[要約] RFC 5320は、Subnetwork Encapsulation and Adaptation Layer (SEAL)に関する仕様書であり、SEALの目的は異なるネットワーク層プロトコル間の通信を可能にすることです。
Independent Submission F. Templin, Ed.
Request for Comments: 5320 Boeing Research & Technology
Category: Experimental February 2010
ISSN: 2070-1721
The Subnetwork Encapsulation and Adaptation Layer (SEAL)
サブネットワークのカプセル化と適応層（シール）
Abstract
概要
For the purpose of this document, subnetworks are defined as virtual topologies that span connected network regions bounded by encapsulating border nodes. These virtual topologies may span multiple IP and/or sub-IP layer forwarding hops, and can introduce failure modes due to packet duplication and/or links with diverse Maximum Transmission Units (MTUs). This document specifies a Subnetwork Encapsulation and Adaptation Layer (SEAL) that accommodates such virtual topologies over diverse underlying link technologies.
このドキュメントの目的のために、サブネットワークは、境界ノードのカプセル化によって制限された接続されたネットワーク領域にまたがる仮想トポロジとして定義されます。これらの仮想トポロジは、複数のIPおよび/またはサブIPレイヤー転送ホップにまたがる可能性があり、パケットの複製および/または多様な最大伝送ユニット（MTU）とのリンクにより障害モードを導入できます。このドキュメントは、多様な基礎となるリンクテクノロジーよりもそのような仮想トポロジを収容するサブネットワークのカプセル化および適応層（シール）を指定します。
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IESG Note
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Table of Contents
目次
1. Introduction ....................................................4
1.1. Motivation .................................................4
1.2. Approach ...................................................6
2. Terminology and Requirements ....................................6
3. Applicability Statement .........................................7
4. SEAL Protocol Specification - Tunnel Mode .......................8
4.1. Model of Operation .........................................8
4.2. ITE Specification .........................................10
4.2.1. Tunnel Interface MTU ...............................10
4.2.2. Accounting for Headers .............................11
4.2.3. Segmentation and Encapsulation .....................12
4.2.4. Sending Probes .....................................14
4.2.5. Packet Identification ..............................15
4.2.6. Sending SEAL Protocol Packets ......................15
4.2.7. Processing Raw ICMPv4 Messages .....................15
4.2.8. Processing SEAL-Encapsulated ICMPv4 Messages .......16
4.3. ETE Specification .........................................17
4.3.1. Reassembly Buffer Requirements .....................17
4.3.2. IPv4-Layer Reassembly ..............................17
4.3.3. Generating SEAL-Encapsulated ICMPv4
Fragmentation Needed Messages ......................18
4.3.4. SEAL-Layer Reassembly ..............................19
4.3.5. Delivering Packets to Upper Layers .................20
5. SEAL Protocol Specification - Transport Mode ...................20
6. Link Requirements ..............................................21
7. End System Requirements ........................................21
8. Router Requirements ............................................21
9. IANA Considerations ............................................21
10. Security Considerations .......................................21
11. Related Work ..................................................22
12. SEAL Advantages over Classical Methods ........................22
13. Acknowledgments ...............................................24
14. References ....................................................24
14.1. Normative References .....................................24
14.2. Informative References ...................................24
Appendix A. Historic Evolution of PMTUD ...........................27
Appendix B. Reliability Extensions ................................29
As Internet technology and communication has grown and matured, many techniques have developed that use virtual topologies (including tunnels of one form or another) over an actual network that supports the Internet Protocol (IP) [RFC0791][RFC2460]. Those virtual topologies have elements that appear as one hop in the virtual topology, but are actually multiple IP or sub-IP layer hops. These multiple hops often have quite diverse properties that are often not even visible to the endpoints of the virtual hop. This introduces failure modes that are not dealt with well in current approaches.
インターネットテクノロジーとコミュニケーションが成長し、成熟するにつれて、インターネットプロトコル（IP）[RFC0791] [RFC2460]をサポートする実際のネットワークを介して、仮想トポロジ（1つまたは別の形式のトンネルを含む）を使用する多くの技術が開発されました。これらの仮想トポロジーには、仮想トポロジに1つのホップとして表示される要素がありますが、実際には複数のIPまたはサブIPレイヤーホップです。これらの複数のホップには、多くの場合、仮想ホップのエンドポイントにさえ見えないことが多い非常に多様なプロパティがあります。これにより、現在のアプローチではうまく処理されない障害モードが導入されます。
The use of IP encapsulation has long been considered as the means for creating such virtual topologies. However, the insertion of an outer IP header reduces the effective path MTU as-seen by the IP layer. When IPv4 is used, this reduced MTU can be accommodated through the use of IPv4 fragmentation, but unmitigated in-the-network fragmentation has been found to be harmful through operational experience and studies conducted over the course of many years [FRAG][FOLK][RFC4963]. Additionally, classical path MTU discovery [RFC1191] has known operational issues that are exacerbated by in-the-network tunnels [RFC2923][RFC4459]. In the following subsections, we present further details on the motivation and approach for addressing these issues.
IPカプセル化の使用は、このような仮想トポロジを作成する手段と長い間考えられてきました。ただし、外側のIPヘッダーを挿入すると、IPレイヤーによって表示される有効パスMTUが減少します。IPv4を使用すると、この削減されたMTUはIPv4の断片化を使用して収容できますが、ネットワーク内の断片化を許可していないことは、長年にわたって実施された運用経験と研究を通じて有害であることがわかっています[Frag] [Folk][RFC4963]。さらに、古典的なパスMTU発見[RFC1191]は、ネットワーク内のトンネル[RFC2923] [RFC4459]によって悪化する運用上の問題を知っています。次のサブセクションでは、これらの問題に対処するための動機とアプローチに関する詳細を示します。
Before discussing the approach, it is necessary to first understand the problems. In both the Internet and private-use networks today, IPv4 is ubiquitously deployed as the Layer 3 protocol. The two primary functions of IPv4 are to provide for 1) addressing, and 2) a fragmentation and reassembly capability used to accommodate links with diverse MTUs. While it is well known that the addressing properties of IPv4 are limited (hence, the larger address space provided by IPv6), there is a lesser-known but growing consensus that other limitations may be unable to sustain continued growth.
アプローチについて議論する前に、まず問題を理解する必要があります。今日のインターネットネットワークとプライベート使用ネットワークの両方で、IPv4はレイヤー3プロトコルとして遍在して展開されています。IPv4の2つの主要な機能は、1）アドレス指定、および2）多様なMTUとのリンクに対応するために使用される断片化と再組み立て機能を提供することです。IPv4のアドレス指定特性が制限されていることはよく知られていますが（したがって、IPv6が提供するより大きなアドレススペース）、他の制限が継続的な成長を維持できない可能性があるというあまり知られていないが増え続けるコンセンサスがあります。
First, the IPv4 header Identification field is only 16 bits in length, meaning that at most 2^16 packets pertaining to the same (source, destination, protocol, Identification)-tuple may be active in the Internet at a given time. Due to the escalating deployment of high-speed links (e.g., 1Gbps Ethernet), however, this number may soon become too small by several orders of magnitude. Furthermore, there are many well-known limitations pertaining to IPv4 fragmentation and reassembly -- even to the point that it has been deemed "harmful" in both classic and modern-day studies (cited above). In particular, IPv4 fragmentation raises issues ranging from minor annoyances (e.g., slow-path processing in routers) to the potential for major integrity issues (e.g., mis-association of the fragments of multiple IP packets during reassembly).
まず、IPv4ヘッダー識別フィールドの長さはわずか16ビットです。つまり、最大で2^16のパケット（ソース、宛先、プロトコル、識別）が、特定の時間にインターネットでアクティブになる可能性があります。ただし、高速リンク（1Gbpsイーサネットなど）の展開がエスカレートするため、この数はすぐに数桁小さくなりすぎる可能性があります。さらに、IPv4の断片化と再組み立てに関連する多くのよく知られている制限があります。特に、IPv4の断片化は、マイナーな迷惑（ルーターのスローパス処理など）から主要な完全性の問題の可能性（たとえば、再組み立て中の複数のIPパケットの断片の誤関連）に至るまでの問題を引き起こします。
As a result of these perceived limitations, a fragmentation-avoiding technique for discovering the MTU of the forward path from a source to a destination node was devised through the deliberations of the Path MTU Discovery Working Group (PMTUDWG) during the late 1980's through early 1990's (see Appendix A). In this method, the source node provides explicit instructions to routers in the path to discard the packet and return an ICMP error message if an MTU restriction is encountered. However, this approach has several serious shortcomings that lead to an overall "brittleness".
これらの認識された制限の結果として、ソースから宛先ノードへのフォワードパスのMTUを発見するためのフラグメンテーション承認の手法は、1980年代後半から1990年代初頭のパスMTUディスカバリーワーキンググループ（PMTUDWG）の審議を通じて考案されました。（付録Aを参照）。この方法では、ソースノードは、パケットを破棄し、MTU制限が発生した場合にICMPエラーメッセージを返すためのパス内のルーターに明示的な命令を提供します。ただし、このアプローチには、全体的な「脆性」につながるいくつかの深刻な欠点があります。
In particular, site border routers in the Internet are being configured more and more to discard ICMP error messages coming from the outside world. This is due in large part to the fact that malicious spoofing of error messages in the Internet is made simple since there is no way to authenticate the source of the messages. Furthermore, when a source node that requires ICMP error message feedback when a packet is dropped due to an MTU restriction does not receive the messages, a path MTU-related black hole occurs. This means that the source will continue to send packets that are too large and never receive an indication from the network that they are being discarded.
特に、インターネット内のサイトボーダールーターは、外の世界から来るICMPエラーメッセージを破棄するためにますます構成されています。これは、メッセージのソースを認証する方法がないため、インターネットでのエラーメッセージの悪意のあるスプーフィングが簡単になっているという事実によるものです。さらに、MTU制限がメッセージを受信しないためにパケットがドロップされたときにICMPエラーメッセージフィードバックを必要とするソースノードがメッセージを受信しない場合、MTU関連のブラックホールが発生します。つまり、ソースは、大きすぎるパケットを送信し続け、廃棄されているネットワークからの表示を受け取らないことを意味します。
The issues with both IPv4 fragmentation and this "classical" method of path MTU discovery are exacerbated further when IP-in-IP tunneling is used. For example, site border routers that are configured as ingress tunnel endpoints may be required to forward packets into the subnetwork on behalf of hundreds, thousands, or even more original sources located within the site. If IPv4 fragmentation were used, this would quickly wrap the 16-bit Identification field and could lead to undetected data corruption. If classical IPv4 path MTU discovery were used instead, the site border router may be bombarded by ICMP error messages coming from the subnetwork that may be either untrustworthy or insufficiently provisioned to allow translation into error message to be returned to the original sources.
IP-in-IPトンネリングが使用されると、IPv4断片化とこのパスMTU発見の「古典的な」方法の両方の問題がさらに悪化します。たとえば、サイト内にある数百、数千、またはさらに元のソースに代わってサブネットワークにパケットを転送するには、イングレストンネルエンドポイントとして構成されているサイトボーダールーターが必要になる場合があります。IPv4の断片化が使用された場合、これは16ビット識別フィールドをすばやく包み込み、検出されないデータの破損につながる可能性があります。代わりに古典的なIPv4 Path MTU発見を使用した場合、サイトボーダールーターは、サブネットワークからのICMPエラーメッセージによって攻撃される可能性があります。サブネットワークは、エラーメッセージへの翻訳を元のソースに返すように、信頼できないか、不十分にプロビジョニングされます。
The situation is exacerbated further still by IPsec tunnels, since only the first IPv4 fragment of a fragmented packet contains the transport protocol selectors (e.g., the source and destination ports) required for identifying the correct security association rendering fragmentation useless under certain circumstances. Even worse, there may be no way for a site border router that configures an IPsec tunnel to transcribe the encrypted packet fragment contained in an ICMP error message into a suitable ICMP error message to return to the original source. Due to these many limitations, a new approach to accommodate links with diverse MTUs is necessary.
断片化されたパケットの最初のIPv4フラグメントのみが、特定の状況下で断片化を役に立たない断片化を識別するために必要な輸送プロトコルセレクター（例：ソースおよび宛先ポート）が含まれているため、IPSECトンネルによってさらに悪化しています。さらに悪いことに、IPSECトンネルを構成するサイトボーダールーターが、ICMPエラーメッセージに含まれる暗号化されたパケットフラグメントを適切なICMPエラーメッセージに転写して元のソースに戻す方法がない場合があります。これらの多くの制限により、多様なMTUとのリンクに対応するための新しいアプローチが必要です。
For the purpose of this document, subnetworks are defined as virtual topologies that span connected network regions bounded by encapsulating border nodes. Examples include the global Internet interdomain routing core, Mobile Ad hoc Networks (MANETs) and enterprise networks. Subnetwork border nodes forward unicast and multicast IP packets over the virtual topology across multiple IP and/or sub-IP layer forwarding hops that may introduce packet duplication and/or traverse links with diverse Maximum Transmission Units (MTUs).
