端都会向另一端报告其 MSS 值。与普遍看法相
反的是，不会在主机之间协商 MSS 值。发送主机需要将单个 TCP 数据段中的数据大小限制为小于或等于接收主机报告的 MSS 的
值。
最初，MSS 表示接收站上需要分配的缓冲区的大小（大于或等于 65496K），以便能够存储单个 IP 数据报内包含的 TCP 数据。MSS
是TCP接收器愿意接收的最大数据分段(大块)。此 TCP 数据段最大可为 64K（即 IP 数据报最大大小），可以在 IP 层上进行分段，
以通过网络传输到接收主机。接收主机将重组 IP 数据报，然后再将完整的 TCP 数据段传递给 TCP 层。
下面几个方案显示了如何设置 MSS 值并将其用于限制 TCP 数据段大小，从而限制 IP 数据报大小。
方案 1 说明了 MSS 的最初实现方式。主机 A 的缓冲区为 16K，主机 B 的缓冲区为 8K。这些主机发送和接收其各自的 MSS 值，并
调整其发送 MSS 以便彼此发送数据。请注意，主机 A 和主机 B 必须对大于接口 MTU、但仍小于发送 MSS 的 IP 数据报进行分段，
这是因为 TCP 堆栈可能将 16K 或 8K 字节的数据沿堆栈向下传递到 IP。以主机 B 为例，可以对数据包进行两次分段，一次分段在
令牌环 LAN 上执行，另一次在以太网 LAN 上执行。
场景 1
1. 主机 A 将其 MSS 值 16K 发送到主机 B。
2. 主机 B 收到来自主机 A 的 MSS 值 16K。
3. 主机 B 将其发送 MSS 值设置为 16K。
4. 主机 B 将其 MSS 值 8K 发送到主机 A。
5. 主机 A 收到来自主机 B 的 MSS 值 8K。
6. 主机 A 将其发送 MSS 值设置为 8K。
为了帮助避免在 TCP 连接端点发生 IP 分段，MSS 值的选项已更改为最小缓冲区大小和传出接口的 MTU (-40)。MSS 数值比 MTU 数
值小 40 字节，这是因为 MSS 仅为 TCP 数据大小，而不包括 20 字节的 IP 报头和 20 字节的 TCP 报头。MSS 基于默认报头大
小；根据使用的 TCP 或 IP 选项，发送者堆栈必须减去 IP 报头和 TCP 报头的相应值。
现在，MSS 的工作方式是：各主机将首先比较其传出接口 MTU 和自己的缓冲区，并选择最小的值作为要发送的 MSS。然后，主机将
比较收到的 MSS 大小和其自己的接口 MTU，并再次从两个值中选择较小的值。
方案 2 说明了发送者为避免在本地和远程线路上进行分段而采取其他步骤。请注意每台主机如何将传出接口的 MTU 纳入考虑范畴
（在主机互相发送其 MSS 值之前），以及这如何帮助避免分段。
场景 2
1. 主机 A 比较其 MSS 缓冲区 (16K) 和其 MTU (1500 - 40 = 1460)，并使用较小的值作为 MSS (1460)，以便发送到主机 B。
2. 主机 B 收到主机 A 的发送 MSS (1460)，并将其与出站接口 MTU - 40 的值 (4422) 相比较。
3. 主机 B 将较小的值 (1460) 设置为 MSS，以便向主机 A 发送 IP 数据报。
4. 主机 B 比较其 MSS 缓冲区 (8K) 和其 MTU (4462 - 40 = 4422)，并使用 4422 作为 MSS，以便发送到主机 A。
5. 主机 A 收到主机 B 的发送 MSS (4422)，并将其与出站接口 MTU - 40 的值 (1460) 相比较。
6. 主机 A 将较小的值 (1460) 设置为 MSS，以便向主机 B 发送 IP 数据报。
1460 便是两台主机为彼此选择的发送 MSS 的值。TCP 连接两端的发送 MSS 的值通常相同。
在方案 2 中，由于主机考虑了两个传出接口 MTU，因此不会在 TCP 连接端点进行分段。如果数据包遇到其 MTU 值小于主机出站接
口的 MTU 值的链路，那么在路由器 A 和路由器 B 之间的网络中，仍可以对数据包进行分段。
什么是 PMTUD？
上述 TCP MSS 负责处理 TCP 连接的两个端点上的分段，而不会处理这两个端点之间存在更小 MTU 链路的情况。PMTUD 的开发目的
是为了避免在端点之间的路径中进行分段。它用于动态确定从数据包源到其目标之间的路径中的最小 MTU。
注意： 仅 TCP 支持 PMTUD。UDP 和其他协议不支持 PMTUD。如果在主机上启用了 PMTUD（实际上 PMTUD 几乎始终处于启用状
态），来自该主机的所有 TCP/IP 数据包都会设置 DF 位。
当主机发送设置了 DF 位的完整 MSS 数据包时，如果收到需要对数据包进行分段的信息，则会通过降低连接的发送 MSS 值来运行
PMTUD。主机在带MTU值的路由表创建“主机”（/32）条目，从而“记住”目的地使用的MTU值。
如果路由器尝试向某一链路转发设置了 DF 位的 IP 数据报，而该链路的 MTU 小于数据包大小，则路由器将丢弃数据包，并向此
IP 数据报源返回 Internet 控制消息协议 (ICMP)“无法到达目标”消息，并显示指明“需要分段和设置 DF”的代码（类型 3，代
码 4）。当源工作站收到 ICMP 消息时，将降低发送 MSS，并且当 TCP 重新传输该数据段时，它将使用更小的数据段大小。
以下是 ICMP“需要分段和设置 DF”消息的一个示例，在启用 debug ip icmp 命令后，您可以在路由器上看到此消息：
ICMP: dst (10.10.10.10) frag. needed and DF set
unreachable sent to 10.1.1.1
下图显示了“需要分段和设置 DF”、“无法到达目标”消息的 ICMP 报头的格式。
根据RFC 1191，如果路由器返回的 ICMP 消息指示“需要分段和设置 DF”，则该路由器应在 ICMP 附加报头字段的低顺序 16 位中
包括下一跳网络的 MTU，该字段在 ICMP 规范RFC 792 中标记为“未使用”。
RFC1191 的早期实现未提供下一跳 MTU 信息。即使提供了此信息，某些主机也会忽略它。在本例中，RFC 1191 还包含一个表，该表
中列出了应在 PMTUD 期间降低的 MTU 建议值。通过使用这些值，主机可以更快地获取发送 MSS 的合理值。
由于发送者和接收者之间的路径会动态发生变化，因此将在所有数据包上持续执行 PMTUD。每当发送者收到“无法分段”的 ICMP 消
息时，它都会更新路由信息（PMTUD 存储在路由信息中）。
执行 PMTUD 时，可能会发生以下两种情况：
数据包可以一直发送到接收者，而不必分段。
注意： 为了使路由器能够保护 CPU 免受 DoS 攻击，它将发送的无法到达的 ICMP 消息数目限制为 2 条/秒。因此，在此种情
况下，如果您想创建一个网络方案，在该方案中，路由器需要每秒响应超过两条 ICMP（代码 = 3，类型 = 4）（可以是不同主
机），您将需要使用 no ip icmp rate-limit unreachable [df] interface 命令禁用此 ICMP 消息节流。
发送器可以从接收器路径中的任何(或每一)跳沿路径获得ICMP "不能分段"信息。
PMTUD 在 TCP 流量的两个方向上独立执行。有时候某个流量方向的 PMTUD 可能触发其中一个终端站以降低发送 MSS，而另一个终端
站从不发送足以触发 PMTUD 的 IP 数据报，因此将保留原始发送 MSS。
下面方案 3 中描述的 HTTP 连接就是一个很好的示例。TCP 客户端正在发送小型数据包，而服务器正在发送大型数据包。在这种情
况下，只有服务器的大型数据包（大于 576 字节）才会触发 PMTUD。客户端的数据包相对较小（小于 576 字节），将不会触发
PMTUD，这是因为它们无需进行分段即可通过 576 MTU 链路。
场景 3
方案 4 显示的是不对称路由示例，在该示例中，其中一条路径的最小 MTU 小于另一路径的最小 MTU。当在两个端点之间采用不同路
径来发送和接收数据时，就会出现非对称路由。在此方案中，PMTUD 仅在 TCP 流量的一个方向上触发对发送 MSS 的降低操作。从
TCP客户端到服务器的数据流经过路由器A 和路由器B，而服务器到客户端的回程数据流则经过路由器D和路由器C。当 TCP 服务器向
客户端发送数据包时，PMTUD 将触发服务器以降低发送 MSS 的值，因为路由器 D 必须对 4092 字节的数据包进行分段，然后才能将
其发送到路由器 C。
另一方面，客户端从不会收到带有“需要分段和设置 DF”代码的“无法到达目标”的 ICMP 消息，这是因为路由器 A 在通过路由器
B 将数据包发送到服务器时，不必对数据包进行分段。
场景 4
注意： ip tcp path-mtu-discovery 命令用于对路由器启动的 TCP 连接（例如，BGP 和 Telnet）启用 TCP MTU 路径发现。
PMTUD 问题
有三种情况会中断 PMTUD，其中两种情况并不常见，而另一情况却经常发生。
路由器可能会丢弃数据包，并且不发送 ICMP 消息。(不常见)
路由器可以生成和发送 ICMP 消息，但 ICMP 消息被该路由器和发送者之间的路由器或防火墙阻止。(共同性)
路由器可以生成和发送 ICMP 消息，但发送者忽略了该消息。(不常见)
以上三项中的第一项和第三项并不常见，并且通常由错误所致，但中间一项描述的问题却较为常见。实现 ICMP 数据包过滤器的人员
往往会阻止所有 ICMP 消息类型，而不仅仅阻止特定的 ICMP 消息类型。除“无法到达”或“超时”消息以外，数据包过滤器可以阻
止所有 ICMP 消息类型。PMTUD 成功与否取决于到达 TCP/IP 数据包的发送者的 ICMP 无法到达消息。ICMP 超时消息对其他 IP 问
题至关重要。下面显示了在路由器上实现的此类数据包过滤器的示例。
access-list 101 permit icmp any any unreachable
access-list 101 permit icmp any any time-exceeded
access-list 101 deny icmp any any
access-list 101 permit ip any any
也可以使用其他技术来帮助排除完全阻止 ICMP 的问题。
在路由器上清除 DF 位，并允许以任何方式进行分段（尽管这并不是一个好方法。有关详细信息，请参阅 IP 分段问题）。
使用接口命令 ip tcp adjust-mss <500-1460> 调整 TCP MSS 选项值 MSS。
在下面的方案 5 中，路由器 A 和路由器 B 位于同一管理域中。路由器 C 不可访问，并且将阻止 ICMP，因此 PMTUD 将中断。此情
况的解决方法是：在路由器 B 的两个方向上清除 DF 位，以允许进行分段。可使用策略路由来完成此操作。清除DF位的语法是可用
的在Cisco IOS软件版本12.1(6)和以上。
interface serial0
...