このドキュメントの目的のために、サブネットワークは、境界ノードのカプセル化によって制限された接続されたネットワーク領域にまたがる仮想トポロジとして定義されます。例には、グローバルインターネットインタードメインルーティングコア、モバイルアドホックネットワーク（MANETS）、エンタープライズネットワークが含まれます。サブネットワークの境界ノードは、多様な最大伝送ユニット（MTU）とのパケットの複製および/またはトラバースリンクを導入する可能性のある複数のIPおよび/またはサブIPレイヤー転送ホップにまたがる仮想トポロジ上のユニキャストおよびマルチキャストIPパケットを転送します。
This document introduces a Subnetwork Encapsulation and Adaptation Layer (SEAL) for tunnel-mode operation of IP over subnetworks that connect Ingress and Egress Tunnel Endpoints (ITEs/ETEs) of border nodes. Operation in transport mode is also supported when subnetwork border node upper-layer protocols negotiate the use of SEAL during connection establishment. SEAL accommodates links with diverse MTUs and supports efficient duplicate packet detection by introducing a minimal mid-layer encapsulation.
このドキュメントでは、境界ノードのイングレストンネルエンドポイント（ITES/ETE）を接続するサブネットワーク上のIPのトンネルモード操作のためのサブネットワークのカプセル化および適応層（SEAL）を紹介します。サブネットワークのボーダーノード上層層プロトコルが接続確立中のシールの使用を交渉する場合、輸送モードでの動作もサポートされます。シールは、多様なMTUとのリンクに対応し、最小限の中層カプセル化を導入することにより、効率的な重複パケット検出をサポートします。
The SEAL encapsulation introduces an extended Identification field for packet identification and a mid-layer segmentation and reassembly capability that allows simplified cutting and pasting of packets. Moreover, SEAL senses in-the-network IPv4 fragmentation as a "noise" indication that packet sizing parameters are "out of tune" with respect to the network path. As a result, SEAL can naturally tune its packet sizing parameters to eliminate the in-the-network fragmentation.
シールのカプセル化により、パケット識別のための拡張識別フィールドと、パケットの単純化された切断と貼り付けを可能にする中間層セグメンテーションと再組み立て機能が導入されます。さらに、シールは、ネットワークのサイジングパラメーターがネットワークパスに関して「チューン外」であることを示す「ノイズ」の兆候として、ネットワーク内のIPv4断片化を感知します。その結果、シールは自然にパケットサイジングパラメーターを調整して、ネットワーク内の断片化を排除できます。
The SEAL encapsulation layer and protocol are specified in the following sections.
シールカプセル化層とプロトコルは、次のセクションで指定されています。
The terms "inner", "mid-layer", and "outer", respectively, refer to the innermost IP (layer, protocol, header, packet, etc.) before any encapsulation, the mid-layer IP (protocol, header, packet, etc.) after any mid-layer '*' encapsulation, and the outermost IP (layer, protocol, header, packet etc.) after SEAL/*/IPv4 encapsulation.
「内側」、「中層」、および「外側」という用語は、それぞれ最も内側のIP（レイヤー、プロトコル、ヘッダー、パケットなど）を指します。パケットなど）中層「*」カプセル化後、およびシール/*/IPv4カプセル化後の最外層IP（レイヤー、プロトコル、ヘッダー、パケットなど）の後。
The term "IP" used throughout the document refers to either Internet Protocol version (IPv4 or IPv6). Additionally, the notation IPvX/*/SEAL/*/IPvY refers to an inner IPvX packet encapsulated in any mid-layer '*' encapsulations, followed by the SEAL header, followed by any outer '*' encapsulations, followed by an outer IPvY header, where the notation "IPvX" means either IP protocol version (IPv4 or IPv6).
ドキュメント全体で使用される「IP」という用語は、インターネットプロトコルバージョン（IPv4またはIPv6）のいずれかを指します。さらに、表記IPVX/*/SEAL/*/IPVYは、中層「*」カプセル化にカプセル化された内側のIPVXパケットを指し、その後シールヘッダーが続き、次に外側の「*」カプセルが続き、次に外側のIPVYが続きます。ヘッダー。表記「IPvx」は、IPプロトコルバージョン（IPv4またはIPv6）のいずれかを意味します。
The following abbreviations correspond to terms used within this document and elsewhere in common Internetworking nomenclature:
次の略語は、このドキュメント内および一般的なインターネットワーク命名法の他の場所で使用される用語に対応しています。
ITE - Ingress Tunnel Endpoint
ITE-イングレストンネルエンドポイント
ETE - Egress Tunnel Endpoint
ETE-出口トンネルエンドポイント
PTB - an ICMPv6 "Packet Too Big" or an ICMPv4 "Fragmentation Needed" message
PTB -ICMPV6「パケットが大きすぎる」またはICMPV4 "フラグメンテーションが必要なメッセージ
DF - the IPv4 header "Don't Fragment" flag
DF -IPv4ヘッダー「Do n't Fragment」フラグ
MHLEN - the length of any mid-layer '*' headers and trailers
Mhlen-中層の長さ '*'ヘッダーとトレーラー
OHLEN - the length of the outer encapsulating SEAL/*/IPv4 headers
Ohlen-外側のカプセル化シールの長さ/*/IPv4ヘッダー
HLEN - the sum of MHLEN and OHLEN
Hlen- MhlenとOhlenの合計
S_MRU - the per-ETE SEAL Maximum Reassembly Unit
S_MRU -ETEパーテアシール最大再組み立てユニット
S_MSS - the SEAL Maximum Segment Size
S_MSS-シールの最大セグメントサイズ
SEAL_ID - a 32-bit Identification value, randomly initialized and monotonically incremented for each SEAL protocol packet
SEAL_ID-各シールプロトコルパケットに対してランダムに初期化され、単調に増加した32ビット識別値
SEAL_PROTO - an IPv4 protocol number used for SEAL
SEAL_Proto-シールに使用されるIPv4プロトコル番号
SEAL_PORT - a TCP/UDP service port number used for SEAL
SEAL_PORT -SEALに使用されるTCP/UDPサービスポート番号
SEAL_OPTION - a TCP option number used for (transport-mode) SEAL
SEAL_OPTION -（トランスポートモード）シールに使用されるTCPオプション番号
The key words MUST, MUST NOT, REQUIRED, SHALL, SHALL NOT, SHOULD, SHOULD NOT, RECOMMENDED, MAY, and OPTIONAL, when they appear in this document, are to be interpreted as described in [RFC2119].
キーワードは、[RFC2119]に記載されているように解釈される場合、このドキュメントに表示される場合は、キーワードが[RFC2119]に記載されているように解釈される場合に、登録されては、推奨されてはなりません。
SEAL was motivated by the specific case of subnetwork abstraction for Mobile Ad hoc Networks (MANETs); however, the domain of applicability also extends to subnetwork abstractions of enterprise networks, the interdomain routing core, etc. The domain of application therefore also includes the map-and-encaps architecture proposals in the IRTF Routing Research Group (RRG) (see http://www3.tools.ietf.org/group/ irtf/trac/wiki/RoutingResearchGroup).
シールは、モバイルアドホックネットワーク（MANET）のサブネットワーク抽象化の特定のケースに動機付けられました。ただし、適用性の領域は、エンタープライズネットワークのサブネットワーク抽象化、ドメイン間ルーティングコアなどにも拡張されます。したがって、アプリケーションのドメインには、IRTFルーティングリサーチグループ（RRG）のマップとエンコップアーキテクチャの提案も含まれています（http：を参照：//www3.tools.ietf.org/group/ irtf/trac/wiki/routingresearchgroup）。
SEAL introduces a minimal new sublayer for IPvX in IPvY encapsulation (e.g., as IPv6/SEAL/IPv4), and appears as a subnetwork encapsulation as seen by the inner IP layer. SEAL can also be used as a sublayer for encapsulating inner IP packets within outer UDP/IPv4 headers (e.g., as IPv6/SEAL/UDP/IPv4) such as for the Teredo domain of applicability [RFC4380]. When it appears immediately after the outer IPv4 header, the SEAL header is processed exactly as for IPv6 extension headers.
SEALは、IPVYカプセル化（例：IPv6/SEAL/IPv4など）でIPVXの最小限の新しいサブレーヤーを導入し、内側のIPレイヤーで見られるサブネットワークカプセル化として表示されます。シールは、アウターUDP/IPv4ヘッダー内の内側のIPパケットをカプセル化するためのサブレーヤーとして使用することもできます（例：IPv6/SEAL/UDP/IPV4など）、適用性のテレドドメイン[RFC4380]などです。外側のIPv4ヘッダーの直後に表示されると、シールヘッダーはIPv6拡張ヘッダーとまったく同じように処理されます。
SEAL can also be used in "transport-mode", e.g., when the inner layer includes upper-layer protocol data rather than an encapsulated IP packet. For instance, TCP peers can negotiate the use of SEAL for the carriage of protocol data encapsulated as TCP/SEAL/IPv4. In this sense, the "subnetwork" becomes the entire end-to-end path between the TCP peers and may potentially span the entire Internet.
シールは、「トランスポートモード」でも使用できます。たとえば、内側の層にカプセル化されたIPパケットではなく上層層プロトコルデータが含まれている場合。たとえば、TCPピアは、TCP/SEAL/IPv4としてカプセル化されたプロトコルデータのキャリッジにシールの使用を交渉できます。この意味で、「サブネットワーク」は、TCPピア間のエンドツーエンドパス全体になり、インターネット全体に及ぶ可能性があります。
The current document version is specific to the use of IPv4 as the outer encapsulation layer; however, the same principles apply when IPv6 is used as the outer layer.
現在のドキュメントバージョンは、外側のカプセル化層としてのIPv4の使用に固有です。ただし、IPv6が外層として使用される場合、同じ原則が適用されます。
SEAL supports the encapsulation of inner IP packets in mid-layer and outer encapsulating headers/trailers. For example, an inner IPv6 packet would appear as IPv6/*/SEAL/*/IPv4 after mid-layer and outer encapsulations, where '*' denotes zero or more additional encapsulation sublayers. Ingres Tunnel Endpoints (ITEs) add mid-layer inject into a subnetwork, where the outermost IPv4 header contains the source and destination addresses of the subnetwork entry/exit points (i.e., the ITE/ETE), respectively. SEAL uses a new Internet Protocol type and a new encapsulation sublayer for both unicast and multicast. The ITE encapsulates an inner IP packet in mid-layer and outer encapsulations as shown in Figure 1:
シールは、中層および外側のカプセル化ヘッダー/トレーラーの内部IPパケットのカプセル化をサポートします。たとえば、内側のIPv6パケットは、中層および外側のカプセルの後にIPv6/*/*/*/IPv4として表示されます。ここで、「*」はゼロ以上の追加のカプセル化サブレイヤーを示します。Ingresトンネルのエンドポイント（ITES）ミッドレイヤー注入をサブネットワークに追加します。最も外側のIPv4ヘッダーには、それぞれサブネットワークエントリ/出口ポイント（つまり、ITE/ETE）のソースと宛先アドレスが含まれています。SEALは、ユニキャストとマルチキャストの両方に新しいインターネットプロトコルタイプと新しいカプセル化サブレーヤーを使用します。図1に示すように、ITEは中層および外側カプセルの内側のIPパケットをカプセル化します。
+-------------------------+
| |
~ Outer */IPv4 headers ~
| |
I +-------------------------+
n | SEAL Header |
n +-------------------------+ +-------------------------+
e ~ Any mid-layer * headers ~ ~ Any mid-layer * headers ~
r +-------------------------+ +-------------------------+
| | | |
I --> ~ Inner IP ~ --> ~ Inner IP ~
P --> ~ Packet ~ --> ~ Packet ~
| | | |
P +-------------------------+ +-------------------------+
a ~ Any mid-layer trailers ~ ~ Any mid-layer trailers ~
c +-------------------------+ +-------------------------+
k ~ Any outer trailers ~
e +-------------------------+
t
(After mid-layer encaps.) (After SEAL/*/IPv4 encaps.)
Figure 1: SEAL Encapsulation
図1：シールカプセル化
where the SEAL header is inserted as follows:
シールヘッダーが次のように挿入されている場合：
o For simple IPvX/IPv4 encapsulations (e.g., [RFC2003][RFC2004][RFC4213]), the SEAL header is inserted between the inner IP and outer IPv4 headers as: IPvX/SEAL/IPv4.
o 単純なIPVX/IPv4カプセル（例：[RFC2003] [RFC2004] [RFC4213]）の場合、シールヘッダーは、IPVX/SEAL/IPV4として、内側IPと外側IPv4ヘッダーの間に挿入されます。
o For tunnel-mode IPsec encapsulations over IPv4, [RFC4301], the SEAL header is inserted between the {AH,ESP} header and outer IPv4 headers as: IPvX/*/{AH,ESP}/SEAL/IPv4.
o IPv4 [RFC4301]を介したトンネルモードIPSECカプセルの場合、シールヘッダーが{AH、ESP}ヘッダーと外側IPv4ヘッダーの間に挿入されます：IPVX/*/{AH、ESP}/SEAL/IPV4。
o For IP encapsulations over transports such as UDP, the SEAL header is inserted immediately after the outer transport layer header, e.g., as IPvX/*/SEAL/UDP/IPv4.
o UDPなどのトランスポート上のIPカプセルの場合、シールヘッダーは、外部輸送層ヘッダーの直後に挿入されます。たとえば、IPVX/*/SEAL/UDP/IPv4として。
SEAL-encapsulated packets include a 32-bit SEAL_ID formed from the concatenation of the 16-bit ID Extension field in the SEAL header as the most-significant bits, and with the 16-bit Identification value in the outer IPv4 header as the least-significant bits. (For tunnels that traverse IPv4 Network Address Translators, the SEAL_ID is instead maintained only within the 16-bit ID Extension field in the SEAL header.) Routers within the subnetwork use the SEAL_ID for duplicate packet detection, and ITEs/ETEs use the SEAL_ID for SEAL segmentation and reassembly.
シールにカプセル化されたパケットには、最も重要なビットとしてシールヘッダーの16ビットID拡張フィールドの連結から形成された32ビットSEAL_IDが含まれ、外側のIPv4ヘッダーの16ビット識別値を最小限にします。重要なビット。（IPv4ネットワークアドレス翻訳者を横断するトンネルの場合、SEAL_IDは代わりにシールヘッダー内の16ビットID拡張フィールド内でのみ維持されます。）サブネットワーク内のルーターは、パケット検出の重複にSEAL_IDを使用し、ITES/ETEはSEAL_IDを使用します。シールセグメンテーションと再組み立て。
SEAL enables a multi-level segmentation and reassembly capability.
シールにより、マルチレベルのセグメンテーションと再組み立て機能が可能になります。
First, the ITE can use IPv4 fragmentation to fragment inner IPv4 packets with DF=0 before SEAL encapsulation to avoid lower-layer segmentation and reassembly. Secondly, the SEAL layer itself provides a simple cutting-and-pasting capability for mid-layer packets to avoid IPv4 fragmentation on the outer packet. Finally, ordinary IPv4 fragmentation is permitted on the outer packet after SEAL encapsulation and used to detect and dampen any in-the-network fragmentation as quickly as possible.
まず、ITEはIPv4フラグメンテーションを使用して、シールカプセル化の前にDF = 0で内側のIPv4パケットを断片化して、低レイヤーのセグメンテーションと再組み立てを避けることができます。第二に、シール層自体は、外側のパケットのIPv4断片化を避けるために、中層パケットのシンプルな切断と摂取機能を提供します。最後に、シールカプセル化後の外側パケットでは通常のIPv4断片化が許可され、可能な限り迅速にネットワークの断片化を検出して減衰させるために使用されます。
The following sections specify the SEAL-related operations of the ITE and ETE, respectively:
次のセクションでは、それぞれITEとETEのシール関連操作を指定します。
The ITE configures a tunnel virtual interface over one or more underlying links that connect the border node to the subnetwork. The tunnel interface must present a fixed MTU to the inner IP layer (i.e., Layer 3) as the size for admission of inner IP packets into the tunnel. Since the tunnel interface may support a potentially large set of ETEs, however, care must be taken in setting a greatest-common-denominator MTU for all ETEs while still upholding end system expectations.
ITEは、ボーダーノードをサブネットワークに接続する1つまたは複数の基礎となるリンク上にトンネル仮想インターフェイスを構成します。トンネルインターフェイスは、内側のIPパケットをトンネルに入院するためのサイズとして、内側のIPレイヤー（つまり、レイヤー3）に固定MTUを提示する必要があります。ただし、トンネルインターフェイスは潜在的に大規模なETEセットをサポートする可能性があるため、最終システムの期待を維持しながら、すべてのETEに最大のコモンデノミネーターMTUを設定することに注意する必要があります。
Due to the ubiquitous deployment of standard Ethernet and similar networking gear, the nominal Internet cell size has become 1500 bytes; this is the de facto size that end systems have come to expect will either be delivered by the network without loss due to an MTU restriction on the path or a suitable PTB message returned. However, the network may not always deliver the necessary PTBs, leading to MTU-related black holes [RFC2923]. The ITE therefore requires a means for conveying 1500 byte (or smaller) packets to the ETE without loss due to MTU restrictions and without dependence on PTB messages from within the subnetwork.
標準イーサネットと同様のネットワーキングギアのユビキタスな展開により、名目上のインターネットセルサイズは1500バイトになりました。これは、パスのMTU制限または適切なPTBメッセージが返されたため、エンドシステムがネットワークによって損失なく配信されると予想される事実上のサイズです。ただし、ネットワークは常に必要なPTBを提供するとは限らず、MTU関連のブラックホールにつながる可能性があります[RFC2923]。したがって、ITEには、MTUの制限のために、およびサブネットワーク内からのPTBメッセージに依存せずに、1500バイト（またはより小さな）パケットをETEに伝達する手段が必要です。
In common deployments, there may be many forwarding hops between the original source and the ITE. Within those hops, there may be additional encapsulations (IPSec, L2TP, etc.) such that a 1500 byte packet sent by the original source might grow to a larger size by the time it reaches the ITE for encapsulation as an inner IP packet. Similarly, additional encapsulations on the path from the ITE to the ETE could cause the encapsulated packet to become larger still and trigger in-the-network fragmentation. In order to preserve the end system expectations, the ITE therefore requires a means for conveying these larger packets to the ETE even though there may be links within the subnetwork that configure a smaller MTU.
一般的な展開では、元のソースとITEの間に多くの転送ホップがある場合があります。これらのホップ内では、元のソースから送信された1500バイトパケットが、内部IPパケットとしてカプセル化のためにITEに達するまでに大きなサイズに成長する可能性があるため、追加のカプセル（IPSEC、L2TPなど）がある場合があります。同様に、ITEからETEへのパス上の追加のカプセル化により、カプセル化されたパケットが大きくなり、ネットワーク内の断片化を引き起こす可能性があります。したがって、最終システムの期待を維持するために、ITEには、小さいMTUを構成するサブネットワーク内にリンクがある場合でも、これらの大きなパケットをETEに伝える手段が必要です。
The ITE should therefore set a tunnel virtual interface MTU of 1500 bytes plus extra room to accommodate any additional encapsulations that may occur on the path from the original source (i.e., even if the path to the ETE does not support an MTU of this size). The ITE can set larger MTU values still, but should select a value that is not so large as to cause excessive PTBs coming from within the tunnel interface (see Sections 4.2.2 and 4.2.6). The ITE can also set smaller MTU values; however, care must be taken not to set so small a value that original sources would experience an MTU underflow. In particular, IPv6 sources must see a minimum path MTU of 1280 bytes, and IPv4 sources should see a minimum path MTU of 576 bytes.
したがって、ITEは、1500バイトのトンネル仮想インターフェイスMTUと、元のソースからのパスで発生する可能性のある追加のカプセルに対応する余分な部屋を設定する必要があります（つまり、ETEへのパスがこのサイズのMTUをサポートしていない場合でも）。ITEはまだより大きなMTU値を設定できますが、トンネルインターフェイス内から来る過剰なPTBを引き起こすほど大きくない値を選択する必要があります（セクション4.2.2および4.2.6を参照）。ITEは、より小さなMTU値を設定することもできます。ただし、元のソースがMTUアンダーフローを経験するほど小さな値を設定しないように注意する必要があります。特に、IPv6ソースは1280バイトの最小パスMTUを確認する必要があり、IPv4ソースは576バイトの最小パスMTUが表示されるはずです。
The inner IP layer consults the tunnel interface MTU when admitting a packet into the interface. For inner IPv4 packets larger than the tunnel interface MTU and with the IPv4 Don't Fragment (DF) bit set to 0, the inner IPv4 layer uses IPv4 fragmentation to break the packet into fragments no larger than the tunnel interface MTU (but, see also Section 4.2.3), then admits each fragment into the tunnel as an independent packet. For all other inner packets (IPv4 or IPv6), the ITE admits the packet if it is no larger than the tunnel interface MTU; otherwise, it drops the packet and sends an ICMP PTB message with an MTU value of the tunnel interface MTU to the source.
内側のIPレイヤーは、パケットをインターフェイスに入れるときにトンネルインターフェイスMTUに相談します。トンネルインターフェイスMTUよりも大きい内側のIPv4パケットの場合、IPv4は0に設定されていないIPv4のビット（df）ビットを0に設定すると、内側のIPv4レイヤーはIPv4フラグメンテーションを使用して、トンネルインターフェイスMTUより大きいフラグメントにパケットを分割します（ただし、参照また、セクション4.2.3）は、各フラグメントを独立したパケットとしてトンネルに入れることを認めます。他のすべての内側パケット（IPv4またはIPv6）について、ITEは、トンネルインターフェイスMTUよりも大きくない場合、パケットを認めます。それ以外の場合は、パケットをドロップし、トンネルインターフェイスMTUのMTU値を含むICMP PTBメッセージをソースに送信します。
As for any transport layer protocol, ITEs use the MTU of the underlying IPv4 interface, the length of any mid-layer '*' headers and trailers, and the length of the outer SEAL/*/IPv4 headers to determine the maximum size for a SEAL segment (see Section 4.2.3). For example, when the underlying IPv4 interface advertises an MTU of 1500 bytes and the ITE inserts a minimum-length (i.e., 20-byte) IPv4 header, the ITE sees a maximum segment size of 1480 bytes. When the ITE inserts IPv4 header options, the size is further reduced by as many as 40 additional bytes (the maximum length for IPv4 options) such that as few as 1440 bytes may be available for the upper-layer payload. When the ITE inserts additional '*' encapsulations, the maximum segment size is reduced further still.
任意の輸送層プロトコルについては、ITEは基礎となるIPv4インターフェイスのMTU、中層の長さの「*」ヘッダーとトレーラーの長さ、および外側シールの長さ/*/IPv4ヘッダーの長さを使用して、シールセグメント（セクション4.2.3を参照）。たとえば、基礎となるIPv4インターフェイスが1500バイトのMTUを宣伝し、ITEが最小長（つまり20バイト）IPv4ヘッダーを挿入すると、ITEは1480バイトの最大セグメントサイズを見ます。ITEがIPv4ヘッダーオプションを挿入すると、サイズはさらに40個の追加バイト（IPv4オプションの最大長）がさらに縮小され、上層層ペイロードで1440バイトが1440バイトを使用できます。ITEが追加の '*'カプセルを挿入すると、最大セグメントのサイズがさらに縮小されます。
The ITE must additionally account for the length of the SEAL header itself as an extra encapsulation that further reduces the maximum segment size. The length of the SEAL header is not incorporated in the IPv4 header length; therefore, the network does not observe the SEAL header as an IPv4 option. In this way, the SEAL header is inserted after the IPv4 options but before the upper-layer payload in exactly the same manner as for IPv6 extension headers.
ITEは、最大セグメントサイズをさらに削減する追加のカプセル化として、シールヘッダー自体の長さをさらに説明する必要があります。シールヘッダーの長さは、IPv4ヘッダーの長さに組み込まれていません。したがって、ネットワークはIPv4オプションとしてシールヘッダーを観察しません。このようにして、IPv4拡張ヘッダーとまったく同じ方法で、IPv4オプションの後、上層層ペイロードの前にシールヘッダーが挿入されます。
For each ETE, the ITE maintains the length of any mid-layer '*' encapsulation headers and trailers (e.g., for '*' = AH, ESP, NULL, etc.) in a variable 'MHLEN' and maintains the length of the outer SEAL/*/IPv4 encapsulation headers in a variable 'OHLEN'. The ITE further maintains a variable 'HLEN' set to MHLEN plus OHLEN. The ITE maintains a SEAL Maximum Reassembly Unit (S_MRU) value for each ETE as soft state within the tunnel interface (e.g., in the IPv4 destination cache). The ITE initializes S_MRU to a value no larger than 2KB and uses this value to determine the maximum-sized packet it will require the ETE to reassemble. The ITE additionally maintains a SEAL Maximum Segment Size (S_MSS) value for each ETE. The ITE initializes S_MSS to the maximum of (the underlying IPv4 interface MTU minus OHLEN) and S_MRU/8 bytes, and decreases or increases S_MSS based on any ICMPv4 Fragmentation Needed messages received (see Section 4.2.6).