ip policy route-map clear-df-bit
route-map clear-df-bit permit 10
match ip address 111
set ip df 0
access-list 111 permit tcp any any
另一种选择是更改经过此路由器的 SYN 数据包上的 TCP MSS 选项值（Cisco IOS 12.2(4)T 和更高版本中可用）。这会减小 TCP
SYN 数据包中的 MSS 选项的值，使其小于 ip tcp adjust-mss 命令中的值 (1460)。结果是TCP发送器将发送不大于该值的分段。
IP 数据包大小 (1500) 将比 MSS 值（1460 字节）大 40 字节，这是因为它包括 TCP 报头（20 字节）和 IP 报头（20 字节）。
您可以使用 ip tcp adjust-mss 命令调整 TCP SYN 数据包的 MSS。以下语法将 TCP 数据段的 MSS 值减小至 1460。此命令将影响
serial0 接口上的入站和出站流量。
int s0
ip tcp adjust-mss 1460
由于 IP 隧道部署日益广泛，因此 IP 分段问题也越来越普遍。隧道导致更多分段的原因是因为隧道封装增加了数据包大小的“开
销”。例如，增加通用路由器封装 (GRE) 将在数据包中增加 24 个字节，增加字节之后，数据包将大于出站 MTU，因此可能需要对
该数据包进行分段。在后文中，您将了解隧道和 IP 分段可能导致的各种问题类型的示例。
需要 PMTUD 的常见网络拓扑
在网络环境中，如果中间链路的 MTU 小于终端链路的 MTU，则需要 PMTUD。存在这些较小的 MTU 链路的一些常见原因是：
与令牌环（或 FDDI）相连的终端主机之间存在以太网连接。终端上的令牌环（或 FDDI）MTU 大于中间的以太网 MTU。
PPPoE（通常与 ADSL 配合使用）的报头需要 8 个字节。这使得以太网的有效 MTU 减小至 1492 (1500 - 8)。
隧道协议（如 GRE、IPsec 和 L2TP）还需要为它们各自的报头和报尾提供空间。这也会降低传出接口的有效 MTU。
在下面的部分中，我们将学习在两个终端主机之间的某个位置使用隧道协议时对 PMTUD 的影响。在上述三个案例中，本例最为复
杂，它涵盖了您可能会在其他案例中看到的所有问题。
什么是隧道？
隧道是 Cisco 路由器上的一个逻辑接口，它提供了一种将乘客数据包封装在传输协议内的方法。设计此体系结构的目的是为了提供
实现点对点封装方案的服务。隧道主要包含以下三个组件：
乘客协议（AppleTalk、Banyan VINES、CLNS、DECnet、IP 或 IPX）
载体协议 - 以下封装协议之一：
GRE -思科的多协议承载协议。有关详细信息，请参阅RFC 2784 和RFC 1701。
IP 中的 IP 隧道 - 有关详细信息，请参阅 RFC 2003。
传输协议 - 用于携带封装协议的协议
下面的数据包说明了 IP 隧道的概念，其中 GRE 是封装协议，IP 是传输协议。此外，乘客协议也为 IP。在本案例中，IP 既是传输
协议，也是乘客协议。
正常数据包
IP TCP Telnet
隧道数据包
IP GRE IP TCP Telnet
IP 是传输协议。
GRE 是封装协议。
IP 是乘客协议。
下一示例显示了 IP 的封装方式，该示例采用 DECnet 作为乘客协议，并采用 GRE 作为载体。这说明了载体协议可以封装多个乘客
协议的事实。
在存在两个被 IP 骨干网分离的不连续非 IP 网络的情况下，网络管理员也许会考虑建立隧道。如果不连续网络正在运行 DECnet，
网络管理员可能不希望通过在骨干网中配置 DECnet 来将不连续网络连接起来。管理员可能不想允许DECnet路由使用骨干网带宽, 因
为这可能干涉IP网络的性能
一个可行的替代方法是在 IP 骨干网中对 DECnet 建立隧道。隧道操作会将 DECnet 数据包封装在 IP 内，并通过骨干网将其发送到
隧道端点，将在隧道端点中删除封装，DECnet 数据包可以通过 DECnet 路由到其目标。
将流量封装在另一个协议内具有以下优点：
端点使用专用地址 (RFC 1918，并且骨干网不支持路由这些地址。
允许在 WAN 或 Internet 中建立虚拟专用网络 (VPN)。
通过一个单一协议的骨干网将不连续多协议网络连接在一起。
通过骨干网或 Internet 对流量进行加密。
在本文档其他部分中，我们将使用 IP 同时作为乘客协议和传输协议。
有关隧道接口的注意事项
建立隧道时，应注意以下事项。
GRE 隧道的快速交换功能是在 Cisco IOS 版本 11.1 中引入的，CEF 交换功能是在版本 12.0 中引入的。多点 GRE 隧道的
CEF 交换功能是在版本 12.2(8)T 中引入的。在仅支持进程交换功能的 IOS 早期版本中，隧道端点上的封装和解封装操作非常
慢。
对数据包建立隧道时，存在安全和拓扑问题。隧道可以绕过访问控制列表 (ACL) 和防火墙。如果通过防火墙建立隧道，您基本
上就绕过了防火墙，无论您封装什么乘客协议。因此，建议在隧道端点中包含防火墙功能，以对乘客协议强制执行任何策略。
对于具有有限计时器的传输协议（例如，DECnet），由于会延长等待时间，因此在建立隧道时可能会出现问题。
在具有不同速度链路的环境中（例如，快速 FDDI 环和通过速度较慢的 9600 bps 电话线）建立隧道时，可能会带来数据包重
新排序问题。一些乘客协议在混合媒体网络中的运行效率非常低下。
点对点隧道可能会用光物理链路的带宽。如果您在多个点对点隧道中运行路由协议，请记住每个隧道接口都有带宽，并且该隧
道运行所基于的物理接口也有带宽。例如，如果有 100 个隧道运行在一条 10 MB 的链路上，您可能希望将隧道带宽设置为
100 Kb。隧道的默认带宽是 9 Kb。
路由协议可能会优先选择隧道（而不是“实际”链路），因为隧道看似是路径成本最低的一跳链路，而实际上它包含较多跳，
并且其实际成本高于另一条路径。通过正确配置路由协议可以消除此问题。您可能希望在隧道接口上运行不同的路由协议，而
不是在物理接口运行的路由协议。
通过配置指向隧道目标的相应静态路由，可以避免递归路由问题。递归路由是指通往“隧道目标”的最佳路径是通过隧道本
身。此情况将导致隧道接口上下反弹。当出现递归路由问题时，您将看到以下错误。
%TUN-RECURDOWN Interface Tunnel 0
temporarily disabled due to recursive routing
路由器在隧道端点参与 PMTUD
当路由器作为隧道端点时，它将扮演两种不同的 PMTUD 角色。
路由器的第一个角色是作为主机数据包的转发者。对于 PMTUD 处理，路由器需要检查原始数据包的 DF 位和数据包大小，并在
必要时采取相应操作。
在路由器将原始 IP 数据包封装在隧道数据包内之后，第二个角色开始发挥作用。就 PMTUD 和隧道 IP 数据包而言，路由器在
此阶段中的作用与主机更为相似。
首先，让我们从 PMTUD 方面了解路由器在充当第一种角色（即转发主机 IP 数据包的路由器）时会发生什么情况。在路由器将主机
IP 数据包封装在隧道数据包内之前，此角色开始发挥作用。
如果路由器作为主机数据包的转发者参与，它将执行以下操作：
检查是否已设置 DF 位。
检查隧道可容纳的数据包大小。
分段（如果数据包太大，且未设置 DF 位），封装并发送分段；或
丢弃数据包（如果数据包太大，且设置了 DF 位），并向发送者发送 ICMP 消息。
封装（如果数据包并不太大）并发送。
一般说来，您可以选择先封装，后分段的方法（发送两个封装分段），也可以选择先分段，后封装的方法（发送两个已封装的分
段）。
下面给出了一些示例，这些示例描述了 IP 数据包的封装和分段机制，同时还提供了两种方案，这些方案显示了 PMTUD 和穿越示例
网络的数据包之间的交互。
下面的第一个示例显示当路由器（位于隧道源中）充当转发路由器角色时，数据包会发生什么情况。请记住，对于 PMTUD 处理来
说，路由器需要检查原始数据包的 DF 位和数据包大小，并且采取相应操作。本示例对隧道使用 GRE 封装。如下所示，GRE 在封装
之前执行分段。后面的示例显示在封装后进行分段的方案。
在示例 1 中，未设置 DF 位 (DF = 0)，并且 GRE 隧道 IP MTU 为 1476 (1500 - 24)。
示例 1
转发路由器（位于隧道源中）从发送主机收到一个 1500 字节且清除了 DF 位 (DF = 0) 的数据报。此数据报由一个 20 字节
的 IP 报头和一个 1480 字节的 TCP 负载组成。
1.
IP 1480 字节 TCP + 数据
由于在增加 GRE 开销（24 字节）之后，对于 IP MTU 而言，数据包过大，因此，转发路由器会将数据报分为两个分别为
1476 字节（20 字节 IP 报头 + 1456 字节 IP 负载）和 44 字节（20 字节 IP 报头 + 24 字节 IP 负载）的分段，这样在添
加 GRE 封装后，数据包不会大于传出物理接口 MTU。
2.
IP0 1456 字节 TCP + 数据
IP1 24 字节数据
转发路由器向原始 IP 数据报的每个分段添加 GRE 封装，其中包括一个 4 字节的 GRE 报头和一个 20 字节的 IP 报头。这两
个 IP 数据报现在的长度为 1500 字节和 68 字节，这些数据报将视作单独的 IP 数据报，而不是分段。
3.
IP GRE IP0 1456 字节 TCP + 数据
IP GRE IP1 24 字节数据
隧道目标路由器从原始数据报的每个分段中删除 GRE 封装，使两个 IP 分段的长度分别为 1476 字节和 24 字节。该路由器将
这些 IP 数据报分段单独转发到接收主机。
4.
IP0 1456 字节 TCP + 数据
IP1 24 字节数据
5. 接收主机将这两个分段重组为原始数据报。
IP 1480 字节 TCP + 数据
方案 5 描述了转发路由器在网络拓扑环境中的角色。
在以下示例中，路由器仍发挥着转发路由器的相同作用，但这次设置了 DF 位 (DF = 1)。
示例 2
1. 位于隧道源的转发路由器从发送主机收到一个 1500 字节且 DF = 1 的数据报。
IP 1480 字节 TCP + 数据
由于设置了 DF 位，并且数据报大小（1500 字节）大于 GRE 隧道 IP MTU (1476)，因此路由器将丢弃数据报，并向数据报源
发送“需要分段但已设置 DF 位”的 ICMP 消息。ICMP 消息将警告发送者 MTU 为 1476。
2.
IP ICMP MTU 1476
3. 发送主机收到此 ICMP 消息，在重新发送原始数据时，它将使用 1476 字节的 IP 数据报。
IP 1456 字节 TCP + 数据
4. 现在，此 IP 数据报的长度（1476 字节）等于 GRE 隧道 IP MTU 的值，因此路由器为此 IP 数据报添加 GRE 封装。
IP GRE IP 1456 字节 TCP + 数据
5. 接收路由器（位于隧道目标中）删除 IP 数据报的 GRE 封装，并将其发送到接收主机。
IP 1456 字节 TCP + 数据
现在，我们可以从 PMTUD 和隧道 IP 数据包方面了解路由器在第二角色中充当发送主机时会发生什么情况。回想一下，在路由器将
原始 IP 数据包封装在隧道数据包内之后，此角色开始发挥作用。
注意： 默认情况下，路由器不会对它生成的 GRE 隧道数据包执行 PMTUD。可以使用 tunnel path-mtu-discovery 命令对 GRE-IP
隧道数据包启用 PMTUD。
以下示例描述了当主机发送的 IP 数据报非常小，足以包含在 GRE 隧道接口的 IP MUT 中时将发生什么情况。在此情况下，可以设
置或清除 DF 位（1 或 0）。GRE 隧道接口未配置 tunnel path-mtu-discovery 命令，因此路由器不会对 GRE-IP 数据包执行
PMTUD。
示例 3
1. 位于隧道源的转发路由器从发送主机收到一个 1476 字节的数据报。
IP 1456 字节 TCP + 数据
此路由器将上述 1476 字节的 IP 数据报封装在 GRE 内，以得到一个 1500 字节的 GRE IP 数据报。将清除 GRE IP 报头中的
DF 位 (DF = 0)。然后，此路由器将此数据包转发到隧道目标。
2.
IP GRE IP 1456 字节 TCP + 数据
假定隧道源和目标之间存在一台路由器，并且链路 MTU 为 1400。由于已清除 DF 位 (DF = 0)，此路由器不会对隧道数据包进
行分段。请记住，本示例只对最外层的 IP 进行分段，因而 GRE、内部 IP 和 TCP 报头将仅显示在第一个分段中。
3.
IP0 GRE IP 1352 字节 TCP + 数据
IP1 104 字节数据
4. 隧道目标路由器必须重组 GRE 隧道数据包。
IP GRE IP 1456 字节 TCP + 数据
5. 重组 GRE 隧道数据包之后，路由器将删除 GRE IP 报头，并在其路径中发送原始 IP 数据报。
IP 1456 字节 TCP + 数据
下一示例从 PMTUD 和隧道 IP 数据包方面说明了路由器在充当发送主机角色时会发生什么情况。在本示例中，原始 IP 报头中设置
了 DF 位 (DF = 1)，并且我们还配置了 tunnel path-mtu-discovery 命令，以便将 DF 位从内部 IP 报头复制到外部 (GRE + IP)
报头。
示例 4
1. 位于隧道源的转发路由器从发送主机收到一个 1476 字节且 DF = 1 的数据报。
IP 1456 字节 TCP + 数据
此路由器将上述 1476 字节的 IP 数据报封装在 GRE 内，以得到一个 1500 字节的 GRE IP 数据报。由于原始 IP 数据报设置
了 DF 位，因此此 GRE IP 报头也将设置 DF 位 (DF = 1)。然后，此路由器将此数据包转发到隧道目标。
2.
IP GRE IP 1456 字节 TCP
同样，假定隧道源和目标之间存在一台路由器，并且链路 MTU 为 1400。由于设置了 DF 位 (DF = 1)，因此此路由器将不会对
隧道数据包进行分段。此路由器必须丢弃数据包，并向隧道源路由器发送一条 ICMP 错误消息，这是因为隧道源路由器是数据
包中的源 IP 地址。
3.