各ETEについて、ITEは、変数「Mhlen」で中層「*」カプセル化ヘッダーとトレーラー（「*」= ah、esp、nullなど）の長さを維持し、の長さを維持します。Auter Seal/*/IPv4カプセル化ヘッダー変数「Ohlen」のヘッダー。ITEはさらに、Mhlen Plus Ohlenに設定された変数「Hlen」を維持します。ITEは、各ETEのシール最大再組み立てユニット（S_MRU）値を、トンネルインターフェイス内のソフト状態として維持します（例：IPv4宛先キャッシュ）。ITEは、S_MRUを2kB以下の値に初期化し、この値を使用して、ETEが再組み立てを必要とする最大サイズのパケットを決定します。ITEは、各ETEのシール最大セグメントサイズ（S_MSS）値をさらに維持します。ITEは、S_MSSを最大値（基礎となるIPv4インターフェイスMTUマイナスOHLEN）およびS_MRU/8バイトに初期化し、受信したICMPV4フラグメンテーションに基づいてS_MSSを減少または増加させます（セクション4.2.6を参照）。
The ITE performs segmentation and encapsulation on inner packets that have been admitted into the tunnel interface. For inner IPv4 packets with the DF bit set to 0, if the length of the inner packet is larger than (S_MRU - HLEN), the ITE uses IPv4 fragmentation to break the packet into IPv4 fragments no larger than (S_MRU - HLEN). For unfragmentable inner packets (e.g., IPv6 packets, IPv4 packets with DF=1, etc.), if the length of the inner packet is larger than (MAX(S_MRU, S_MSS) - HLEN), the ITE drops the packet and sends an ICMP PTB message with an MTU value of (MAX(S_MRU, S_MSS) - HLEN) back to the original source.
ITEは、トンネルインターフェイスに入院した内部パケットでセグメンテーションとカプセル化を実行します。DFビットが0に設定された内部IPv4パケットの場合、内側のパケットの長さが（s_mru -hlen）より大きい場合、ITEはIPv4フラグメンテーションを使用して、パケットを（s_mru -hlen）以上のIPv4フラグメントに分割します。不正確な内側のパケット（例：IPv6パケット、df = 1などのIPv4パケットなど）の場合、内側のパケットの長さが（max（s_mru、s_mss）-hlen）よりも大きい場合、ITEはパケットをドロップして送信します。（Max（S_MRU、S_MSS）-HLEN）のMTU値を持つICMP PTBメッセージは、元のソースに戻ります。
The ITE then encapsulates each inner packet/fragment in the MHLEN
bytes of mid-layer '*' headers and trailers. For each such resulting
mid-layer packet of length 'M', if (S_MRU >= (M + OHLEN) > S_MSS),
the ITE must perform SEAL segmentation. To do so, it breaks the mid-
layer packet into N segments (N <= 8) that are no larger than
(MIN(1KB, S_MSS) - OHLEN) bytes each. Each segment, except the final
one, MUST be of equal length, while the final segment MUST be no
larger than the initial segment. The first byte of each segment MUST
begin immediately after the final byte of the previous segment, i.e.,
the segments MUST NOT overlap. The ITE should generate the smallest
number of segments possible, e.g., it should not generate 6 smaller
segments when the packet could be accommodated with 4 larger
segments.
Note that this SEAL segmentation ignores the fact that the mid-layer packet may be unfragmentable. This segmentation process is a mid-layer (not an IP layer) operation employed by the ITE to adapt the mid-layer packet to the subnetwork path characteristics, and the ETE will restore the packet to its original form during reassembly.
このシールセグメンテーションは、ミッドレイヤーパケットがフラッゲンメント不可能である可能性があるという事実を無視していることに注意してください。このセグメンテーションプロセスは、ITEが採用する中間層（IPレイヤーではない）操作であり、中層パケットをサブネットワークパスの特性に適応させ、ETEは再組み立て中にパケットを元のフォームに復元します。
Therefore, the fact that the packet may have been segmented within the subnetwork is not observable outside of the subnetwork.
したがって、パケットがサブネットワーク内でセグメント化された可能性があるという事実は、サブネットワークの外では観察できません。
The ITE next encapsulates each segment in a SEAL header formatted as follows:
ITEは、次のようにフォーマットされたシールヘッダーで各セグメントをカプセル化します。
0 1 2 3
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 0 1
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
| ID Extension |A|R|M|RSV| SEG | Next Header |
+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+-+
Figure 2: SEAL Header Format
図2：シールヘッダー形式
where the header fields are defined as follows:
ここで、ヘッダーフィールドが次のように定義されています。
ID Extension (16) a 16-bit extension of the Identification field in the outer IPv4 header; encodes the most-significant 16 bits of a 32 bit SEAL_ID value.
ID拡張（16）外側IPv4ヘッダーの識別フィールドの16ビット拡張機能。32ビットSEAL_ID値の最も重要な16ビットをエンコードします。
A (1) the "Acknowledgement Requested" bit. Set to 1 if the ITE wishes to receive an explicit acknowledgement from the ETE.
a（1）「要求された」ビット。ITEがETEから明示的な承認を受けたい場合に1に設定します。
R (1) the "Report Fragmentation" bit. Set to 1 if the ITE wishes to receive a report from the ETE if any IPv4 fragmentation occurs.
R（1）「レポートフラグメンテーション」ビット。IPv4フラグメンテーションが発生した場合、ITEがETEからレポートを受け取りたい場合は1に設定します。
M (1) the "More Segments" bit. Set to 1 if this SEAL protocol packet contains a non-final segment of a multi-segment mid-layer packet.
m（1）「より多くのセグメント」ビット。このシールプロトコルパケットには、マルチセグメントミッドレイヤーパケットの非ファイナルセグメントが含まれている場合、1に設定します。
RSV (2) a 2-bit field reserved for future use. Must be set to 0 for the purpose of this specification.
RSV（2）将来の使用のために予約されている2ビットフィールド。この仕様の目的では、0に設定する必要があります。
SEG (3) a 3-bit segment number. Encodes a segment number between 0 - 7.
セグ（3）3ビットセグメント番号。0〜7の間のセグメント番号をエンコードします。
Next Header (8) an 8-bit field that encodes an Internet Protocol number the same as for the IPv4 protocol and IPv6 next header fields.
次のヘッダー（8）IPv4プロトコルおよびIPv6次のヘッダーフィールドと同じインターネットプロトコル番号をエンコードする8ビットフィールド。
For single-segment mid-layer packets, the ITE encapsulates the segment in a SEAL header with (M=0; SEG=0). For N-segment mid-layer packets (N <= 8), the ITE encapsulates each segment in a SEAL header with (M=1; SEG=0) for the first segment, (M=1; SEG=1) for the second segment, etc., with the final segment setting (M=0; SEG=N-1).
単一セグメントの中層パケットの場合、ITEは（m = 0; seg = 0）のシールヘッダーのセグメントをカプセル化します。nセグメントミッドレイヤーパケット（n <= 8）の場合、ITEは、最初のセグメントの（m = 1; seg = 0）のシールヘッダーの各セグメントをカプセル化します。2番目のセグメントなど、最終セグメント設定（M = 0; SEG = n-1）。
The ITE next sets RSV='00' and sets the A and R bits in the SEAL header of the first segment according to whether the packet is to be used as an explicit/implicit probe as specified in Section 4.2.4. The ITE then writes the Internet Protocol number corresponding to the mid-layer packet in the SEAL 'Next Header' field and encapsulates each segment in the requisite */IPv4 outer headers according to the specific encapsulation format (e.g., [RFC2003], [RFC4213], [RFC4380], etc.), except that it writes 'SEAL_PROTO' in the protocol field of the outer IPv4 header (when simple IPv4 encapsulation is used) or writes 'SEAL_PORT' in the outer destination service port field (e.g., when UDP/IPv4 encapsulation is used). The ITE finally sets packet identification values as specified in Section 4.2.5 and sends the packets as specified in Section 4.2.6.
次に、ITEはRSV = '00 'を設定し、セクション4.2.4で指定されているように、パケットが明示的/暗黙的プローブとして使用されるかどうかに従って、最初のセグメントのシールヘッダーにAおよびRビットを設定します。ITEは、シール「次のヘッダー」フィールドの中間層パケットに対応するインターネットプロトコル番号を書き込み、特定のカプセル化形式（[RFC2003]、[RFC4213に従って、必要な */IPv4外側ヘッダーの各セグメントをカプセル化します。]、[rfc4380]など）。外側のIPv4ヘッダーのプロトコルフィールドに「SEAL_Proto」を書き込み（単純なIPv4カプセル化が使用される場合）、または外部宛先サービスポートフィールドに「SEAL_PORT」を書き込むことを除いて（たとえば、いつ、UDP/IPv4カプセル化が使用されます）。ITEは最後に、セクション4.2.5で指定されているパケット識別値を設定し、セクション4.2.6で指定されているパケットを送信します。
When S_MSS is larger than S_MRU/8 bytes, the ITE sends ordinary encapsulated data packets as implicit probes to detect in-the-network IPv4 fragmentation and to determine new values for S_MSS. The ITE sets R=1 in the SEAL header of a packet with SEG=0 to be used as an implicit probe, and will receive ICMPv4 Fragmentation Needed messages from the ETE if any IPv4 fragmentation occurs. When the ITE has already reduced S_MSS to the minimum value, it instead sets R=0 in the SEAL header to avoid generating fragmentation reports for unavoidable in-the-network fragmentation.
S_MSSがS_MRU/8バイトよりも大きい場合、ITEは通常のカプセル化されたデータパケットを暗黙のプローブとして送信して、ネットワーク内のIPv4断片化を検出し、S_MSの新しい値を決定します。ITEは、暗黙のプローブとして使用されるSEG = 0を持つパケットのシールヘッダーにr = 1を設定し、IPv4断片化が発生した場合、ETEから必要なメッセージを受信します。ITEがすでにS_MSSを最小値に減らしている場合、代わりにシールヘッダーにr = 0を設定して、避けられないネットワークの断片化の断片化レポートの生成を避けます。
The ITE should send explicit probes periodically to manage a window of SEAL_IDs of outstanding probes as a means to validate any ICMPv4 messages it receives. The ITE sets A=1 in the SEAL header of a packet with SEG=0 to be used as an explicit probe, where the probe can be either an ordinary data packet or a NULL packet created by setting the 'Next Header' field in the SEAL header to a value of "No Next Header" (see Section 4.7 of [RFC2460]).
ITEは、受信するICMPV4メッセージを検証する手段として、顕著なプローブのSEAL_IDのウィンドウを管理するために定期的に明示的なプローブを送信する必要があります。ITEは、SEG = 0を持つパケットのシールヘッダーにA = 1を明示的なプローブとして設定します。ここで、プローブは通常のデータパケットまたは「次のヘッダー」フィールドを設定することによって作成されたヌルパケットのいずれかです。ヘッダーは「次のヘッダーなし」の値にシールします（[RFC2460]のセクション4.7を参照）。
The ITE should further send explicit probes, periodically, to detect increases in S_MSS by resetting S_MSS to the maximum of (the underlying IPv4 interface MTU minus OHLEN) and S_MRU/8 bytes, and/or by sending explicit probes that are larger than the current S_MSS.
ITEは、S_MSSを最大（基礎となるIPv4インターフェイスMTUマイナスOHLEN）およびS_MRU/8バイトにリセットすることにより、S_MSSの増加を検出するために、定期的に明示的なプローブをさらに送信する必要があります。S_MSS。
Finally, the ITE MAY send "expendable" probe packets with DF=1 (see Section 4.2.6) in order to generate ICMPv4 Fragmentation Needed messages from routers on the path to the ETE.
最後に、ITEは、ETEへの経路上のルーターから必要なメッセージを生成するために、DF = 1（セクション4.2.6を参照）を備えた「消耗品」プローブパケットを送信する場合があります。
For the purpose of packet identification, the ITE maintains a 32-bit SEAL_ID value as per-ETE soft state, e.g., in the IPv4 destination cache. The ITE randomly initializes SEAL_ID when the soft state is created and monotonically increments it (modulo 2^32) for each successive SEAL protocol packet it sends to the ETE. For each packet, the ITE writes the least-significant 16 bits of the SEAL_ID value in the Identification field in the outer IPv4 header, and writes the most-significant 16 bits in the ID Extension field in the SEAL header.
パケット識別の目的のために、ITEは32ビットのSEAL_ID値を、たとえばIPv4宛先キャッシュで、ETEごとのソフト状態として維持します。ITEは、ソフト状態が作成されたときにSEAL_IDをランダムに初期化し、ATEに送信する各シールプロトコルパケットについて、単調に増加します（Modulo 2^32）。各パケットについて、ITEは、外側のIPv4ヘッダーの識別フィールドにSEAL_ID値の16ビットを最も重要でない16ビットを書き込み、シールヘッダーのID拡張フィールドに最も重要な16ビットを書き込みます。
For SEAL encapsulations specifically designed for the traversal of IPv4 Network Address Translators (NATs), e.g., for encapsulations that insert a UDP header between the SEAL header and outer IPv4 header such as IPv6/SEAL/UDP/IPv4, the ITE instead maintains SEAL_ID as a 16-bit value that it randomly initializes when the soft state is created and monotonically increments (modulo 2^16) for each successive packet. For each packet, the ITE writes SEAL_ID in the ID extension field of the SEAL header and writes a random 16-bit value in the Identification field in the outer IPv4 header. This is due to the fact that the ITE has no way to control IPv4 NATs in the path that could rewrite the Identification value in the outer IPv4 header.
IPv4ネットワークアドレス翻訳者（NAT）のトラバーサルのために特別に設計されたシールカプセルの場合、たとえば、シールヘッダーとIPv6/SEAL/UDP/IPV4などの外側IPv4ヘッダーの間にUDPヘッダーを挿入するカプセルの場合、ITEは代わりにSEAL_IDを維持します。ソフト状態が作成されたときにランダムに初期化する16ビット値と、各パケットごとに単調に増加します（Modulo 2^16）。各パケットについて、ITEはシールヘッダーのID拡張フィールドにSEAL_IDを書き込み、外側IPv4ヘッダーの識別フィールドにランダムな16ビット値を書き込みます。これは、ITEが外側のIPv4ヘッダーの識別値を書き換えることができるパス内のIPv4 NATを制御する方法がないという事実によるものです。
Following SEAL segmentation and encapsulation, the ITE sets DF=0 in the outer IPv4 header of every outer packet it sends. For "expendable" packets (e.g., for NULL packets used as probes -- see Section 4.2.4), the ITE may instead set DF=1.
シールのセグメンテーションとカプセル化に続いて、ITEは、送信するすべての外側パケットの外側IPv4ヘッダーにdf = 0を設定します。「消費可能な」パケット（例：プローブとして使用されるヌルパケットの場合 - セクション4.2.4を参照）の場合、ITEは代わりにDF = 1を設定することができます。
The ITE then sends each outer packet that encapsulates a segment of the same mid-layer packet into the tunnel in canonical order, i.e., segment 0 first, followed by segment 1, etc. and finally segment N-1.
次に、ITEは、同じミッドレイヤーパケットのセグメントを標準的な順序でトンネルにカプセル化する各外側パケットを送信します。
The ITE may receive "raw" ICMPv4 error messages from either the ETE or routers within the subnetwork that comprise an outer IPv4 header, followed by an ICMPv4 header, followed by a portion of the SEAL packet that generated the error (also known as the "packet-in-error"). For such messages, the ITE can use the 32-bit SEAL ID encoded in the packet-in-error as a nonce to confirm that the ICMP message came from either the ETE or an on-path router. The ITE MAY process raw ICMPv4 messages as soft errors indicating that the path to the ETE may be failing.
ITEは、外側のIPv4ヘッダーを構成するサブネットワーク内のETEまたはルーターのいずれかから「RAW」ICMPV4エラーメッセージを受信し、その後にICMPV4ヘッダーが続き、その後、エラーを生成するシールパケットの一部が続きます（」パケットインエラー "）。このようなメッセージの場合、ITEは、ICMPメッセージがETEまたはPATHルーターのいずれかから来たことを確認するために、パケットインエラーでエンコードされた32ビットシールIDを非CEとして使用できます。ITEは、eTEへのパスが故障している可能性があることを示すソフトエラーとして、生のICMPV4メッセージをソフトエラーとして処理する場合があります。
The ITE should specifically process raw ICMPv4 Protocol Unreachable messages as a hint that the ETE does not implement the SEAL protocol.
ITEは、ETEがシールプロトコルを実装していないというヒントとして、RAW ICMPV4プロトコルの到達不可能なメッセージを具体的に処理する必要があります。
In addition to any raw ICMPv4 messages, the ITE may receive SEAL-encapsulated ICMPv4 messages from the ETE that comprise outer ICMPv4/ */SEAL/*/IPv4 headers followed by a portion of the SEAL-encapsulated packet-in-error. The ITE can use the 32-bit SEAL ID encoded in the packet-in-error as well as information in the outer IPv4 and SEAL headers as nonces to confirm that the ICMP message came from a legitimate ETE. The ITE then verifies that the SEAL_ID encoded in the packet-in-error is within the current window of transmitted SEAL_IDs for this ETE. If the SEAL_ID is outside of the window, the ITE discards the message; otherwise, it advances the window and processes the message.
RAW ICMPV4メッセージに加えて、ITEは、外側のICMPv4/ */SEAL/ */IPv4ヘッダーを含むETEからシールカプセル化されたICMPV4メッセージを受信し、その後シールカプセル化パケットインエラーの一部が続きます。ITEは、パケットインエラーにエンコードされた32ビットシールIDを使用し、外側のIPv4の情報を使用し、ICMPメッセージが合法的なETEから来たことを確認するために非セースとしてシールヘッダーとして使用できます。その後、ITEは、パケットインエラーでエンコードされたSEAL_IDが、このETEの送信されたSEAL_IDの現在のウィンドウ内にあることを確認します。SEAL_IDがウィンドウの外側にある場合、ITEはメッセージを破棄します。それ以外の場合は、ウィンドウを進めてメッセージを処理します。
The ITE processes SEAL-encapsulated ICMPv4 messages other than ICMPv4 Fragmentation Needed exactly as specified in [RFC0792].
ITEは、[RFC0792]で指定されたとおりに必要なICMPV4フラグメンテーション以外のシールカプセル化ICMPV4メッセージを処理します。
For SEAL-encapsulated ICMPv4 Fragmentation Needed messages, the ITE
sets a variable 'L' to the IPv4 length of the packet-in-error minus
OHLEN. If (L > S_MSS), or if the packet-in-error is an IPv4 first
fragment (i.e., with MF=1; Offset=0) and (L >= (576 - OHLEN)), the
ITE sets (S_MSS = L).
Note that 576 in the above corresponds to the nominal minimum MTU for IPv4 links. When an ITE instead receives an IPv4 first fragment packet-in-error with (L < (576 - OHLEN)), it discovers that IPv4 fragmentation is occurring in the network but it cannot determine the true MTU of the restricting link due to a router on the path generating runt first fragments. The ITE should therefore search for a reduced S_MSS value (to a minimum of S_MRU/8) through an iterative searching strategy that parallels (Section 5 of [RFC1191]).
上記の576は、IPv4リンクの公称最小MTUに対応することに注意してください。ITEが代わりに（L <（576-Ohlen））を使用してIPv4 First Fragment Packet-in-Errorを受信すると、IPv4フラグメンテーションがネットワークで発生していることを発見しますが、Routerのために制限リンクの真MTUを決定することはできません。Runt First Fragmentsを生成するパス上。したがって、ITEは、S_MSS値の減少（S_MRU/8の最低値）を検索して、類似した反復検索戦略（[RFC1191]のセクション5）を検索する必要があります。
This searching strategy may require multiple iterations of sending SEAL packets with DF=0 using a reduced S_MSS and receiving additional Fragmentation Needed messages, but it will soon converge to a stable value. During this process, it is essential that the ITE reduce S_MSS based on the first Fragmentation Needed message received, and refrain from further reducing S_MSS until ICMPv4 Fragmentation Needed messages pertaining to packets sent under the new S_MSS are received.
この検索戦略には、S_MSSの削減を使用してDF = 0でシールパケットを送信し、追加の断片化に必要なメッセージを受信する必要がある場合がありますが、すぐに安定した値に収束します。このプロセス中、ITEは受信した最初の断片化に基づいてS_MSSを削減することが不可欠であり、新しいS_MSの下で送信されたパケットに関連するメッセージが必要なメッセージが必要なメッセージを受信するまで、S_MSSをさらに減らすことを控えることが不可欠です。
As an optimization only, the ITE MAY transcribe SEAL-encapsulated Fragmentation Needed messages that contain sufficient information into corresponding PTB messages to return to the original source.
最適化のみとして、ITEは、元のソースに戻るために対応するPTBメッセージに十分な情報を含むシールにカプセル化された断片化が必要なメッセージを転写する場合があります。
ETEs MUST be capable of using IPv4-layer reassembly to reassemble SEAL protocol outer IPv4 packets up to 2KB in length, and MUST also be capable of using SEAL-layer reassembly to reassemble mid-layer packets up to (2KB - OHLEN). Note that the ITE must retain the SEAL/*/IPv4 header during both IPv4-layer and SEAL-layer reassembly for the purpose of associating the fragments/segments of the same packet.
ETEは、IPv4-layerの再組み立てを使用して、最大2kbのシールプロトコル外側IPv4パケットを再組み立てできる必要があります。また、シール層の再組み立てを使用して（2kb-Ohlen）までの中層パケットを再組み立てできる必要があります。ITEは、同じパケットのフラグメント/セグメントを関連付ける目的で、IPv4レイヤーとシール層の両方の再組み立ての間にシール/*/IPv4ヘッダーを保持する必要があることに注意してください。
The ETE performs IPv4 reassembly as normal, and should maintain a conservative high- and low-water mark for the number of outstanding reassemblies pending for each ITE. When the size of the reassembly buffer exceeds this high-water mark, the ETE actively discards incomplete reassemblies (e.g., using an Active Queue Management (AQM) strategy) until the size falls below the low-water mark. The ETE should also use a reduced IPv4 maximum segment lifetime value (e.g., 15 seconds), i.e., the time after which it will discard an incomplete IPv4 reassembly for a SEAL protocol packet. Finally, the ETE should also actively discard any pending reassemblies that clearly have no opportunity for completion, e.g., when a considerable number of new IPv4 fragments have been received before a fragment that completes a pending reassembly has arrived.
ETEは、通常のようにIPv4の再組み立てを実行し、各ITEの保留中の未払いの再組み立ての数に対して保守的な高水および低水マークを維持する必要があります。再組み立てバッファーのサイズがこの高水マークを超えると、ETEは、サイズが低水マークを下回るまで、不完全な再組み立て（たとえば、アクティブキュー管理（AQM）戦略を使用する）を積極的に破棄します。ETEは、IPv4の最大セグメントの寿命値を削減する（例：15秒）、つまりシールプロトコルパケットの不完全なIPv4再組み立てを破棄する時間も使用する必要があります。最後に、ETEは、明らかに完了の機会がないことは明らかに保留中の再組み立てを積極的に破棄する必要があります。
After reassembly, the ETE either accepts or discards the reassembled packet based on the current status of the IPv4 reassembly cache (congested versus uncongested). The SEAL_ID included in the IPv4 first fragment provides an additional level of reassembly assurance, since it can record a distinct arrival timestamp useful for associating the first fragment with its corresponding non-initial fragments. The choice of accepting/discarding a reassembly may also depend on the strength of the upper-layer integrity check if known (e.g., IPSec/ESP provides a strong upper-layer integrity check) and/or the corruption tolerance of the data (e.g., multicast streaming audio/video may be more corruption-tolerant than file transfer, etc.). In the limiting case, the ETE may choose to discard all IPv4 reassemblies and process only the IPv4 first fragment for SEAL-encapsulated error generation purposes (see the following sections).