IP ICMP MTU 1400
位于隧道源的转发路由器收到此 ICMP 错误消息，并将 GRE 隧道 IP MTU 降低为 1376 (1400 - 24)。当发送主机下次重新传
输 1476 字节的 IP 数据包时，此数据包将过大，此路由器将向发送者发送一条 ICMP 错误消息，指明 MTU 值为 1376。当发
送主机重新传输数据时，它将采用 1376 字节的 IP 数据包发送这些数据，因此该数据包将通过 GRE 隧道发送到接收主机。
4.
方案 5
此方案说明 GRE 分段。请记住，应在封装 GRE 之前进行分段，然后对数据包执行 PMTUD，当使用 GRE 封装 IP 数据包时，不会复
制 DF 位。在此方案中，未设置 DF 位。默认情况下，GRE 隧道接口 IP MTU 比物理接口 IP MUT 小 24 字节，因此 GRE 接口 IP
MTU 为 1476。
1. 发送者发送一个 1500 字节的数据包（20 字节 IP 报头 + 1480 字节 TCP 负载）。
由于 GRE 隧道的 MTU 为 1476，因此，上述 1500 字节的数据包将被分为两个分别为 1476 字节和 44 字节的 IP 分段，每个
分段将带额外的 24 字节的 GRE 报头。
2.
3. 向每个 IP 分段添加到 24 字节的 GRE 报头。现在，两个分段分别为 1500 字节 (1476 + 24) 和 68 字节 (44 + 24)。
4. 将含有上述两个 IP 分段的 GRE + IP 数据包转发到 GRE 隧道对端路由器。
5. GRE 隧道对等路由器将删除两个数据包中的 GRE 报头。
6. 此路由器将两个数据包转发到目标主机。
7. 目标主机将 IP 分段重新重组为原始 IP 数据报。
方案 6
此方案类似于方案 5，但此方案设置了 DF 位。在方案 6 中，将对路由器进行配置，以便使用 tunnel path-mtu-discovery 命令对
GRE + IP 隧道数据包执行 PMTUD，并将 DF 位从原始 IP 报头复制到 GRE IP 报头。如果路由器收到关于 GRE + IP 数据包的
ICMP 错误，则会减小 GRE 隧道接口上的 IP MTU。同样，请记住，默认情况下 GRE 隧道 IP MTU 设置为比物理接口 MTU 小 24 字
节，因此，本示例中的 GRE IP MTU 为 1476。此外，请注意，GRE 隧道路径中存在一条 MTU 为 1400 的链路。
路由器收到一个 1500 字节的数据包（20 字节 IP 报头 + 1480 字节 TCP 负载），然后丢弃此数据包。路由器丢弃此数据包
的原因是：它大于 GRE 隧道接口上的 IP MTU (1476)。
1.
路由器向发送者发送一条 ICMP 错误，通知发送者下一跳 MTU 为 1476。主机将在其路由表中以目标主机路由的形式记录该信
息。
2.
当重新发送数据时，发送主机采用 1476 字节作为数据包大小。GRE 路由器添加 24 字节的 GRE 封装，然后发送一个 1500 字
节的数据包。
3.
4. 该 1500 字节的数据包无法通过 1400 字节的链路，因此中间路由器将丢弃该数据包。
中间路由器向下一跳 MTU 为 1400 的 GRE 路由器发送 ICMP（代码 = 3，类型 = 4）。GRE 路由器将该数据包减小为 1376
(1400 - 24)，并在 GRE 接口上设置一个内部 IP MTU 值。仅当使用 debug tunnel 命令时，才会显示此更改；show ip
interface tunnel<#> 命令的输出中不会显示此更改。
5.
主机下次重新发送 1476 字节的数据包时，由于它大于 GRE 隧道接口上的当前 IP MTU (1376)，因此 GRE 路由器将丢弃此数
据包。
6.
7. GRE 路由器将向下一跳 MTU 为 1376 的发送者另外发送一个 ICMP（代码 = 3，类型 = 4），同时主机将使用新值更新其当前
信息。
现在，主机将采用更小的 1376 字节的数据包重新发送该数据，GRE 将添加 24 字节的封装，并继续转发该数据包。此时，数
据包将发送到 GRE 隧道对等体，将在其中解除封装数据包并将其发送到目标主机。
8.
注意： 如果在本案例中，转发路由器上没有配置隧道 path-mtu-discovery 命令，并且DF位设置在GRF隧道转发的信息包中，
那么主机1将向主机2继续发送TCP/IP信息包，但它们会在1400 MTUs链路的中途分段。此外，GRE 隧道对端必须重组这些数据
包，然后才能解除封装和继续转发。
“纯”IPsec 隧道模式
IP 安全 (IPSec) 协议是一种基于标准的方法，为通过 IP 网络传输的信息提供保密性、完整性和真实性。IPsec 提供 IP 网络层加
密。IPsec 通过至少添加一个 IP 报头，从而增加了 IP 数据包的长度（隧道模式）。已添加报头长度不同取决于IPSec配置模式，
但是他们不超出~58个字节(封装安全有效载荷(ESP)和ESP验证(ESPauth))（封装安全负载 (ESP) 和 ESP 身份验证 (ESPauth)）。
IPsec 具有两种模式：隧道模式和传输模式。
隧道模式是默认模式。使用隧道模式时，整个原始 IP 数据包处于受保护状态（已加密和/或已经过身份验证），并使用
IPSec 报头和报尾封装。然后，在数据包前面将附加一个新的 IP 报头，并将 IPSec 端点（对等体）指定为源和目标。隧道模
式可用于所有单播 IP 流量，如果 IPsec 为来自 IPSec 对端后面的主机的流量提供保护，则必须使用隧道模式。例如，在一
个受保护网络中的主机通过一对 IPsec 对端向另一受保护网络中的主机发送数据包的虚拟专用网络 (VPN) 中，应使用隧道模
式。在有VPN的情况下，IPsec "隧道"通过加密IPSec同位路由器之间的数据流来保护主机之间的IP数据流。
使用传输模式（在传输定义中使用 mode transport 子命令配置）时，只有原始 IP 数据包的负载才处于受保护状态（已加密
和/或已经过身份验证）。该负载使用 IPSec 报头和报尾进行封装。除将 IP 协议字段更改为 ESP (50) 以外，原始 IP 报头
将保持不变，原始协议值保存在 IPsec 报尾中，以便在数据包解密时进行恢复。仅当受保护的 IP 流量位于 IPSec 对端自身
之间、数据包上的源和目标 IP 地址与 IPSec 对端地址相同时，才能使用传输模式。通常情况下，仅当首先使用另一隧道协议
（如 GRE）封装 IP 数据包，然后使用 IPsec 来保护 GRE 隧道数据包时，才能使用 IPsec 传输模式。
IPsec 始终对数据包及其自己的数据包执行 PMTUD。存在可用于修改 IPsec IP 数据包的 PMTUD 处理的 IPSec 配置命令，IPsec 可
在数据包 IP 报头中清除、设置 DF 位，或者将 DF 位从数据包 IP 报头复制到 IPsec IP 报头。该功能称为“DF 位覆盖功能”。
注意： 在使用 IPsec 执行硬件加密时，您一定希望在封装之后避免分段。根据所采用的硬件，硬件加密法可以为您提供大约 50
Mbs 的吞吐量，但如果对 IPsec 数据包进行分段，您将损失 50-90% 的吞吐量。导致该损失的原因在于，分段的 IPSec 数据包将执
行进程交换以便重组，然后会传递到硬件加密引擎以进行解密。上述吞吐量损失会使硬件加密吞吐量降至软件加密的性能水平 (2-10
Mbs)。
方案 7
此方案描述了 IPsec 分段的作用方式。在此方案中，整个路径上的 MTU 为 1500。在此方案中，未设置 DF 位。
1. 路由器收到一个发往主机 2 且包含 1500 字节的数据包（20 字节 IP 报头 + 1480 字节 TCP 负载）。
该 1500 字节的数据包使用 IPsec 进行加密，并增加了 52 字节的开销（IPSec 报头、报尾和额外的 IP 报头）。现
在，IPsec 需要发送一个 1552 字节的数据包。由于出站 MTU 为 1500，因此必须对此数据包进行分段。
2.
将为此 IPsec 数据包创建两个分段。分段期间，将为第二个分段添加一个额外的 20 字节的 IP 报头，从而产生一个 1500 字
节的分段和一个 72 字节的 IP 分段。
3.
IPSec 隧道对等路由器收到分段，删除额外的 IP 报头，并将 IP 分段重新组合为原始的 IPsec 数据包。然后，IPsec 对此数
据包进行解密。
4.
5. 最后，路由器将 1500 字节的原始数据包转发到主机 2。
方案 8
此方案与方案 6 相似，不同之处在于此方案在原始数据包中设置了 DF 位，并且在 IPSec 隧道对端之间的路径中，有一条链路的
MTU 比其他链路的 MTU 小。此方案说明 IPSec 对等路由器如何执行两种 PMTUD 角色，如路由器在隧道端点参与 PMTUD 部分所述。
在此方案中，您将看到如何将 IPsec PMTU 更改为较小值（出于分段需要）。请记住，当 IPsec 对数据包进行加密时，将从内部
IP 报头将 DF 位复制到外部 IP 报头。媒体 MTU 和 PMTU 值存储在 IPSec 安全关联 (SA) 中。媒体 MTU 基于出站路由器接口的
MTU，PMTU 基于 IPSec 对端之间的路径上的最小 MTU。请记住，IPsec 会先封装/加密数据包，然后再尝试对数据包进行分段。
1. 路由器收到一个 1500 字节的数据包并丢弃该数据包，这是因为在增加 Ipsec 开销之后，数据包将大于 PMTU (1500)。
路由器向主机 1 发送一条 ICMP 消息，并通知该主机下一跳 MTU 为 1442 (1500 - 58 = 1442)。当使用 IPsec ESP 和
ESPauth 时，此 58 字节是最大 Ipsec 开销。实际 IPsec 开销最多比该值小 7 个字节。主机 1 通常在其路由表中以目标
（主机 2）主机路由的形式记录该信息。
2.
主机 1 将针对主机 2 将其 PMTU 减小至 1442，因此主机 1 在向主机 2 重新传输数据时，将发送更小（1442 字节）的数据
包。路由器收到 1442 字节的数据包，IPsec 添加 52 字节的加密开销，这样，产生的 IPSec 数据包便为 1496 字节。由于此
数据包的报头中设置了 DF 位，因此，采用 1400 字节 MTU 链路的中间路由器将丢弃此数据包。
3.
丢弃数据包的中间路由器向 IPSec 数据包的发送者（第一个路由器）发送一条 ICMP 消息，通知它下一跳 MTU 为 1400 字
节。此值记录在 SA IPsec PMTU 中。
4.
主机 1 下次重新传输上述 1442 字节的数据包时（未收到有关此数据包的确认），IPsec 将丢弃此数据包。因为Ipsec开销，
路由器将会再一次丢弃信息包，当被加到信息包后，信息包将会大于PMTU（1400）。
5.
6. 路由器向主机 1 发送一条 ICMP 消息，通知它下一跳 MTU 现在为 1342。(1400 - 58 = 1342)。主机 1 将再次记录此信息。
7. 主机 1 再次重新传输数据时，它将采用更小的数据包 (1342)。此数据包无需分段即可通过 IPSec 隧道发送到主机 2。
同时使用 GRE 与 IPsec
当使用 Ipsec 来加密 GRE 隧道时，分段和 PMTUD 过程中会发生更复杂的交互。IPsec 和 GRE 之所以按此种方式组合是因为
IPsec 不支持 IP 多播数据包，这意味着您不能基于 IPSec VPN 网络运行动态路由协议。GRE 隧道支持多播，因此可以首先使用
GRE 隧道封装 GRE IP 单播数据包中的动态路由协议多播数据包，然后再使用 IPsec 进行加密。执行此操作时，通常在传输模式下
在 GRE 之上部署 Ipsec，这是因为 IPSec 对等体和 GRE 隧道端点（路由器）相同，传输模式将减少 20 字节的 IPsec 开销。
一个有趣的情形是：当一个 IP 数据包被拆分为两个分段，并使用 GRE 封装之后。在此种情况下，IPsec 会将其视为两个独立 GRE
+ IP 数据包。通常，在默认配置中，其中一个数据包将足够大，因此在加密之后需要对该数据包进行分段。IPSec 对等体必须在解
密之前重组此数据包。发送路由器上的“两次分段”（一次在 GRE 之前，一次在 IPsec 之后）会延长等待时间，并降低吞吐量。此
外，重组是进程交换过程，因此重组时接收路由器上将大量占用 CPU 资源。
通过在 GRE 隧道接口上将“ip mtu”设置为足够低，以便将来自 GRE 和 IPsec 的开销计算在内（默认情况下，GRE 隧道接口“ip
mtu”设置为实际传出接口 MTU - GRE 开销字节），可以避免此类情况的发生。
下表列出了针对各种隧道/模式组合的建议 MTU 值，并假定传出物理接口的 MTU 为 1500。
隧道组合需要的特定 MTU 建议的 MTU
GRE + IPsec（传输模式） 1440 字节1400 字节
GRE + IPsec（隧道模式） 1420 字节1400 字节
注意： 建议的 MTU 值为 1400，它涵盖最常见的 GRE + IPsec 模式组合。并且，额外允许 20 或 40 字节的开销不会产生显著的负
面影响。记住并设置一个值相对较容易，并且该值几乎涵盖了所有情况。
方案 9
在 GRE 之上部署 IPsec。传出物理 MTU 为 1500，IPsec PMTU 为 1500，GRE IP MTU 为 1476 (1500 - 24 = 1476)。因此，将对
TCP/IP 数据包进行两次分段，一次在 GRE 之前，一次在 Ipsec 之后。该数据包将在 GRE 封装之前进行分段，其中一个 GRE 数据
包将在 IPSec 加密之后再次进行分段。
在 GRE 隧道上配置“ip mtu 1440”（IPsec 传输模式）或“ip mtu 1420”（IPSec 隧道模式），将消除该方案中可能要进行两次
分段这一情况。
1. 路由器收到一个 1500 字节的数据报。
封装之前，GRE 将 1500 字节的数据包分为两个部分，分别为 1476 字节 (1500 - 24 = 1476) 和 44 字节（24 字节数据 +
20 字节 IP 报头）。
2.