再組み立て後、ETEは、IPv4再組み立てキャッシュの現在のステータスに基づいて再構築されたパケットを受け入れるか破棄します（混雑と充実していない）。IPv4 First Fragmentに含まれるSEAL_IDは、最初のフラグメントを対応する非独創的なフラグメントに関連付けるのに役立つ明確な到着タイムスタンプを記録できるため、再組み立て保証の追加レベルを提供します。再組み立てを受け入れる/廃棄するという選択は、既知の場合（例えば、IPSEC/ESPが強力な上層層の完全性チェックを提供する）、および/またはデータの腐敗許容範囲（例：マルチキャストストリーミングオーディオ/ビデオは、ファイル転送などよりも汚職耐性が高い場合があります。制限の場合、ETEはすべてのIPv4再組み立てを破棄し、シールにカプセル化されたエラー生成の目的でIPv4の最初のフラグメントのみを処理することを選択できます（以下のセクションを参照）。
During IPv4-layer reassembly, the ETE determines whether the packet belongs to the SEAL protocol by checking for SEAL_PROTO in the outer IPv4 header (i.e., for simple IPv4 encapsulation) or for SEAL_PORT in the outer */IPv4 header (e.g., for '*'=UDP). When the ETE processes the IPv4 first fragment (i.e, one with DF=1 and Offset=0 in the IPv4 header) of a SEAL protocol IPv4 packet with (R=1; SEG=0) in the SEAL header, it sends a SEAL-encapsulated ICMPv4 Fragmentation Needed message back to the ITE with the MTU field set to 0. (Note that setting a non-zero value in the MTU field of the ICMPv4 Fragmentation Needed message would be redundant with the length value in the IPv4 header of the first fragment, since this value is set to the correct path MTU through in-the-network fragmentation. Setting the MTU field to 0 therefore avoids the ambiguous case in which the MTU field and the IPv4 length field of the first fragment would record different non-zero values.)
IPv4-layerの再組み立て中、ETEは、パケットが外側のIPv4ヘッダーのSEAL_Proto（つまり、単純なIPv4カプセル化の場合）をチェックするか、外側 */IPv4ヘッダーのSEAL_PORT（例えば ' *'= udp）。ETEがIPv4の最初のフラグメント（すなわち、1つ、DF = 1、IPv4ヘッダーでDF = 1、OffSet = 0）を処理すると、シールヘッダーに（r = 1; SEG = 0）を含むIPv4パケットのIPv4パケットを処理すると、シールが送信されます。-Apsulated ICMPV4断片化には、MTUフィールドが0に設定された状態でITEに戻るメッセージが必要でした（ICMPV4フラグメンテーションのMTUフィールドに非ゼロ値を設定する必要があるメッセージは、メッセージが必要になることに注意してください。最初のフラグメントは、この値がネットワークの断片化を介して正しいパスMTUに設定されているためです。したがって、MTUフィールドを0に設定すると、MTUフィールドと最初のフラグメントのIPv4長さフィールドが異なる非nonが記録される曖昧な場合を回避します。 - ゼロ値。）
When the ETE processes a SEAL protocol IPv4 packet with (A=1; SEG=0) for which no IPv4 reassembly was required, or for which IPv4 reassembly was successful and the R bit was not set, it sends a SEAL-encapsulated ICMPv4 Fragmentation Needed message back to the ITE with the MTU value set to 0. Note therefore that when both the A and R bits are set and fragmentation occurs, the ETE only sends a single ICMPv4 Fragmentation Needed message, i.e., it does not send two separate messages (one for the first fragment and a second for the reassembled whole SEAL packet).
ETEがIPv4再組み立てが不要な（a = 1; seg = 0）を使用してシールプロトコルIPv4パケットを処理する場合、またはIPv4再組み立てが成功し、Rビットが設定されていない場合、シールにカプセル化されたICMPV4断片化が送信されます。必要なメッセージは、MTU値を0に設定してITEに戻る必要があります。したがって、AビットとRの両方が設定され、断片化が発生した場合、ETEは単一のICMPV4断片化が必要なメッセージを送信するだけです。つまり、2つの個別のメッセージは送信されません。（最初のフラグメント用に1つ、再組み立てされた全体のシールパケットには2つ目）。
The ETE prepares the ICMPv4 Fragmentation Needed message by encapsulating as much of the first fragment (or the non-fragmented packet) as possible in outer */SEAL/*/IPv4 headers without the length of the message exceeding 576 bytes, as shown in Figure 3:
ETEは、図に示すように、メッセージの長さを超えて576バイトを超えない外側の */seal/ */ipv4ヘッダーで、最初のフラグメント（または非フラグメントパケット）を可能な限りカプセル化することにより、ICMPV4フラグメンテーションが必要なメッセージを準備します。3：
+-------------------------+ -
| | ~ Outer */SEAL/*/IPv4 hdrs~ |
| | |
+-------------------------+ |
| ICMPv4 Header | |
|(Dest Unreach; Frag Need)| |
+-------------------------+ |
| | > Up to 576 bytes
~ IP/*/SEAL/*/IPv4 ~ |
~ hdrs of packet/fragment ~ |
| | |
+-------------------------+ |
| | |
~ Data of packet/fragment ~ |
| | /
+-------------------------+ -
Figure 3: SEAL-Encapsulated ICMPv4 Fragmentation Needed Message
図3：シールカプセル化ICMPV4の断片化にはメッセージが必要でした
The ETE next sets A=0, R=0, and SEG=0 in the outer SEAL header, sets the SEAL_ID the same as for any SEAL packet, then sets the SEAL Next Header field and the fields of the outer */IPv4 headers the same as for ordinary SEAL encapsulation. The ETE then sets the outer IPv4 destination and source addresses to the source and destination addresses (respectively) of the packet/fragment. If the destination address in the packet/fragment was multicast, the ETE instead sets the outer IPv4 source address to an address assigned to the underlying IPv4 interface. The ETE finally sends the SEAL-encapsulated ICMPv4 message to the ITE the same as specified in Section 4.2.5, except that when the A bit in the packet/fragment is not set, the ETE sends the messages subject to rate limiting since it is not entirely critical that all fragmentation be reported to the ITE.
ETEは、外側シールヘッダーのa = 0、r = 0、およびseg = 0を設定し、シールパケットと同じようにSEAL_IDを設定し、シールの次のヘッダーフィールドと外側 */IPv4ヘッダーのフィールドを設定します通常のシールカプセル化と同じです。ETEは、パケット/フラグメントの外側IPv4宛先とソースアドレスを（それぞれ）ソースおよび宛先アドレスに設定します。パケット/フラグメントの宛先アドレスがマルチキャストの場合、ETEは代わりに、外側のIPv4ソースアドレスを基礎となるIPv4インターフェイスに割り当てられたアドレスに設定します。ETEは最終的に、パケット/フラグメントのAが設定されていない場合、ETEは、それがあるため、レート制限の対象となるメッセージを送信することを除いて、セクション4.2.5で指定されたものと同じものにシールカプセル化されたICMPV4メッセージをITEに送信します。すべての断片化がITEに報告されることは完全に重要ではありません。
Following IPv4 reassembly of a SEAL packet with (RSV!=0; SEG=0), if the packet is not a SEAL-encapsulated ICMPv4 message, the ETE generates a SEAL-encapsulated ICMPv4 Parameter Problem message with pointer set to the flags field in the SEAL header, sends the message back to the ITE in the same manner specified in Section 4.3.3, then drops the packet. For all other SEAL packets, the ETE adds the packet to a SEAL-Layer pending-reassembly queue if either the M bit or the SEG field in the SEAL header is non-zero.
（RSV！= 0; SEG = 0）を使用したシールパケットのIPv4再組み立てに続いて、パケットがシールにカプセル化されたICMPV4メッセージではない場合、ETEはシールにカプセル化されたICMPV4パラメーター問題メッセージを生成します。シールヘッダーは、セクション4.3.3で指定されたのと同じ方法でメッセージをITEに送り返し、パケットをドロップします。他のすべてのシールパケットについて、ETEは、シールヘッダーのMビットまたはセグフィールドのいずれかがゼロでない場合、シール層保留中のリアスセンブリキューにパケットを追加します。
The ETE performs SEAL-layer reassembly through simple in-order concatenation of the encapsulated segments from N consecutive SEAL protocol packets from the same mid-layer packet. SEAL-layer reassembly requires the ETE to maintain a cache of recently received segments for a hold time that would allow for reasonable inter-segment delays. The ETE uses a SEAL maximum segment lifetime of 15 seconds for this purpose, i.e., the time after which it will discard an incomplete reassembly. However, the ETE should also actively discard any pending reassemblies that clearly have no opportunity for completion, e.g., when a considerable number of new SEAL packets have been received before a packet that completes a pending reassembly has arrived.
ETEは、同じ中層パケットからのN連続シールプロトコルパケットからのカプセル化されたセグメントの単純な順序合わせにより、シール層の再組み立てを実行します。シール層の再組み立てには、ETEが合理的なセグメント間遅延を可能にする保留時間の最近受信したセグメントのキャッシュを維持する必要があります。ETEは、この目的のために15秒のシール最大セグメント寿命、つまり、不完全な再組み立てを破棄する時間を使用します。ただし、ETEは、明らかに完了の機会がないことは明らかに保留中の再組み立てを積極的に破棄する必要があります。
The ETE reassembles the mid-layer packet segments in SEAL protocol packets that contain segment numbers 0 through N-1, with M=1/0 in non-final/final segments, respectively, and with consecutive SEAL_ID values. That is, for an N-segment mid-layer packet, reassembly entails the concatenation of the SEAL-encapsulated segments with (segment 0, SEAL_ID i), followed by (segment 1, SEAL_ID ((i + 1) mod 2^32)), etc. up to (segment N-1, SEAL_ID ((i + N-1) mod 2^32)). (For SEAL encapsulations specifically designed for traversal of IPv4 NATs, the ETE instead uses only a 16-bit SEAL_ID value, and uses mod 2^16 arithmetic to associate the segments of the same packet.)
ETEは、セグメント番号0からN-1、非ファイナル/最終セグメントでそれぞれM = 1/0を含むシールプロトコルパケットの中層パケットセグメントを再組み立てし、連続したSEAL_ID値を使用します。つまり、nセグメントミッドレイヤーパケットの場合、再組み立ては、（セグメント0、seal_id i）とのシールカプセル化セグメントの連結を伴い、その後に（セグメント1、seal_id（（i 1）mod 2^32））が続きます。、等まで（セグメントn-1、seal_id（（i n-1）mod 2^32））。（IPv4 NATのトラバーサルのために特別に設計されたシールカプセルの場合、ETEは代わりに16ビットSEAL_ID値のみを使用し、MOD 2^16算術を使用して同じパケットのセグメントを関連付けます。）
Following SEAL-layer reassembly, the ETE silently discards the reassembled packet if it was a NULL packet (see Section 4.2.4). In the same manner, the ETE silently discards any reassembled mid-layer packet larger than (2KB - OHLEN) that either experienced IPv4 fragmentation or did not arrive as a single SEAL segment.
シール層の再組み立てに続いて、ETEはヌルパケットである場合、再組み立てパケットを静かに破棄します（セクション4.2.4を参照）。同様に、ETEは、IPv4の断片化を経験したか、単一のシールセグメントとして到着しなかった（2kb -ohlen）より大きい再編成中の中層パケットを静かに破棄します。
Next, if the ETE determines that the inner packet would cause an ICMPv4 error message to be generated, it generates a SEAL-encapsulated ICMPv4 error message, sends the message back to the ITE in the same manner specified in Section 4.3.3, then either accepts or drops the packet according to the type of error. Otherwise, the ETE delivers the inner packet to the upper-layer protocol indicated in the Next Header field.
次に、ETEが内側のパケットがICMPV4エラーメッセージを生成すると判断した場合、シールにカプセル化されたICMPV4エラーメッセージを生成し、セクション4.3.3で指定された同じ方法でメッセージをITEに送り返します。エラーの種類に従ってパケットを受け入れるかドロップします。それ以外の場合、ETEは、次のヘッダーフィールドに示されている上層層プロトコルに内側のパケットを配信します。
Section 4 specifies the operation of SEAL in "tunnel mode", i.e., when there are both an inner and outer IP layer with a SEAL encapsulation layer between. However, the SEAL protocol can also be used in a "transport mode" of operation within a subnetwork region in which the inner-layer corresponds to a transport layer protocol (e.g., UDP, TCP, etc.) instead of an inner IP layer.
セクション4では、「トンネルモード」でのシールの動作を指定します。つまり、シールカプセル化層を備えた内側と外側のIP層の両方がある場合です。ただし、シールプロトコルは、内側層がインナーIP層の代わりに輸送層プロトコル（UDP、TCPなど）に対応するサブネットワーク領域内の「輸送モード」で使用することもできます。
For example, two TCP endpoints connected to the same subnetwork region can negotiate the use of transport-mode SEAL for a connection by inserting a 'SEAL_OPTION' TCP option during the connection establishment phase. If both TCPs agree on the use of SEAL, their protocol messages will be carried as TCP/SEAL/IPv4 and the connection will be serviced by the SEAL protocol using TCP (instead of an encapsulating tunnel endpoint) as the transport layer protocol. The SEAL protocol for transport mode otherwise observes the same specifications as for Section 4.