GRE 封装 IP 分段，并向每个数据包添加 24 个字节。这将产生两个分别为 1500 字节 (1476 + 24 = 1500) 和 68 字节 (44
+ 24) 的 GRE + IPSec 数据包。
3.
IPsec 对两个数据包进行加密，并为每个数据包添加 52 字节（IPsec 隧道模式）的封装开销，以得到一个 1552 字节和一个
120 字节的数据包。
4.
1552 字节的 IPSec 数据包大于出站 MTU (1500)，因此路由器将对该数据包进行分段。1552 字节的数据包分为两个部分，即
一个 1500 字节的数据包和一个 72 字节的数据包（52 字节的“负载”加上第二个分段中额外的 20 字节的 IP 报头）。这三
个分别为 1500 字节、72 字节和 120 字节的数据包将转发到 IPsec + GRE 对等体。
5.
接收路由器重组两个 IPsec 分段（1500 字节和 72 字节），以得到 1552 字节的原始 IPsec + GRE 数据包。不必对 120 字
节的 IPsec + GRE 数据包执行任何操作。
6.
7. IPsec 将对 1552 字节和 120 字节的 IPsec + GRE 数据包进行解密，以得到 1500 字节和 68 字节的 GRE 数据包。
GRE 解除封装 1500 字节和 68 字节的 GRE 数据包，以得到 1476 字节和 44 字节的 IP 数据包分段。这些 IP 数据包分段将
转发到目标主机。
8.
9. 主机 2 将重组这些 IP 分段，以得到 1500 字节的原始 IP 数据报。
方案 10 与方案 8 相似，不同之处在于方案 10 的隧道路径中存在更小 MTU 的链路。这是从主机 1 发送到主机 2 的第一个信息包
的“最坏情况”。在完成此方案的最后一步之后，主机 1 将针对主机 2 设置正确的 PMTU，对于主机 1 和主机 2 之间的 TCP 连
接，所有设置都可以正常运行。主机 1 和其他主机（可通过 IPsec + GRE 隧道访问）之间的 TCP 流量只需完成方案 10 中的最后
三个步骤。
在此方案中，GRE 隧道配置了 tunnel path-mtu-discovery 命令，并对源自主机 1 中的 TCP/IP 数据包设置了 DF 位。
方案 10
路由器收到一个 1500 字节的数据包。由于设置了 DF 位，并且在增加 GRE 开销（24 字节）之后数据包大小超过出站接口
“ip mtu”，因此 GRE 无法对该数据包进行分段或转发，并丢弃此数据包。
1.
2. 路由器向主机 1 发送一条 ICMP 消息，并通知它下一跳 MTU 为 1476 (1500 - 24 = 1476)。
主机 1 针对主机 2 将其 PMTU 更改为 1476，并在重新传输数据包时发送更小大小。GRE 封装该数据包，并将 1500 字节的数
据包传递给 IPsec。由于 GRE 从内部 IP 报头复制了其中设置的 DF 位，并且带有 IPsec 开销（最大数目为 38 字节），此
时数据包过大，不能通过物理接口进行转发，因此 IPsec 将丢弃此数据包。
3.
IPsec 向 GRE 发送一条 ICMP 消息，指示下一跳 MTU 为 1462 字节（由于将为加密和 IP 开销最多添加 38 字节）。GRE在隧
道接口上将值1438 (1462 - 24)记录为"ip mtu"。
4.
注意： 将在内部存储对值所做的上述更改，而不会在 show ip interface tunnel<#> 命令的输出中显示。仅当改用 debug
tunnel 命令时，才会显示此更改。
5. 主机 1 下次重新传输 1476 字节的数据包时，GRE 将丢弃此数据包。
6. 路由器向主机 1 发送一条 ICMP 消息，指示下一跳 MTU 为 1438。
主机 1 针对主机 2 减小其 PMTU，并重新传输 1438 字节的数据包。此时，GRE 将接受并封装此数据包，并将其传递给
Ipsec 进行加密。IPSec 数据包转发到中间路由器并被丢弃，这是因为中间路由器的出站接口 MTU 为 1400。
7.
中间路由器向 IPsec 发送一条 ICMP 消息，通知它下一跳 MTU 为 1400。此值由 IPsec 记录在相关 IPsec SA 的 PMTU 值
中。
8.
当主机 1 重新传输 1438 字节的数据包时，GRE 会对其进行封装，并将其传递给 IPsec。由于已将自己的 PMTU 更改为
1400，因此 IPsec 将丢弃此数据包。
9.
10. Ipsec 向 GRE 发送一个 ICMP 错误，指示下一跳 MTU 为 1362，并且 GRE 将在内部记录值 1338。
11. 当主机1重新传输原始信息包时(因为没有收到确认)，GRE将丢弃它。
路由器发送一ICMP信息到主机1，指示下个跳跃MTU是1338 (1362个- 24个字节)。主机 1 针对主机 2 将其 PMTU 减小至
1338。
12.
13. 主机1转发1338字节信息包，同时它可以最终到达主机2。
其他建议
如果在同一台路由器上配置了 GRE 和 IPsec，则在隧道接口上配置 tunnel path-mtu-discovery 命令可以帮助 GRE 和 Ipsec 交
互。请记住，如果未配置 tunnel path-mtu-discovery 命令，GRE IP 报头中将始终会清除 DF 位。这允许对 GRE IP 数据包进行分
段，即使封装的数据 IP 报头已设置了 DF 位（该设置通常不允许对数据包进行分段）。
如果在 GRE 隧道接口上配置了 tunnel path-mtu-discovery 命令，将发生以下情况。
1. GRE 从数据 IP 报头将 DF 位复制到 GRE IP 报头。
如果在 GRE IP 报头中设置了 DF 位，并且在采用 IPSec 加密之后，数据包对物理传出接口上的 IP MTU 显得“过
大”，IPsec 将丢弃此数据包，并通知 GRE 隧道减小其 IP MTU 大小。
2.
IPsec 会对其自己的数据包执行 PMTUD，并且如果 IPsec PMTU 发生了更改（如果已减小），IPsec 不会立即通知 GRE，但
是，如果另一个“太大”的数据包得以通过，则会执行第二步中的过程。
3.
4. GRE的IP MTU现在更小，因此它将丢弃带有DF位设置的IP信息包（现在过大），并向发送主机发送ICMP信息。
tunnel path-mtu-discovery 命令有助于 GRE 接口动态设置其 IP MTU，而不是使用 ip mtu 命令静态设置。实际上，建议同时使用
这两个命令。ip mtu 命令用于为 GRE 和 Ipsec 开销提供空间（相对于本地物理传出接口 IP MTU）。如果 IPSec 对等体之间的路
径中存在一条具有更小 IP MTU 的链路，使用 tunnel path-mtu-discovery 命令可以进一步减小 GRE 隧道 IP MTU。
如果配置了 GRE + IPSec 隧道的网络中出现 PMTUD 问题，可以采取以下所列措施。
以下列表从最理想的解决方案开始。
解决 PMTUD 不能正常工作的问题，这些问题通常是阻止 ICMP 的路由器或防火墙造成的。
在隧道接口上使用 ip tcp adjust-mss 命令，以使路由器减小 TCP Syn 数据包中的 TCP MSS 值。这有助于两台终端主机
（TCP 发送者和接收者）使用足够小的数据包，以便无需执行 PMTUD。
在路由器的入口接口上使用策略路由，配置路由映射以在到达 GRE 隧道接口之前清除数据 IP 报头中的 DF 位。这将允许在
GRE 封装之前对数据 IP 数据包进行分段。
在 GRE 隧道接口上增大“ip mtu”，使其等于出站接口 MTU。这将允许使用 GRE 对数据 IP 数据包进行封装，而不必首先对
其进行分段。然后，将使用 IPsec 对 GRE 数据包加密，并对其进行分段以通过物理出站接口。在此种情况下，您不必在 GRE
隧道接口上配置 tunnel path-mtu-discovery 命令。由于会以进程交换模式在 IPSec 对等体上对 IP 数据包进行重组，因此
这会大幅降低吞吐量。
相关信息
RFC 1191 路径 MTU 发现
RFC 1063 IP MTU 发现选项
RFC 791 Internet 协议
RFC 793 传输控制协议
RFC 879 TCP 最大数据段大小和相关主题
RFC 1701 通用路由封装 (GRE)
RFC 1241 Internet 封装协议方案
RFC 2003 IP 中的 IP 封装
技术白皮书
版权所有 ©1992-2015 思科系统
文件创建日期: 2015 年 8 月 28 日
http://www.cisco.com/cisco/web/support/CN/107/1079/1079688_pmtud_ipfrag.html
目录
简介
IP 分段与重组
IP 分段问题
避免 IP 分段：TCP MSS 用途及其工作原理
什么是 PMTUD？
PMTUD 问题
需要 PMTUD 的常见网络拓扑
什么是隧道？
有关隧道接口的注意事项
路由器在隧道端点参与 PMTUD
“纯”IPsec 隧道模式
同时使用 GRE 与 IPsec
其他建议
相关信息
简介
本文档旨在介绍 IP 分段和路径最大传输单元发现 (PMTUD) 的工作原理，并对 PMTUD 与不同 IP 隧道组合结合时的行为相关的一些
方案进行探讨。当前，IP 隧道在 Internet 中的广泛应用使 IP 分段和 PMTUD 相关的问题日益凸显出来。
IP 分段与重组
IP 协议是专为用于各种传输链路而设计的。虽然 IP 数据报的最大长度是 64K，但大多数传输链路会强制执行更小的最大数据包长
度限制（称为 MTU）。MTU 的值取决于传输链路的类型。IP 设计允许路由器根据需要对 IP 数据报进行分段，从而适应 MTU 差异。
接收站负责将这些分段重新重组为完整大小的原始 IP 数据报。
IP 分段包括将数据报分为多个部分，可在稍后重组这些部分。IP 源、目标、标识、总长度和分段偏移字段，以及 IP 报头中的“更
多分段”标志和“不分段”标志均用于 IP 分段与重组。有关 IP 分段与重组的机制的详细信息，请参阅 RFC 791。
下图描述了 IP 报头的布局。
标识值为 16 位，该值由 IP 数据报的发送者指定，用于帮助重组数据报的分段。
分段偏移为 13 位，指示分段在原始 IP 数据报中的所属位置。该值是 8 个字节的倍数。
在 IP 报头的标志字段中，有三位用于控制标志。请务必注意，“不分段”(DF) 位在 PMTUD 中发挥着中心作用，这是因为它确定是
否允许对数据包进行分段。
位 0 为保留位，并且始终设置为 0。位 1 为 DF 位（0 =“可分段”，1 =“不分段”）。位 2 为 MF 位（0 =“最后一个分
段”，1 =“更多分段”）。
值位 0（保留） 位 1 (DF) 位 2 (MF)
0 0 5月为时
1 0 不分段更多
下图显示了一个分段示例。如果将所有 IP 分段的长度相加，所得的值将比原始 IP 数据报的长度大 60。总长度增加了 60 是因为
另外创建了三个 IP 报头（第一个分段后的每个分段各对应一个 IP 报头）。
第一个分段的偏移为 0，此分段的长度为 1500；这包括已略作修改的原始 IP 报头所对应的 20 个字节。
第二个分段的偏移为 185 (185 x 8 = 1480)，这意味着此分段的数据部分从原始 IP 数据报的第 1480 个字节开始。此分段的长度
为 1500；这包括另外为此分段创建的 IP 报头。
第三个分段的偏移为 370 (370 x 8 = 2960)，这意味着此分段的数据部分从原始 IP 数据报的第 2960 个字节开始。此分段的长度
为 1500；这包括另外为此分段创建的 IP 报头。
第四个分段的偏移为 555 (555 x 8 = 4440)，这意味着此分段的数据部分从原始 IP 数据报的第 4440 个字节开始。此分段的长度
为 700 个字节；这包括另外为此分段创建的 IP 报头。
只有在收到了最后一个分段时，才能确定原始 IP 数据报的大小。
通过最后一个分段的分段偏移 (555)，得出原始 IP 数据报中的数据偏移为 4440 个字节。如果再加上最后一个分段中的数据字节
(680 = 700 - 20)，这样您将获得 5120 个字节，这是原始 IP 数据报的数据部分。然后，加上 IP 报头的 20 个字节，即等于原始
IP 数据报的大小 (4440 + 680 + 20 = 5140)。
IP 分段问题
存在下面几个致使 IP 分段不受欢迎的问题。分段 IP 数据报时，CPU 和内存开销将稍有增加。这对于发送器和接收器路径上的发送
器和路由器是适用的。创建分段只涉及创建分段报头和将原始数据报复制到分段中。由于可以立即获取创建分段所需的所有信息，因
此可以非常高效地完成该操作。
重组分段时，分段会导致接收者产生更大开销，原因是接收者必须为到达的分段分配内存，然后在收到所有分段后将它们重新组合为
一个数据报。在主机上进行重组不会带来任何问题，因为主机拥有完成此任务所需的时间和内存资源。