たとえば、同じサブネットワーク領域に接続されている2つのTCPエンドポイントは、接続確立フェーズ中に「SEAL_OPTION」TCPオプションを挿入することにより、接続に輸送モードシールの使用を交渉できます。両方のTCPがシールの使用に同意した場合、そのプロトコルメッセージはTCP/SEAL/IPv4として運ばれ、接続はTCPを使用して（カプセル化するトンネルエンドポイントの代わりに）輸送層プロトコルとしてSEALプロトコルによってサービスされます。それ以外の場合は、輸送モードのシールプロトコルは、セクション4と同じ仕様を観察します。
Subnetwork designers are expected to follow the recommendations in Section 2 of [RFC3819] when configuring link MTUs.
サブネットワークデザイナーは、リンクMTUを構成する際に[RFC3819]のセクション2の推奨事項に従うことが期待されています。
SEAL provides robust mechanisms for returning PTB messages; however, end systems that send unfragmentable IP packets larger than 1500 bytes are strongly encouraged to use Packetization Layer Path MTU Discovery per [RFC4821].
シールは、PTBメッセージを返すための堅牢なメカニズムを提供します。ただし、1500バイトを超える不浸透性のIPパケットを送信するエンドシステムは、[RFC4821]ごとにパケット化レイヤーパスMTU発見を使用することを強くお勧めします。
IPv4 routers within the subnetwork are strongly encouraged to implement IPv4 fragmentation such that the first fragment is the largest and approximately the size of the underlying link MTU, i.e., they should avoid generating runt first fragments.
サブネットワーク内のIPv4ルーターは、最初のフラグメントが最大かつ基礎となるリンクMTUのサイズ、つまり、最初のフラグメントの生成を避ける必要があるように、IPv4フラグメンテーションを実装することを強くお勧めします。
SEAL_PROTO, SEAL_PORT, and SEAL_OPTION are taken from their respective range of experimental values documented in [RFC3692] and [RFC4727]. These values are for experimentation purposes only, and not to be used for any kind of deployments (i.e., they are not to be shipped in any products).
SEAL_Proto、SEAL_PORT、およびSEAL_OPTIONは、[RFC3692]および[RFC4727]に文書化されたそれぞれの実験値から取られます。これらの値は実験目的でのみであり、いかなる種類の展開にも使用されるわけではありません（つまり、どの製品にも出荷されるべきではありません）。
Unlike IPv4 fragmentation, overlapping fragment attacks are not possible due to the requirement that SEAL segments be non-overlapping.
IPv4の断片化とは異なり、シールセグメントが重複しないという要件のため、オーバーラップフラグメント攻撃は不可能です。
An amplification/reflection attack is possible when an attacker sends IPv4 first fragments with spoofed source addresses to an ETE, resulting in a stream of ICMPv4 Fragmentation Needed messages returned to a victim ITE. The encapsulated segment of the spoofed IPv4 first fragment provides mitigation for the ITE to detect and discard spurious ICMPv4 Fragmentation Needed messages.
攻撃者がIPv4の最初のフラグメントをスプーフィングされたソースアドレスをETEに送信すると、増幅/反射攻撃が可能になります。スプーフィングされたIPv4 First Fragmentのカプセル化されたセグメントは、ITEが偽のICMPV4断片化が必要なメッセージを検出および廃棄するための緩和を提供します。
The SEAL header is sent in-the-clear (outside of any IPsec/ESP encapsulations) the same as for the outer */IPv4 headers. As for IPv6 extension headers, the SEAL header is protected only by L2 integrity checks and is not covered under any L3 integrity checks.
シールヘッダーは、外側 */IPv4ヘッダーと同じように、クリア（任意のIPSEC/ESPカプセルの外側）で送信されます。IPv6拡張ヘッダーに関しては、シールヘッダーはL2整合性チェックによってのみ保護されており、L3整合性チェックの対象ではありません。
Section 3.1.7 of [RFC2764] provides a high-level sketch for supporting large tunnel MTUs via a tunnel-level segmentation and reassembly capability to avoid IP level fragmentation, which is in part the same approach used by tunnel-mode SEAL. SEAL could therefore be considered as a fully functioned manifestation of the method postulated by that informational reference; however, SEAL also supports other modes of operation including transport-mode and duplicate packet detection.
[RFC2764]のセクション3.1.7は、トンネルレベルのセグメンテーションと再組み立て機能を介して大きなトンネルMTUをサポートするための高レベルのスケッチを提供し、IPレベルの断片化を回避します。これは、トンネルモードシールで使用される同じアプローチです。したがって、シールは、その情報参照によって仮定された方法の完全に機能した症状と見なすことができます。ただし、SEALは、トランスポートモードや重複パケット検出など、他の操作モードもサポートしています。
Section 3 of [RFC4459] describes inner and outer fragmentation at the tunnel endpoints as alternatives for accommodating the tunnel MTU; however, the SEAL protocol specifies a mid-layer segmentation and reassembly capability that is distinct from both inner and outer fragmentation.
[RFC4459]のセクション3では、トンネルMTUを収容するための代替品として、トンネルエンドポイントでの内側および外側の断片化について説明しています。ただし、シールプロトコルは、内側と外側の断片化の両方とは異なる中間層セグメンテーションと再組み立て機能を指定します。
Section 4 of [RFC2460] specifies a method for inserting and processing extension headers between the base IPv6 header and transport layer protocol data. The SEAL header is inserted and processed in exactly the same manner.
[RFC2460]のセクション4は、ベースIPv6ヘッダーとトランスポートレイヤープロトコルデータの間に拡張ヘッダーを挿入および処理する方法を指定しています。シールヘッダーは挿入され、まったく同じ方法で処理されます。
The concepts of path MTU determination through the report of fragmentation and extending the IP Identification field were first proposed in deliberations of the TCP-IP mailing list and the Path MTU Discovery Working Group (MTUDWG) during the late 1980's and early 1990's. SEAL supports a report fragmentation capability using bits in an extension header (the original proposal used a spare bit in the IP header) and supports ID extension through a 16-bit field in an extension header (the original proposal used a new IP option). A historical analysis of the evolution of these concepts, as well as the development of the eventual path MTU discovery mechanism for IP, appears in Appendix A of this document.
断片化とIP識別フィールドの拡張レポートによるパスMTU決定の概念は、1980年代後半から1990年代初頭にかけて、TCP-IPメーリングリストとPATH MTU Discoveryワーキンググループ（MTUDWG）の審議で最初に提案されました。SEALは、拡張ヘッダー内のビットを使用したレポートフラグメンテーション機能をサポートし（元の提案はIPヘッダーで予備のビットを使用）、拡張ヘッダーの16ビットフィールドを介してID拡張機能をサポートします（元の提案は新しいIPオプションを使用しました）。これらの概念の進化の歴史的分析、およびIPの最終的なパスMTU発見メカニズムの開発は、このドキュメントの付録Aに掲載されています。
The SEAL approach offers a number of distinct advantages over the classical path MTU discovery methods [RFC1191] [RFC1981]: 1. Classical path MTU discovery *always* results in packet loss when an MTU restriction is encountered. Using SEAL, IPv4 fragmentation provides a short-term interim mechanism for ensuring that packets are delivered while SEAL adjusts its packet sizing parameters.
シールアプローチは、古典的なパスMTU発見方法[RFC1191] [RFC1981]よりも多くの明確な利点を提供します。シールを使用して、IPv4フラグメンテーションは、シールがパケットサイズのパラメーターを調整しながらパケットが配信されることを保証するための短期間の暫定メカニズムを提供します。
2. Classical path MTU discovery requires that routers generate an ICMP PTB message for *all* packets lost due to an MTU restriction; this situation is exacerbated at high data rates and becomes severe for in-the-network tunnels that service many communicating end systems. Since SEAL ensures that packets no larger than S_MRU are delivered, however, it is sufficient for the ETE to return ICMPv4 Fragmentation Needed messages subject to rate limiting and not for every packet-in-error.
2. 古典的なパスMTU発見では、ルーターがMTU制限のために失われた *すべての *パケットに対してICMP PTBメッセージを生成する必要があります。この状況は、高いデータレートで悪化し、多くの通信エンドシステムにサービスを提供するネットワーク内のトンネルにとって深刻になります。ただし、SEALはS_MRU以外のパケットが配信されないことを保証するため、ETEがICMPV4フラグメンテーションで必要なメッセージを返すだけで十分です。
3. Classical path MTU may require several iterations of dropping packets and returning ICMP PTB messages until an acceptable path MTU value is determined. Under normal circumstances, SEAL determines the correct packet sizing parameters in a single iteration.
3. クラシックパスMTUは、許容可能なパスMTU値が決定されるまで、パケットをドロップしてICMP PTBメッセージを返すためのいくつかの反復を必要とする場合があります。通常の状況では、SEALは1回の反復で正しいパケットサイジングパラメーターを決定します。
4. Using SEAL, ordinary packets serve as implicit probes without exposing data to unnecessary loss. SEAL also provides an explicit probing mode not available in the classic methods.
4. シールを使用して、通常のパケットは、データを不必要な損失にさらすことなく、暗黙のプローブとして機能します。シールは、クラシックな方法では利用できない明示的な調査モードも提供します。
5. Using SEAL, ETEs encapsulate ICMP error messages in an outer SEAL header such that packet-filtering network middleboxes can distinguish them from "raw" ICMP messages that may be generated by an attacker.
5. シールを使用して、ETEは外側のシールヘッダーにICMPエラーメッセージをカプセル化して、パケットフィルタリングネットワークミドルボックスが攻撃者が生成する可能性のある「生」ICMPメッセージと区別できるようにします。
6. Most importantly, all SEAL packets have a 32-bit Identification value that can be used for duplicate packet detection purposes and to match ICMP error messages with actual packets sent without requiring per-packet state. Moreover, the SEAL ITE can be configured to accept ICMP feedback only from the legitimate ETE; hence, the packet spoofing-related denial-of-service attack vectors open to the classical methods are eliminated.
6. 最も重要なことは、すべてのシールパケットには32ビット識別値があり、パケット検出の目的を重複させ、パケットごとの状態を必要とせずに送信される実際のパケットとICMPエラーメッセージを一致させることができます。さらに、シールITEは、正当なETEからのみICMPフィードバックを受け入れるように構成できます。したがって、古典的な方法に開かれたパケットのスプーフィング関連のサービス拒否攻撃ベクトルは排除されます。
In summary, the SEAL approach represents an architecturally superior method for ensuring that packets of various sizes are either delivered or deterministically dropped. When end systems use their own end-to-end MTU determination mechanisms [RFC4821], the SEAL advantages are further enhanced.
要約すると、シールアプローチは、さまざまなサイズのパケットが配信または決定論的に削除されることを保証するための建築的に優れた方法を表しています。エンドシステムが独自のエンドツーエンドMTU決定メカニズム[RFC4821]を使用すると、シールの利点がさらに強化されます。
The following individuals are acknowledged for helpful comments and suggestions: Jari Arkko, Fred Baker, Iljitsch van Beijnum, Teco Boot, Bob Braden, Brian Carpenter, Steve Casner, Ian Chakeres, Remi Denis-Courmont, Aurnaud Ebalard, Gorry Fairhurst, Joel Halpern, John Heffner, Thomas Henderson, Bob Hinden, Christian Huitema, Joe Macker, Matt Mathis, Erik Nordmark, Dan Romascanu, Dave Thaler, Joe Touch, Magnus Westerlund, Robin Whittle, James Woodyatt, and members of the Boeing PhantomWorks DC&NT group.
次の個人は、Jari Arkko、Fred Baker、Iljitsch Van Beijnum、Teco Boot、Bob Braden、Brian Carpenter、Steve Casner、Ian Chakeres、Remi Denis-Courmont、Aurnaud Ebalard、Gorry Fairhurst、Joel Halpern、Joel Halpern、ジョン・ヘフナー、トーマス・ヘンダーソン、ボブ・ヒンデン、クリスチャン・フイテマ、ジョー・マッカー、マット・マティス、エリック・ノードマーク、ダン・ロマスカヌ、デイブ・タラー、ジョー・タッチ、マグナス・ウェスターランド、ロビン・ウィットル、ジェームズ・ウッディアット、ボーイング・ファントムワークスDC＆NTグループのメンバー。
Path MTU determination through the report of fragmentation was first proposed by Charles Lynn on the TCP-IP mailing list in 1987. Extending the IP identification field was first proposed by Steve Deering on the MTUDWG mailing list in 1989.
断片化のレポートによるPATH MTUの決定は、1987年のTCP-IPメーリングリストでチャールズリンによって最初に提案されました。IP識別フィールドの拡張は、1989年のMTUDWGメーリングリストでSteve Deeringによって最初に提案されました。
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[RFC2004] Perkins、C。、「IP内の最小カプセル化」、RFC 2004、1996年10月。
[RFC2764] Gleeson, B., Lin, A., Heinanen, J., Armitage, G., and A. Malis, "A Framework for IP Based Virtual Private Networks", RFC 2764, February 2000.