但是，路由器的主要工作是尽快转发数据包，因此在路由器上进行重组的效率非常低。路由器不是为了将数据包保存任意时长而设计
的。此外，执行重组的路由器还会选择可供使用的最大可用缓冲区 (18K)，因为在收到最后一个分段之前，它无法确定原始 IP 数据
包的大小。
另一个分段问题与处理已丢弃的分段有关。如果 IP 数据报的某个分段被丢弃，则必须重新发送整个原始 IP 数据报，并且同样会对
该数据报进行分段。以网络文件系统 (NFS) 为例进行说明。默认情况下，NFS 的读写块大小为 8192，因此 NFS IP/UDP 数据报约为
8500 个字节（包括 NFS、UDP 和 IP 报头）。连接到以太网的发送站 (MTU 1500) 必须将此 8500 个字节的数据报分成 6 个部分；
五个 1500 字节的分段和一个 1100 字节的分段。如果六个分段中任何一个分段由于链路拥塞而被丢弃，将必须重新传输完整的原始
数据报，这意味必须另外创建六个分段。如果此链路丢弃六个数据包中的其中一个数据包，那么可通过此链路传输任何 NFS 数据的
可能性将非常低，这是因为每 NFS 8500 字节的原始 IP 数据报中将至少丢弃一个 IP 分段。
防火墙根据数据包中的第 4 层 (L4) 至第 7 层 (L7) 信息来过滤或处理数据包时，可能很难正确处理 IP 分段。如果 IP 分段的顺
序不正确，防火墙可能会阻止非初始分段，因为这些分段未包含与数据包过滤器匹配的信息。这意味着接收主机无法重组原始 IP 数
据报。如果将防火墙配置为允许非初始分段包含不足以正确匹配过滤器的信息，则可能会发生通过防火墙进行非初始分段攻击的情
况。此外，部分网络设备（如内容交换引擎）根据 L4 至 L7 信息指导数据包，并且如果数据包跨越多个分段，那么设备可能很难强
制执行其策略。
避免 IP 分段：TCP MSS 用途及其工作原理
TCP 最大数据段大小 (MSS) 定义一台主机愿意接受的单一 TCP/IP 数据报中的最大数据量。可以在 IP 层对此 TCP/IP 数据报进行
分段。MSS 值仅作为 TCP SYN 数据段中的一个 TCP 报头选项发送。TCP 连接的每一端都会向另一端报告其 MSS 值。与普遍看法相
反的是，不会在主机之间协商 MSS 值。发送主机需要将单个 TCP 数据段中的数据大小限制为小于或等于接收主机报告的 MSS 的
值。
最初，MSS 表示接收站上需要分配的缓冲区的大小（大于或等于 65496K），以便能够存储单个 IP 数据报内包含的 TCP 数据。MSS
是TCP接收器愿意接收的最大数据分段(大块)。此 TCP 数据段最大可为 64K（即 IP 数据报最大大小），可以在 IP 层上进行分段，
以通过网络传输到接收主机。接收主机将重组 IP 数据报，然后再将完整的 TCP 数据段传递给 TCP 层。
下面几个方案显示了如何设置 MSS 值并将其用于限制 TCP 数据段大小，从而限制 IP 数据报大小。
方案 1 说明了 MSS 的最初实现方式。主机 A 的缓冲区为 16K，主机 B 的缓冲区为 8K。这些主机发送和接收其各自的 MSS 值，并
调整其发送 MSS 以便彼此发送数据。请注意，主机 A 和主机 B 必须对大于接口 MTU、但仍小于发送 MSS 的 IP 数据报进行分段，
这是因为 TCP 堆栈可能将 16K 或 8K 字节的数据沿堆栈向下传递到 IP。以主机 B 为例，可以对数据包进行两次分段，一次分段在
令牌环 LAN 上执行，另一次在以太网 LAN 上执行。
场景 1
1. 主机 A 将其 MSS 值 16K 发送到主机 B。
2. 主机 B 收到来自主机 A 的 MSS 值 16K。
3. 主机 B 将其发送 MSS 值设置为 16K。
4. 主机 B 将其 MSS 值 8K 发送到主机 A。
5. 主机 A 收到来自主机 B 的 MSS 值 8K。
6. 主机 A 将其发送 MSS 值设置为 8K。
为了帮助避免在 TCP 连接端点发生 IP 分段，MSS 值的选项已更改为最小缓冲区大小和传出接口的 MTU (-40)。MSS 数值比 MTU 数
值小 40 字节，这是因为 MSS 仅为 TCP 数据大小，而不包括 20 字节的 IP 报头和 20 字节的 TCP 报头。MSS 基于默认报头大
小；根据使用的 TCP 或 IP 选项，发送者堆栈必须减去 IP 报头和 TCP 报头的相应值。
现在，MSS 的工作方式是：各主机将首先比较其传出接口 MTU 和自己的缓冲区，并选择最小的值作为要发送的 MSS。然后，主机将
比较收到的 MSS 大小和其自己的接口 MTU，并再次从两个值中选择较小的值。
方案 2 说明了发送者为避免在本地和远程线路上进行分段而采取其他步骤。请注意每台主机如何将传出接口的 MTU 纳入考虑范畴
（在主机互相发送其 MSS 值之前），以及这如何帮助避免分段。
场景 2
1. 主机 A 比较其 MSS 缓冲区 (16K) 和其 MTU (1500 - 40 = 1460)，并使用较小的值作为 MSS (1460)，以便发送到主机 B。
2. 主机 B 收到主机 A 的发送 MSS (1460)，并将其与出站接口 MTU - 40 的值 (4422) 相比较。
3. 主机 B 将较小的值 (1460) 设置为 MSS，以便向主机 A 发送 IP 数据报。
4. 主机 B 比较其 MSS 缓冲区 (8K) 和其 MTU (4462 - 40 = 4422)，并使用 4422 作为 MSS，以便发送到主机 A。
5. 主机 A 收到主机 B 的发送 MSS (4422)，并将其与出站接口 MTU - 40 的值 (1460) 相比较。
6. 主机 A 将较小的值 (1460) 设置为 MSS，以便向主机 B 发送 IP 数据报。
1460 便是两台主机为彼此选择的发送 MSS 的值。TCP 连接两端的发送 MSS 的值通常相同。
在方案 2 中，由于主机考虑了两个传出接口 MTU，因此不会在 TCP 连接端点进行分段。如果数据包遇到其 MTU 值小于主机出站接
口的 MTU 值的链路，那么在路由器 A 和路由器 B 之间的网络中，仍可以对数据包进行分段。
什么是 PMTUD？
上述 TCP MSS 负责处理 TCP 连接的两个端点上的分段，而不会处理这两个端点之间存在更小 MTU 链路的情况。PMTUD 的开发目的
是为了避免在端点之间的路径中进行分段。它用于动态确定从数据包源到其目标之间的路径中的最小 MTU。
注意： 仅 TCP 支持 PMTUD。UDP 和其他协议不支持 PMTUD。如果在主机上启用了 PMTUD（实际上 PMTUD 几乎始终处于启用状
态），来自该主机的所有 TCP/IP 数据包都会设置 DF 位。
当主机发送设置了 DF 位的完整 MSS 数据包时，如果收到需要对数据包进行分段的信息，则会通过降低连接的发送 MSS 值来运行
PMTUD。主机在带MTU值的路由表创建“主机”（/32）条目，从而“记住”目的地使用的MTU值。
如果路由器尝试向某一链路转发设置了 DF 位的 IP 数据报，而该链路的 MTU 小于数据包大小，则路由器将丢弃数据包，并向此
IP 数据报源返回 Internet 控制消息协议 (ICMP)“无法到达目标”消息，并显示指明“需要分段和设置 DF”的代码（类型 3，代
码 4）。当源工作站收到 ICMP 消息时，将降低发送 MSS，并且当 TCP 重新传输该数据段时，它将使用更小的数据段大小。
以下是 ICMP“需要分段和设置 DF”消息的一个示例，在启用 debug ip icmp 命令后，您可以在路由器上看到此消息：
ICMP: dst (10.10.10.10) frag. needed and DF set
unreachable sent to 10.1.1.1
下图显示了“需要分段和设置 DF”、“无法到达目标”消息的 ICMP 报头的格式。
根据RFC 1191，如果路由器返回的 ICMP 消息指示“需要分段和设置 DF”，则该路由器应在 ICMP 附加报头字段的低顺序 16 位中
包括下一跳网络的 MTU，该字段在 ICMP 规范RFC 792 中标记为“未使用”。
RFC1191 的早期实现未提供下一跳 MTU 信息。即使提供了此信息，某些主机也会忽略它。在本例中，RFC 1191 还包含一个表，该表
中列出了应在 PMTUD 期间降低的 MTU 建议值。通过使用这些值，主机可以更快地获取发送 MSS 的合理值。
由于发送者和接收者之间的路径会动态发生变化，因此将在所有数据包上持续执行 PMTUD。每当发送者收到“无法分段”的 ICMP 消
息时，它都会更新路由信息（PMTUD 存储在路由信息中）。
执行 PMTUD 时，可能会发生以下两种情况：
数据包可以一直发送到接收者，而不必分段。
注意： 为了使路由器能够保护 CPU 免受 DoS 攻击，它将发送的无法到达的 ICMP 消息数目限制为 2 条/秒。因此，在此种情
况下，如果您想创建一个网络方案，在该方案中，路由器需要每秒响应超过两条 ICMP（代码 = 3，类型 = 4）（可以是不同主
机），您将需要使用 no ip icmp rate-limit unreachable [df] interface 命令禁用此 ICMP 消息节流。
发送器可以从接收器路径中的任何(或每一)跳沿路径获得ICMP "不能分段"信息。
PMTUD 在 TCP 流量的两个方向上独立执行。有时候某个流量方向的 PMTUD 可能触发其中一个终端站以降低发送 MSS，而另一个终端
站从不发送足以触发 PMTUD 的 IP 数据报，因此将保留原始发送 MSS。
下面方案 3 中描述的 HTTP 连接就是一个很好的示例。TCP 客户端正在发送小型数据包，而服务器正在发送大型数据包。在这种情
况下，只有服务器的大型数据包（大于 576 字节）才会触发 PMTUD。客户端的数据包相对较小（小于 576 字节），将不会触发
PMTUD，这是因为它们无需进行分段即可通过 576 MTU 链路。
场景 3
方案 4 显示的是不对称路由示例，在该示例中，其中一条路径的最小 MTU 小于另一路径的最小 MTU。当在两个端点之间采用不同路
径来发送和接收数据时，就会出现非对称路由。在此方案中，PMTUD 仅在 TCP 流量的一个方向上触发对发送 MSS 的降低操作。从
TCP客户端到服务器的数据流经过路由器A 和路由器B，而服务器到客户端的回程数据流则经过路由器D和路由器C。当 TCP 服务器向
客户端发送数据包时，PMTUD 将触发服务器以降低发送 MSS 的值，因为路由器 D 必须对 4092 字节的数据包进行分段，然后才能将
其发送到路由器 C。
另一方面，客户端从不会收到带有“需要分段和设置 DF”代码的“无法到达目标”的 ICMP 消息，这是因为路由器 A 在通过路由器
B 将数据包发送到服务器时，不必对数据包进行分段。
场景 4
注意： ip tcp path-mtu-discovery 命令用于对路由器启动的 TCP 连接（例如，BGP 和 Telnet）启用 TCP MTU 路径发现。
PMTUD 问题
有三种情况会中断 PMTUD，其中两种情况并不常见，而另一情况却经常发生。
路由器可能会丢弃数据包，并且不发送 ICMP 消息。(不常见)
路由器可以生成和发送 ICMP 消息，但 ICMP 消息被该路由器和发送者之间的路由器或防火墙阻止。(共同性)
路由器可以生成和发送 ICMP 消息，但发送者忽略了该消息。(不常见)
以上三项中的第一项和第三项并不常见，并且通常由错误所致，但中间一项描述的问题却较为常见。实现 ICMP 数据包过滤器的人员
往往会阻止所有 ICMP 消息类型，而不仅仅阻止特定的 ICMP 消息类型。除“无法到达”或“超时”消息以外，数据包过滤器可以阻
止所有 ICMP 消息类型。PMTUD 成功与否取决于到达 TCP/IP 数据包的发送者的 ICMP 无法到达消息。ICMP 超时消息对其他 IP 问
题至关重要。下面显示了在路由器上实现的此类数据包过滤器的示例。
access-list 101 permit icmp any any unreachable
access-list 101 permit icmp any any time-exceeded
access-list 101 deny icmp any any
access-list 101 permit ip any any
也可以使用其他技术来帮助排除完全阻止 ICMP 的问题。
在路由器上清除 DF 位，并允许以任何方式进行分段（尽管这并不是一个好方法。有关详细信息，请参阅 IP 分段问题）。
使用接口命令 ip tcp adjust-mss <500-1460> 调整 TCP MSS 选项值 MSS。
在下面的方案 5 中，路由器 A 和路由器 B 位于同一管理域中。路由器 C 不可访问，并且将阻止 ICMP，因此 PMTUD 将中断。此情
况的解决方法是：在路由器 B 的两个方向上清除 DF 位，以允许进行分段。可使用策略路由来完成此操作。清除DF位的语法是可用
的在Cisco IOS软件版本12.1(6)和以上。
interface serial0
...
ip policy route-map clear-df-bit
route-map clear-df-bit permit 10
match ip address 111
set ip df 0
access-list 111 permit tcp any any
另一种选择是更改经过此路由器的 SYN 数据包上的 TCP MSS 选项值（Cisco IOS 12.2(4)T 和更高版本中可用）。这会减小 TCP
SYN 数据包中的 MSS 选项的值，使其小于 ip tcp adjust-mss 命令中的值 (1460)。结果是TCP发送器将发送不大于该值的分段。
IP 数据包大小 (1500) 将比 MSS 值（1460 字节）大 40 字节，这是因为它包括 TCP 报头（20 字节）和 IP 报头（20 字节）。
您可以使用 ip tcp adjust-mss 命令调整 TCP SYN 数据包的 MSS。以下语法将 TCP 数据段的 MSS 值减小至 1460。此命令将影响
serial0 接口上的入站和出站流量。
int s0
ip tcp adjust-mss 1460
由于 IP 隧道部署日益广泛，因此 IP 分段问题也越来越普遍。隧道导致更多分段的原因是因为隧道封装增加了数据包大小的“开
销”。例如，增加通用路由器封装 (GRE) 将在数据包中增加 24 个字节，增加字节之后，数据包将大于出站 MTU，因此可能需要对
该数据包进行分段。在后文中，您将了解隧道和 IP 分段可能导致的各种问题类型的示例。
需要 PMTUD 的常见网络拓扑
在网络环境中，如果中间链路的 MTU 小于终端链路的 MTU，则需要 PMTUD。存在这些较小的 MTU 链路的一些常见原因是：
与令牌环（或 FDDI）相连的终端主机之间存在以太网连接。终端上的令牌环（或 FDDI）MTU 大于中间的以太网 MTU。
PPPoE（通常与 ADSL 配合使用）的报头需要 8 个字节。这使得以太网的有效 MTU 减小至 1492 (1500 - 8)。
隧道协议（如 GRE、IPsec 和 L2TP）还需要为它们各自的报头和报尾提供空间。这也会降低传出接口的有效 MTU。
在下面的部分中，我们将学习在两个终端主机之间的某个位置使用隧道协议时对 PMTUD 的影响。在上述三个案例中，本例最为复
杂，它涵盖了您可能会在其他案例中看到的所有问题。
什么是隧道？
隧道是 Cisco 路由器上的一个逻辑接口，它提供了一种将乘客数据包封装在传输协议内的方法。设计此体系结构的目的是为了提供
实现点对点封装方案的服务。隧道主要包含以下三个组件：
乘客协议（AppleTalk、Banyan VINES、CLNS、DECnet、IP 或 IPX）
载体协议 - 以下封装协议之一：
GRE -思科的多协议承载协议。有关详细信息，请参阅RFC 2784 和RFC 1701。
IP 中的 IP 隧道 - 有关详细信息，请参阅 RFC 2003。
传输协议 - 用于携带封装协议的协议
下面的数据包说明了 IP 隧道的概念，其中 GRE 是封装协议，IP 是传输协议。此外，乘客协议也为 IP。在本案例中，IP 既是传输
协议，也是乘客协议。
正常数据包
IP TCP Telnet
隧道数据包
IP GRE IP TCP Telnet
IP 是传输协议。
GRE 是封装协议。
IP 是乘客协议。
下一示例显示了 IP 的封装方式，该示例采用 DECnet 作为乘客协议，并采用 GRE 作为载体。这说明了载体协议可以封装多个乘客
协议的事实。
在存在两个被 IP 骨干网分离的不连续非 IP 网络的情况下，网络管理员也许会考虑建立隧道。如果不连续网络正在运行 DECnet，
网络管理员可能不希望通过在骨干网中配置 DECnet 来将不连续网络连接起来。管理员可能不想允许DECnet路由使用骨干网带宽, 因
为这可能干涉IP网络的性能
一个可行的替代方法是在 IP 骨干网中对 DECnet 建立隧道。隧道操作会将 DECnet 数据包封装在 IP 内，并通过骨干网将其发送到
隧道端点，将在隧道端点中删除封装，DECnet 数据包可以通过 DECnet 路由到其目标。
将流量封装在另一个协议内具有以下优点：
端点使用专用地址 (RFC 1918，并且骨干网不支持路由这些地址。
允许在 WAN 或 Internet 中建立虚拟专用网络 (VPN)。
通过一个单一协议的骨干网将不连续多协议网络连接在一起。
通过骨干网或 Internet 对流量进行加密。
在本文档其他部分中，我们将使用 IP 同时作为乘客协议和传输协议。
有关隧道接口的注意事项
建立隧道时，应注意以下事项。
GRE 隧道的快速交换功能是在 Cisco IOS 版本 11.1 中引入的，CEF 交换功能是在版本 12.0 中引入的。多点 GRE 隧道的
CEF 交换功能是在版本 12.2(8)T 中引入的。在仅支持进程交换功能的 IOS 早期版本中，隧道端点上的封装和解封装操作非常
慢。
对数据包建立隧道时，存在安全和拓扑问题。隧道可以绕过访问控制列表 (ACL) 和防火墙。如果通过防火墙建立隧道，您基本
上就绕过了防火墙，无论您封装什么乘客协议。因此，建议在隧道端点中包含防火墙功能，以对乘客协议强制执行任何策略。
对于具有有限计时器的传输协议（例如，DECnet），由于会延长等待时间，因此在建立隧道时可能会出现问题。
在具有不同速度链路的环境中（例如，快速 FDDI 环和通过速度较慢的 9600 bps 电话线）建立隧道时，可能会带来数据包重
新排序问题。一些乘客协议在混合媒体网络中的运行效率非常低下。
点对点隧道可能会用光物理链路的带宽。如果您在多个点对点隧道中运行路由协议，请记住每个隧道接口都有带宽，并且该隧
道运行所基于的物理接口也有带宽。例如，如果有 100 个隧道运行在一条 10 MB 的链路上，您可能希望将隧道带宽设置为
100 Kb。隧道的默认带宽是 9 Kb。
路由协议可能会优先选择隧道（而不是“实际”链路），因为隧道看似是路径成本最低的一跳链路，而实际上它包含较多跳，
并且其实际成本高于另一条路径。通过正确配置路由协议可以消除此问题。您可能希望在隧道接口上运行不同的路由协议，而
不是在物理接口运行的路由协议。
通过配置指向隧道目标的相应静态路由，可以避免递归路由问题。递归路由是指通往“隧道目标”的最佳路径是通过隧道本
身。此情况将导致隧道接口上下反弹。当出现递归路由问题时，您将看到以下错误。
%TUN-RECURDOWN Interface Tunnel 0
temporarily disabled due to recursive routing
路由器在隧道端点参与 PMTUD
当路由器作为隧道端点时，它将扮演两种不同的 PMTUD 角色。
路由器的第一个角色是作为主机数据包的转发者。对于 PMTUD 处理，路由器需要检查原始数据包的 DF 位和数据包大小，并在
必要时采取相应操作。
在路由器将原始 IP 数据包封装在隧道数据包内之后，第二个角色开始发挥作用。就 PMTUD 和隧道 IP 数据包而言，路由器在
此阶段中的作用与主机更为相似。
首先，让我们从 PMTUD 方面了解路由器在充当第一种角色（即转发主机 IP 数据包的路由器）时会发生什么情况。在路由器将主机
IP 数据包封装在隧道数据包内之前，此角色开始发挥作用。
如果路由器作为主机数据包的转发者参与，它将执行以下操作：
检查是否已设置 DF 位。
检查隧道可容纳的数据包大小。
分段（如果数据包太大，且未设置 DF 位），封装并发送分段；或
丢弃数据包（如果数据包太大，且设置了 DF 位），并向发送者发送 ICMP 消息。
封装（如果数据包并不太大）并发送。
一般说来，您可以选择先封装，后分段的方法（发送两个封装分段），也可以选择先分段，后封装的方法（发送两个已封装的分
段）。
下面给出了一些示例，这些示例描述了 IP 数据包的封装和分段机制，同时还提供了两种方案，这些方案显示了 PMTUD 和穿越示例
网络的数据包之间的交互。
下面的第一个示例显示当路由器（位于隧道源中）充当转发路由器角色时，数据包会发生什么情况。请记住，对于 PMTUD 处理来
说，路由器需要检查原始数据包的 DF 位和数据包大小，并且采取相应操作。本示例对隧道使用 GRE 封装。如下所示，GRE 在封装
之前执行分段。后面的示例显示在封装后进行分段的方案。
在示例 1 中，未设置 DF 位 (DF = 0)，并且 GRE 隧道 IP MTU 为 1476 (1500 - 24)。
示例 1
转发路由器（位于隧道源中）从发送主机收到一个 1500 字节且清除了 DF 位 (DF = 0) 的数据报。此数据报由一个 20 字节
的 IP 报头和一个 1480 字节的 TCP 负载组成。
1.
IP 1480 字节 TCP + 数据
由于在增加 GRE 开销（24 字节）之后，对于 IP MTU 而言，数据包过大，因此，转发路由器会将数据报分为两个分别为
1476 字节（20 字节 IP 报头 + 1456 字节 IP 负载）和 44 字节（20 字节 IP 报头 + 24 字节 IP 负载）的分段，这样在添
加 GRE 封装后，数据包不会大于传出物理接口 MTU。
2.
IP0 1456 字节 TCP + 数据
IP1 24 字节数据
转发路由器向原始 IP 数据报的每个分段添加 GRE 封装，其中包括一个 4 字节的 GRE 报头和一个 20 字节的 IP 报头。这两
个 IP 数据报现在的长度为 1500 字节和 68 字节，这些数据报将视作单独的 IP 数据报，而不是分段。
3.
IP GRE IP0 1456 字节 TCP + 数据
IP GRE IP1 24 字节数据
隧道目标路由器从原始数据报的每个分段中删除 GRE 封装，使两个 IP 分段的长度分别为 1476 字节和 24 字节。该路由器将
这些 IP 数据报分段单独转发到接收主机。
4.
IP0 1456 字节 TCP + 数据
IP1 24 字节数据
5. 接收主机将这两个分段重组为原始数据报。
IP 1480 字节 TCP + 数据
方案 5 描述了转发路由器在网络拓扑环境中的角色。
在以下示例中，路由器仍发挥着转发路由器的相同作用，但这次设置了 DF 位 (DF = 1)。
示例 2
1. 位于隧道源的转发路由器从发送主机收到一个 1500 字节且 DF = 1 的数据报。
IP 1480 字节 TCP + 数据
由于设置了 DF 位，并且数据报大小（1500 字节）大于 GRE 隧道 IP MTU (1476)，因此路由器将丢弃数据报，并向数据报源
发送“需要分段但已设置 DF 位”的 ICMP 消息。ICMP 消息将警告发送者 MTU 为 1476。
2.
IP ICMP MTU 1476
3. 发送主机收到此 ICMP 消息，在重新发送原始数据时，它将使用 1476 字节的 IP 数据报。
IP 1456 字节 TCP + 数据
4. 现在，此 IP 数据报的长度（1476 字节）等于 GRE 隧道 IP MTU 的值，因此路由器为此 IP 数据报添加 GRE 封装。
IP GRE IP 1456 字节 TCP + 数据
5. 接收路由器（位于隧道目标中）删除 IP 数据报的 GRE 封装，并将其发送到接收主机。
IP 1456 字节 TCP + 数据
现在，我们可以从 PMTUD 和隧道 IP 数据包方面了解路由器在第二角色中充当发送主机时会发生什么情况。回想一下，在路由器将
原始 IP 数据包封装在隧道数据包内之后，此角色开始发挥作用。
注意： 默认情况下，路由器不会对它生成的 GRE 隧道数据包执行 PMTUD。可以使用 tunnel path-mtu-discovery 命令对 GRE-IP
隧道数据包启用 PMTUD。
以下示例描述了当主机发送的 IP 数据报非常小，足以包含在 GRE 隧道接口的 IP MUT 中时将发生什么情况。在此情况下，可以设
置或清除 DF 位（1 或 0）。GRE 隧道接口未配置 tunnel path-mtu-discovery 命令，因此路由器不会对 GRE-IP 数据包执行
PMTUD。
示例 3
1. 位于隧道源的转发路由器从发送主机收到一个 1476 字节的数据报。
IP 1456 字节 TCP + 数据
此路由器将上述 1476 字节的 IP 数据报封装在 GRE 内，以得到一个 1500 字节的 GRE IP 数据报。将清除 GRE IP 报头中的
DF 位 (DF = 0)。然后，此路由器将此数据包转发到隧道目标。
2.
IP GRE IP 1456 字节 TCP + 数据
假定隧道源和目标之间存在一台路由器，并且链路 MTU 为 1400。由于已清除 DF 位 (DF = 0)，此路由器不会对隧道数据包进
行分段。请记住，本示例只对最外层的 IP 进行分段，因而 GRE、内部 IP 和 TCP 报头将仅显示在第一个分段中。
3.
IP0 GRE IP 1352 字节 TCP + 数据
IP1 104 字节数据
4. 隧道目标路由器必须重组 GRE 隧道数据包。
IP GRE IP 1456 字节 TCP + 数据
5. 重组 GRE 隧道数据包之后，路由器将删除 GRE IP 报头，并在其路径中发送原始 IP 数据报。
IP 1456 字节 TCP + 数据
下一示例从 PMTUD 和隧道 IP 数据包方面说明了路由器在充当发送主机角色时会发生什么情况。在本示例中，原始 IP 报头中设置
了 DF 位 (DF = 1)，并且我们还配置了 tunnel path-mtu-discovery 命令，以便将 DF 位从内部 IP 报头复制到外部 (GRE + IP)
报头。
示例 4
1. 位于隧道源的转发路由器从发送主机收到一个 1476 字节且 DF = 1 的数据报。
IP 1456 字节 TCP + 数据
此路由器将上述 1476 字节的 IP 数据报封装在 GRE 内，以得到一个 1500 字节的 GRE IP 数据报。由于原始 IP 数据报设置
了 DF 位，因此此 GRE IP 报头也将设置 DF 位 (DF = 1)。然后，此路由器将此数据包转发到隧道目标。
2.
IP GRE IP 1456 字节 TCP
同样，假定隧道源和目标之间存在一台路由器，并且链路 MTU 为 1400。由于设置了 DF 位 (DF = 1)，因此此路由器将不会对
隧道数据包进行分段。此路由器必须丢弃数据包，并向隧道源路由器发送一条 ICMP 错误消息，这是因为隧道源路由器是数据
包中的源 IP 地址。
3.
IP ICMP MTU 1400
位于隧道源的转发路由器收到此 ICMP 错误消息，并将 GRE 隧道 IP MTU 降低为 1376 (1400 - 24)。当发送主机下次重新传
输 1476 字节的 IP 数据包时，此数据包将过大，此路由器将向发送者发送一条 ICMP 错误消息，指明 MTU 值为 1376。当发
送主机重新传输数据时，它将采用 1376 字节的 IP 数据包发送这些数据，因此该数据包将通过 GRE 隧道发送到接收主机。
4.
方案 5
此方案说明 GRE 分段。请记住，应在封装 GRE 之前进行分段，然后对数据包执行 PMTUD，当使用 GRE 封装 IP 数据包时，不会复
制 DF 位。在此方案中，未设置 DF 位。默认情况下，GRE 隧道接口 IP MTU 比物理接口 IP MUT 小 24 字节，因此 GRE 接口 IP
MTU 为 1476。
1. 发送者发送一个 1500 字节的数据包（20 字节 IP 报头 + 1480 字节 TCP 负载）。
由于 GRE 隧道的 MTU 为 1476，因此，上述 1500 字节的数据包将被分为两个分别为 1476 字节和 44 字节的 IP 分段，每个
分段将带额外的 24 字节的 GRE 报头。
2.
3. 向每个 IP 分段添加到 24 字节的 GRE 报头。现在，两个分段分别为 1500 字节 (1476 + 24) 和 68 字节 (44 + 24)。
4. 将含有上述两个 IP 分段的 GRE + IP 数据包转发到 GRE 隧道对端路由器。
5. GRE 隧道对等路由器将删除两个数据包中的 GRE 报头。
6. 此路由器将两个数据包转发到目标主机。
7. 目标主机将 IP 分段重新重组为原始 IP 数据报。
方案 6
此方案类似于方案 5，但此方案设置了 DF 位。在方案 6 中，将对路由器进行配置，以便使用 tunnel path-mtu-discovery 命令对
GRE + IP 隧道数据包执行 PMTUD，并将 DF 位从原始 IP 报头复制到 GRE IP 报头。如果路由器收到关于 GRE + IP 数据包的
ICMP 错误，则会减小 GRE 隧道接口上的 IP MTU。同样，请记住，默认情况下 GRE 隧道 IP MTU 设置为比物理接口 MTU 小 24 字
节，因此，本示例中的 GRE IP MTU 为 1476。此外，请注意，GRE 隧道路径中存在一条 MTU 为 1400 的链路。
路由器收到一个 1500 字节的数据包（20 字节 IP 报头 + 1480 字节 TCP 负载），然后丢弃此数据包。路由器丢弃此数据包
的原因是：它大于 GRE 隧道接口上的 IP MTU (1476)。
1.
路由器向发送者发送一条 ICMP 错误，通知发送者下一跳 MTU 为 1476。主机将在其路由表中以目标主机路由的形式记录该信
息。
2.
当重新发送数据时，发送主机采用 1476 字节作为数据包大小。GRE 路由器添加 24 字节的 GRE 封装，然后发送一个 1500 字
节的数据包。
3.
4. 该 1500 字节的数据包无法通过 1400 字节的链路，因此中间路由器将丢弃该数据包。
中间路由器向下一跳 MTU 为 1400 的 GRE 路由器发送 ICMP（代码 = 3，类型 = 4）。GRE 路由器将该数据包减小为 1376
(1400 - 24)，并在 GRE 接口上设置一个内部 IP MTU 值。仅当使用 debug tunnel 命令时，才会显示此更改；show ip
interface tunnel<#> 命令的输出中不会显示此更改。
5.
主机下次重新发送 1476 字节的数据包时，由于它大于 GRE 隧道接口上的当前 IP MTU (1376)，因此 GRE 路由器将丢弃此数
据包。
6.
7. GRE 路由器将向下一跳 MTU 为 1376 的发送者另外发送一个 ICMP（代码 = 3，类型 = 4），同时主机将使用新值更新其当前
信息。
现在，主机将采用更小的 1376 字节的数据包重新发送该数据，GRE 将添加 24 字节的封装，并继续转发该数据包。此时，数
据包将发送到 GRE 隧道对等体，将在其中解除封装数据包并将其发送到目标主机。
8.
注意： 如果在本案例中，转发路由器上没有配置隧道 path-mtu-discovery 命令，并且DF位设置在GRF隧道转发的信息包中，
那么主机1将向主机2继续发送TCP/IP信息包，但它们会在1400 MTUs链路的中途分段。此外，GRE 隧道对端必须重组这些数据
包，然后才能解除封装和继续转发。
“纯”IPsec 隧道模式
IP 安全 (IPSec) 协议是一种基于标准的方法，为通过 IP 网络传输的信息提供保密性、完整性和真实性。IPsec 提供 IP 网络层加
密。IPsec 通过至少添加一个 IP 报头，从而增加了 IP 数据包的长度（隧道模式）。已添加报头长度不同取决于IPSec配置模式，
但是他们不超出~58个字节(封装安全有效载荷(ESP)和ESP验证(ESPauth))（封装安全负载 (ESP) 和 ESP 身份验证 (ESPauth)）。
IPsec 具有两种模式：隧道模式和传输模式。
隧道模式是默认模式。使用隧道模式时，整个原始 IP 数据包处于受保护状态（已加密和/或已经过身份验证），并使用
IPSec 报头和报尾封装。然后，在数据包前面将附加一个新的 IP 报头，并将 IPSec 端点（对等体）指定为源和目标。隧道模
式可用于所有单播 IP 流量，如果 IPsec 为来自 IPSec 对端后面的主机的流量提供保护，则必须使用隧道模式。例如，在一
个受保护网络中的主机通过一对 IPsec 对端向另一受保护网络中的主机发送数据包的虚拟专用网络 (VPN) 中，应使用隧道模
式。在有VPN的情况下，IPsec "隧道"通过加密IPSec同位路由器之间的数据流来保护主机之间的IP数据流。
使用传输模式（在传输定义中使用 mode transport 子命令配置）时，只有原始 IP 数据包的负载才处于受保护状态（已加密
和/或已经过身份验证）。该负载使用 IPSec 报头和报尾进行封装。除将 IP 协议字段更改为 ESP (50) 以外，原始 IP 报头
将保持不变，原始协议值保存在 IPsec 报尾中，以便在数据包解密时进行恢复。仅当受保护的 IP 流量位于 IPSec 对端自身
之间、数据包上的源和目标 IP 地址与 IPSec 对端地址相同时，才能使用传输模式。通常情况下，仅当首先使用另一隧道协议
（如 GRE）封装 IP 数据包，然后使用 IPsec 来保护 GRE 隧道数据包时，才能使用 IPsec 传输模式。
IPsec 始终对数据包及其自己的数据包执行 PMTUD。存在可用于修改 IPsec IP 数据包的 PMTUD 处理的 IPSec 配置命令，IPsec 可
在数据包 IP 报头中清除、设置 DF 位，或者将 DF 位从数据包 IP 报头复制到 IPsec IP 报头。该功能称为“DF 位覆盖功能”。
注意： 在使用 IPsec 执行硬件加密时，您一定希望在封装之后避免分段。根据所采用的硬件，硬件加密法可以为您提供大约 50
Mbs 的吞吐量，但如果对 IPsec 数据包进行分段，您将损失 50-90% 的吞吐量。导致该损失的原因在于，分段的 IPSec 数据包将执
行进程交换以便重组，然后会传递到硬件加密引擎以进行解密。上述吞吐量损失会使硬件加密吞吐量降至软件加密的性能水平 (2-10
Mbs)。
方案 7
此方案描述了 IPsec 分段的作用方式。在此方案中，整个路径上的 MTU 为 1500。在此方案中，未设置 DF 位。
1. 路由器收到一个发往主机 2 且包含 1500 字节的数据包（20 字节 IP 报头 + 1480 字节 TCP 负载）。
该 1500 字节的数据包使用 IPsec 进行加密，并增加了 52 字节的开销（IPSec 报头、报尾和额外的 IP 报头）。现
在，IPsec 需要发送一个 1552 字节的数据包。由于出站 MTU 为 1500，因此必须对此数据包进行分段。
2.
将为此 IPsec 数据包创建两个分段。分段期间，将为第二个分段添加一个额外的 20 字节的 IP 报头，从而产生一个 1500 字
节的分段和一个 72 字节的 IP 分段。
3.
IPSec 隧道对等路由器收到分段，删除额外的 IP 报头，并将 IP 分段重新组合为原始的 IPsec 数据包。然后，IPsec 对此数
据包进行解密。
4.
5. 最后，路由器将 1500 字节的原始数据包转发到主机 2。
方案 8
此方案与方案 6 相似，不同之处在于此方案在原始数据包中设置了 DF 位，并且在 IPSec 隧道对端之间的路径中，有一条链路的
MTU 比其他链路的 MTU 小。此方案说明 IPSec 对等路由器如何执行两种 PMTUD 角色，如路由器在隧道端点参与 PMTUD 部分所述。
在此方案中，您将看到如何将 IPsec PMTU 更改为较小值（出于分段需要）。请记住，当 IPsec 对数据包进行加密时，将从内部
IP 报头将 DF 位复制到外部 IP 报头。媒体 MTU 和 PMTU 值存储在 IPSec 安全关联 (SA) 中。媒体 MTU 基于出站路由器接口的
MTU，PMTU 基于 IPSec 对端之间的路径上的最小 MTU。请记住，IPsec 会先封装/加密数据包，然后再尝试对数据包进行分段。
1. 路由器收到一个 1500 字节的数据包并丢弃该数据包，这是因为在增加 Ipsec 开销之后，数据包将大于 PMTU (1500)。
路由器向主机 1 发送一条 ICMP 消息，并通知该主机下一跳 MTU 为 1442 (1500 - 58 = 1442)。当使用 IPsec ESP 和
ESPauth 时，此 58 字节是最大 Ipsec 开销。实际 IPsec 开销最多比该值小 7 个字节。主机 1 通常在其路由表中以目标
（主机 2）主机路由的形式记录该信息。
2.
主机 1 将针对主机 2 将其 PMTU 减小至 1442，因此主机 1 在向主机 2 重新传输数据时，将发送更小（1442 字节）的数据
包。路由器收到 1442 字节的数据包，IPsec 添加 52 字节的加密开销，这样，产生的 IPSec 数据包便为 1496 字节。由于此
数据包的报头中设置了 DF 位，因此，采用 1400 字节 MTU 链路的中间路由器将丢弃此数据包。
3.
丢弃数据包的中间路由器向 IPSec 数据包的发送者（第一个路由器）发送一条 ICMP 消息，通知它下一跳 MTU 为 1400 字
节。此值记录在 SA IPsec PMTU 中。
4.
主机 1 下次重新传输上述 1442 字节的数据包时（未收到有关此数据包的确认），IPsec 将丢弃此数据包。因为Ipsec开销，
路由器将会再一次丢弃信息包，当被加到信息包后，信息包将会大于PMTU（1400）。
5.
6. 路由器向主机 1 发送一条 ICMP 消息，通知它下一跳 MTU 现在为 1342。(1400 - 58 = 1342)。主机 1 将再次记录此信息。
7. 主机 1 再次重新传输数据时，它将采用更小的数据包 (1342)。此数据包无需分段即可通过 IPSec 隧道发送到主机 2。
同时使用 GRE 与 IPsec
当使用 Ipsec 来加密 GRE 隧道时，分段和 PMTUD 过程中会发生更复杂的交互。IPsec 和 GRE 之所以按此种方式组合是因为
IPsec 不支持 IP 多播数据包，这意味着您不能基于 IPSec VPN 网络运行动态路由协议。GRE 隧道支持多播，因此可以首先使用
GRE 隧道封装 GRE IP 单播数据包中的动态路由协议多播数据包，然后再使用 IPsec 进行加密。执行此操作时，通常在传输模式下
在 GRE 之上部署 Ipsec，这是因为 IPSec 对等体和 GRE 隧道端点（路由器）相同，传输模式将减少 20 字节的 IPsec 开销。
一个有趣的情形是：当一个 IP 数据包被拆分为两个分段，并使用 GRE 封装之后。在此种情况下，IPsec 会将其视为两个独立 GRE
+ IP 数据包。通常，在默认配置中，其中一个数据包将足够大，因此在加密之后需要对该数据包进行分段。IPSec 对等体必须在解
密之前重组此数据包。发送路由器上的“两次分段”（一次在 GRE 之前，一次在 IPsec 之后）会延长等待时间，并降低吞吐量。此
外，重组是进程交换过程，因此重组时接收路由器上将大量占用 CPU 资源。
通过在 GRE 隧道接口上将“ip mtu”设置为足够低，以便将来自 GRE 和 IPsec 的开销计算在内（默认情况下，GRE 隧道接口“ip
mtu”设置为实际传出接口 MTU - GRE 开销字节），可以避免此类情况的发生。
下表列出了针对各种隧道/模式组合的建议 MTU 值，并假定传出物理接口的 MTU 为 1500。
隧道组合需要的特定 MTU 建议的 MTU
GRE + IPsec（传输模式） 1440 字节1400 字节
GRE + IPsec（隧道模式） 1420 字节1400 字节
注意： 建议的 MTU 值为 1400，它涵盖最常见的 GRE + IPsec 模式组合。并且，额外允许 20 或 40 字节的开销不会产生显著的负
面影响。记住并设置一个值相对较容易，并且该值几乎涵盖了所有情况。
方案 9
在 GRE 之上部署 IPsec。传出物理 MTU 为 1500，IPsec PMTU 为 1500，GRE IP MTU 为 1476 (1500 - 24 = 1476)。因此，将对
TCP/IP 数据包进行两次分段，一次在 GRE 之前，一次在 Ipsec 之后。该数据包将在 GRE 封装之前进行分段，其中一个 GRE 数据
包将在 IPSec 加密之后再次进行分段。
在 GRE 隧道上配置“ip mtu 1440”（IPsec 传输模式）或“ip mtu 1420”（IPSec 隧道模式），将消除该方案中可能要进行两次
分段这一情况。
1. 路由器收到一个 1500 字节的数据报。
封装之前，GRE 将 1500 字节的数据包分为两个部分，分别为 1476 字节 (1500 - 24 = 1476) 和 44 字节（24 字节数据 +
20 字节 IP 报头）。
2.
GRE 封装 IP 分段，并向每个数据包添加 24 个字节。这将产生两个分别为 1500 字节 (1476 + 24 = 1500) 和 68 字节 (44
+ 24) 的 GRE + IPSec 数据包。
3.
IPsec 对两个数据包进行加密，并为每个数据包添加 52 字节（IPsec 隧道模式）的封装开销，以得到一个 1552 字节和一个
120 字节的数据包。
4.
1552 字节的 IPSec 数据包大于出站 MTU (1500)，因此路由器将对该数据包进行分段。1552 字节的数据包分为两个部分，即
一个 1500 字节的数据包和一个 72 字节的数据包（52 字节的“负载”加上第二个分段中额外的 20 字节的 IP 报头）。这三
个分别为 1500 字节、72 字节和 120 字节的数据包将转发到 IPsec + GRE 对等体。
5.
接收路由器重组两个 IPsec 分段（1500 字节和 72 字节），以得到 1552 字节的原始 IPsec + GRE 数据包。不必对 120 字
节的 IPsec + GRE 数据包执行任何操作。
6.
7. IPsec 将对 1552 字节和 120 字节的 IPsec + GRE 数据包进行解密，以得到 1500 字节和 68 字节的 GRE 数据包。
GRE 解除封装 1500 字节和 68 字节的 GRE 数据包，以得到 1476 字节和 44 字节的 IP 数据包分段。这些 IP 数据包分段将
转发到目标主机。
8.
9. 主机 2 将重组这些 IP 分段，以得到 1500 字节的原始 IP 数据报。
方案 10 与方案 8 相似，不同之处在于方案 10 的隧道路径中存在更小 MTU 的链路。这是从主机 1 发送到主机 2 的第一个信息包
的“最坏情况”。在完成此方案的最后一步之后，主机 1 将针对主机 2 设置正确的 PMTU，对于主机 1 和主机 2 之间的 TCP 连
接，所有设置都可以正常运行。主机 1 和其他主机（可通过 IPsec + GRE 隧道访问）之间的 TCP 流量只需完成方案 10 中的最后
三个步骤。
在此方案中，GRE 隧道配置了 tunnel path-mtu-discovery 命令，并对源自主机 1 中的 TCP/IP 数据包设置了 DF 位。
方案 10
路由器收到一个 1500 字节的数据包。由于设置了 DF 位，并且在增加 GRE 开销（24 字节）之后数据包大小超过出站接口
“ip mtu”，因此 GRE 无法对该数据包进行分段或转发，并丢弃此数据包。
1.
2. 路由器向主机 1 发送一条 ICMP 消息，并通知它下一跳 MTU 为 1476 (1500 - 24 = 1476)。
主机 1 针对主机 2 将其 PMTU 更改为 1476，并在重新传输数据包时发送更小大小。GRE 封装该数据包，并将 1500 字节的数
据包传递给 IPsec。由于 GRE 从内部 IP 报头复制了其中设置的 DF 位，并且带有 IPsec 开销（最大数目为 38 字节），此
时数据包过大，不能通过物理接口进行转发，因此 IPsec 将丢弃此数据包。
3.
IPsec 向 GRE 发送一条 ICMP 消息，指示下一跳 MTU 为 1462 字节（由于将为加密和 IP 开销最多添加 38 字节）。GRE在隧
道接口上将值1438 (1462 - 24)记录为"ip mtu"。
4.
注意： 将在内部存储对值所做的上述更改，而不会在 show ip interface tunnel<#> 命令的输出中显示。仅当改用 debug
tunnel 命令时，才会显示此更改。
5. 主机 1 下次重新传输 1476 字节的数据包时，GRE 将丢弃此数据包。
6. 路由器向主机 1 发送一条 ICMP 消息，指示下一跳 MTU 为 1438。
主机 1 针对主机 2 减小其 PMTU，并重新传输 1438 字节的数据包。此时，GRE 将接受并封装此数据包，并将其传递给
Ipsec 进行加密。IPSec 数据包转发到中间路由器并被丢弃，这是因为中间路由器的出站接口 MTU 为 1400。
7.
中间路由器向 IPsec 发送一条 ICMP 消息，通知它下一跳 MTU 为 1400。此值由 IPsec 记录在相关 IPsec SA 的 PMTU 值
中。
8.
当主机 1 重新传输 1438 字节的数据包时，GRE 会对其进行封装，并将其传递给 IPsec。由于已将自己的 PMTU 更改为
1400，因此 IPsec 将丢弃此数据包。
9.
10. Ipsec 向 GRE 发送一个 ICMP 错误，指示下一跳 MTU 为 1362，并且 GRE 将在内部记录值 1338。
11. 当主机1重新传输原始信息包时(因为没有收到确认)，GRE将丢弃它。
路由器发送一ICMP信息到主机1，指示下个跳跃MTU是1338 (1362个- 24个字节)。主机 1 针对主机 2 将其 PMTU 减小至
1338。
12.
13. 主机1转发1338字节信息包，同时它可以最终到达主机2。
其他建议
如果在同一台路由器上配置了 GRE 和 IPsec，则在隧道接口上配置 tunnel path-mtu-discovery 命令可以帮助 GRE 和 Ipsec 交
互。请记住，如果未配置 tunnel path-mtu-discovery 命令，GRE IP 报头中将始终会清除 DF 位。这允许对 GRE IP 数据包进行分
段，即使封装的数据 IP 报头已设置了 DF 位（该设置通常不允许对数据包进行分段）。
如果在 GRE 隧道接口上配置了 tunnel path-mtu-discovery 命令，将发生以下情况。
1. GRE 从数据 IP 报头将 DF 位复制到 GRE IP 报头。
如果在 GRE IP 报头中设置了 DF 位，并且在采用 IPSec 加密之后，数据包对物理传出接口上的 IP MTU 显得“过
大”，IPsec 将丢弃此数据包，并通知 GRE 隧道减小其 IP MTU 大小。
2.
IPsec 会对其自己的数据包执行 PMTUD，并且如果 IPsec PMTU 发生了更改（如果已减小），IPsec 不会立即通知 GRE，但
是，如果另一个“太大”的数据包得以通过，则会执行第二步中的过程。
3.
4. GRE的IP MTU现在更小，因此它将丢弃带有DF位设置的IP信息包（现在过大），并向发送主机发送ICMP信息。
tunnel path-mtu-discovery 命令有助于 GRE 接口动态设置其 IP MTU，而不是使用 ip mtu 命令静态设置。实际上，建议同时使用
这两个命令。ip mtu 命令用于为 GRE 和 Ipsec 开销提供空间（相对于本地物理传出接口 IP MTU）。如果 IPSec 对等体之间的路
径中存在一条具有更小 IP MTU 的链路，使用 tunnel path-mtu-discovery 命令可以进一步减小 GRE 隧道 IP MTU。
如果配置了 GRE + IPSec 隧道的网络中出现 PMTUD 问题，可以采取以下所列措施。
以下列表从最理想的解决方案开始。
解决 PMTUD 不能正常工作的问题，这些问题通常是阻止 ICMP 的路由器或防火墙造成的。
在隧道接口上使用 ip tcp adjust-mss 命令，以使路由器减小 TCP Syn 数据包中的 TCP MSS 值。这有助于两台终端主机
（TCP 发送者和接收者）使用足够小的数据包，以便无需执行 PMTUD。
在路由器的入口接口上使用策略路由，配置路由映射以在到达 GRE 隧道接口之前清除数据 IP 报头中的 DF 位。这将允许在
GRE 封装之前对数据 IP 数据包进行分段。
在 GRE 隧道接口上增大“ip mtu”，使其等于出站接口 MTU。这将允许使用 GRE 对数据 IP 数据包进行封装，而不必首先对
其进行分段。然后，将使用 IPsec 对 GRE 数据包加密，并对其进行分段以通过物理出站接口。在此种情况下，您不必在 GRE
隧道接口上配置 tunnel path-mtu-discovery 命令。由于会以进程交换模式在 IPSec 对等体上对 IP 数据包进行重组，因此
这会大幅降低吞吐量。
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