[RFC2764] Gleeson、B.、Lin、A.、Heinanen、J.、Armitage、G。、およびA. Malis、「IPベースの仮想プライベートネットワークのフレームワーク」、RFC 2764、2000年2月。
[RFC2923] Lahey, K., "TCP Problems with Path MTU Discovery", RFC 2923, September 2000.
[RFC2923] Lahey、K。、「Path MTU DiscoveryのTCP問題」、RFC 2923、2000年9月。
[RFC3692] Narten, T., "Assigning Experimental and Testing Numbers Considered Useful", BCP 82, RFC 3692, January 2004.
[RFC3692] Narten、T。、「有用と見なされる実験数とテスト数の割り当て」、BCP 82、RFC 3692、2004年1月。
[RFC3819] Karn, P., Ed., Bormann, C., Fairhurst, G., Grossman, D., Ludwig, R., Mahdavi, J., Montenegro, G., Touch, J., and L. Wood, "Advice for Internet Subnetwork Designers", BCP 89, RFC 3819, July 2004.
[RFC3819] Karn、P.、Ed。、Bormann、C.、Fairhurst、G.、Grossman、D.、Ludwig、R.、Mahdavi、J.、Montenegro、G.、Touch、J。、およびL. Wood、「インターネットサブネットワークデザイナー向けのアドバイス」、BCP 89、RFC 3819、2004年7月。
[RFC4213] Nordmark, E. and R. Gilligan, "Basic Transition Mechanisms for IPv6 Hosts and Routers", RFC 4213, October 2005.
[RFC4213] Nordmark、E。およびR. Gilligan、「IPv6ホストとルーターの基本的な遷移メカニズム」、RFC 4213、2005年10月。
[RFC4301] Kent, S. and K. Seo, "Security Architecture for the Internet Protocol", RFC 4301, December 2005.
[RFC4301] Kent、S。およびK. SEO、「インターネットプロトコルのセキュリティアーキテクチャ」、RFC 4301、2005年12月。
[RFC4380] Huitema, C., "Teredo: Tunneling IPv6 over UDP through Network Address Translations (NATs)", RFC 4380, February 2006.
[RFC4380] Huitema、C。、「Teredo：ネットワークアドレス翻訳（NAT）を介してUDPを介してIPv6をトンネル化する」、RFC 4380、2006年2月。
[RFC4459] Savola, P., "MTU and Fragmentation Issues with In-the-Network Tunneling", RFC 4459, April 2006.
[RFC4459] Savola、P。、「ネットワーク内トンネルに関するMTUおよび断片化の問題」、RFC 4459、2006年4月。
[RFC4727] Fenner, B., "Experimental Values In IPv4, IPv6, ICMPv4, ICMPv6, UDP, and TCP Headers", RFC 4727, November 2006.
[RFC4727] Fenner、B。、「IPv4、IPv6、ICMPV4、ICMPV6、UDP、およびTCPヘッダーの実験値」、RFC 4727、2006年11月。
[RFC4821] Mathis, M. and J. Heffner, "Packetization Layer Path MTU Discovery", RFC 4821, March 2007.
[RFC4821] Mathis、M。およびJ. Heffner、「Packetization Layer Path MTU Discovery」、RFC 4821、2007年3月。
[RFC4963] Heffner, J., Mathis, M., and B. Chandler, "IPv4 Reassembly Errors at High Data Rates", RFC 4963, July 2007.
[RFC4963] Heffner、J.、Mathis、M。、およびB. Chandler、「IPv4の高データレートでの再組み立てエラー」、RFC 4963、2007年7月。
[TCP-IP] "Archive/Hypermail of Early TCp-IP Mail List", http://www-mice.cs.ucl.ac.uk/multimedia/misc/tcp_ip/, May 1987 - May 1990.
[TCP-IP]「初期のTCP-IPメールリストのアーカイブ/ハイパーメール」、http：//www-mice.cs.ucl.ac.uk/multimedia/misc/tcp_ip/、1987年5月 - 1990年5月。
(Taken from "Neighbor Affiliation Protocol for IPv6-over-(foo)-over-IPv4"; written 10/30/2002):
（「IPv6-over-（foo）-over-ipv4の近隣の提携プロトコル」、2002年10月30日に書かれています）：
The topic of Path MTU discovery (PMTUD) saw a flurry of discussion and numerous proposals in the late 1980's through early 1990. The initial problem was posed by Art Berggreen on May 22, 1987 in a message to the TCP-IP discussion group [TCP-IP]. The discussion that followed provided significant reference material for [FRAG]. An IETF Path MTU Discovery Working Group [MTUDWG] was formed in late 1989 with charter to produce an RFC. Several variations on a very few basic proposals were entertained, including:
Path MTU Discovery（PMTUD）のトピックでは、1980年代後半から1990年初頭にかけての議論と多数の提案が見られました。最初の問題は、1987年5月22日にTCP-IPディスカッショングループへのメッセージでArt Berggreenによって提起されました。-ip]。その後の議論は、[frag]の重要な参照資料を提供しました。IETFパスMTUディスカバリーワーキンググループ[MTUDWG]は、1989年後半にRFCを生産するためにチャーターで結成されました。以下を含む、非常に少数の基本的な提案に関するいくつかのバリエーションが楽しまれました。
1. Routers record the PMTUD estimate in ICMP-like path probe messages (proposed in [FRAG] and later [RFC1063])
1. ルーターは、ICMPのようなパスプローブメッセージにPMTUD推定値を記録します（[frag]以降[RFC1063]で提案）
2. The destination reports any fragmentation that occurs for packets received with the "RF" (Report Fragmentation) bit set (Steve Deering's 1989 adaptation of Charles Lynn's Nov. 1987 proposal)
2. 目的地は、「RF」（Report Fragmentation）ビットセットで受信したパケットに対して発生する断片化を報告します（Steve Deeringの1987年11月の1987年11月の提案の適応）
3. A hybrid combination of 1) and Charles Lynn's Nov. 1987 (straw RFC draft by McCloughrie, Fox and Mogul on Jan 12, 1990)
3. 1）とチャールズ・リンの1987年11月のハイブリッドの組み合わせ（1990年1月12日のMcCloughrie、Fox、MogulによるストローRFCドラフト）
4. Combination of the Lynn proposal with TCP (Fred Bohle, Jan 30, 1990)
4. Lynnの提案とTCPの組み合わせ（Fred Bohle、1990年1月30日）
5. Fragmentation avoidance by setting "IP_DF" flag on all packets and retransmitting if ICMPv4 "fragmentation needed" messages occur (Geof Cooper's 1987 proposal; later adapted into [RFC1191] by Mogul and Deering).
5. すべてのパケットに「IP_DF」フラグを設定し、ICMPV4「フラグメンテーションが必要な」メッセージが発生した場合に再送信することによる断片化回避（GEOF Cooperの1987年の提案、後にモーグルとディアリングによって[RFC1191]に適応します）。
Option 1) seemed attractive to the group at the time, since it was believed that routers would migrate more quickly than hosts. Option 2) was a strong contender, but repeated attempts to secure an "RF" bit in the IPv4 header from the IESG failed and the proponents became discouraged. 3) was abandoned because it was perceived as too complicated, and 4) never received any apparent serious consideration. Proposal 5) was a late entry into the discussion from Steve Deering on Feb. 24th, 1990. The discussion group soon thereafter seemingly lost track of all other proposals and adopted 5), which eventually evolved into [RFC1191] and later [RFC1981].
オプション1）は、ルーターがホストよりも速く移動すると考えられていたため、当時グループにとって魅力的でした。オプション2）は強力な競争相手でしたが、IESGのIPv4ヘッダーで「RF」ビットを確保しようとする繰り返しの試みが失敗し、支持者は落胆しました。3）それが複雑すぎると認識されていたため、放棄され、4）明らかに深刻な考慮を受けたことはありませんでした。提案5）1990年2月24日にスティーブディアリングからの議論への遅れたエントリーでした。その後、ディスカッショングループは他のすべての提案を追跡し、最終的に[RFC1191]以降[RFC1981]に進化しました。
In retrospect, the "RF" bit postulated in 2) is not needed if a "contract" is first established between the peers, as in proposal 4) and a message to the MTUDWG mailing list from jrd@PTT.LCS.MIT.EDU on Feb 19. 1990. These proposals saw little discussion or rebuttal, and were dismissed based on the following the assertions:
振り返ってみると、2）で「RF」ビットが仮定されていません。提案4のように、ピア間で「契約」が最初に確立された場合、およびjrd@ptt.lcs.mit.eduからmtudwgメーリングリストへのメッセージは必要ありません。1990年2月19日。これらの提案は、議論や反論をほとんど見ませんでしたが、次の主張に基づいて却下されました。
o routers upgrade their software faster than hosts
o ルーターはホストよりも速くソフトウェアをアップグレードします
o PCs could not reassemble fragmented packets
o PCは、断片化されたパケットを再組み立てることができませんでした
o Proteon and Wellfleet routers did not reproduce the "RF" bit properly in fragmented packets
o プロテオンとウェルフリートルーターは、断片化されたパケットで「RF」ビットを適切に再現しませんでした
o Ethernet-FDDI bridges would need to perform fragmentation (i.e., "translucent" not "transparent" bridging)
o Ethernet-FDDIブリッジは、断片化を実行する必要があります（つまり、「透明性のある」ブリッジングではなく「半透明」）
o the 16-bit IP_ID field could wrap around and disrupt reassembly at high packet arrival rates
o 16ビットIP_IDフィールドは、高いパケット到着率で包み回して再組み立てを妨げる可能性があります
The first four assertions, although perhaps valid at the time, have been overcome by historical events leaving only the final to consider. But, [FOLK] has shown that IP_ID wraparound simply does not occur within several orders of magnitude the reassembly timeout window on high-bandwidth networks.
最初の4つのアサーションは、おそらく当時有効ですが、歴史的な出来事によって克服されました。しかし、[フォーク]は、IP_IDラップアラウンドが、高帯域幅ネットワークの再組み立てタイムアウトウィンドウを数桁単に発生しないことを示しています。
(Author's 2/11/08 note: this final point was based on a loose interpretation of [FOLK], and is more accurately addressed in [RFC4963].)
（著者の2008年2月11日注：この最終的なポイントは、[フォーク]のゆるい解釈に基づいており、[RFC4963]でより正確に対処されています。）
The SEAL header includes a Reserved (RSV) field that is set to zero for the purpose of this specification. This field may be used by future updates to this specification for the purpose of improved reliability in the face of loss due to congestion, signal intermittence, etc. Automatic Repeat-ReQuest (ARQ) mechanisms are used to ensure reliable delivery between the endpoints of physical links (e.g., on-link neighbors in an IEEE 802.11 network) as well as between the endpoints of an end-to-end transport (e.g., the endpoints of a TCP connection). However, ARQ mechanisms may be poorly suited to in-the-network elements such as the SEAL ITE and ETE, since retransmission of lost segments would require unacceptable state maintenance at the ITE and would result in packet reordering within the subnetwork.
シールヘッダーには、この仕様の目的でゼロに設定されている予約済み（RSV）フィールドが含まれています。このフィールドは、輻輳、信号断続などによる損失に直面して、信頼性を改善する目的で、この仕様の将来の更新によって使用される場合があります。自動リピートレクエスト（ARQ）メカニズムは、物理のエンドポイント間の信頼できる送達を確保するために使用されます。リンク（IEEE 802.11ネットワークのオンリンクネイバー）およびエンドツーエンドトランスポートのエンドポイント（TCP接続のエンドポイントなど）の間。ただし、ARQメカニズムは、失われたセグメントの再送信にはITEでの容認できない状態メンテナンスが必要であり、サブネットワーク内でパケットの再注文が必要になるため、シールITEやETEなどのネットワーク内の要素に不十分に適している場合があります。
Instead, alternate reliability mechanisms such as Forward Error Correction (FEC) may be specified in future updates to this specification for the purpose of improved reliability. Such mechanisms may entail the ITE performing proactive transmissions of redundant data, e.g., by sending multiple copies of the same data. Signaling from the ETE (e.g., by sending SEAL-encapsulated ICMPv4 Source Quench messages) may be specified in a future document as a means for the ETE to dynamically inform the ITE of changing FEC conditions.
代わりに、信頼性の向上を目的として、この仕様の将来の更新で、前方エラー補正（FEC）などの代替信頼性メカニズムを指定することができます。このようなメカニズムは、たとえば、同じデータの複数のコピーを送信することにより、冗長データの積極的な送信を実行するITEを伴う場合があります。ETEからのシグナル（たとえば、シールにカプセル化されたICMPV4ソースクエンチメッセージを送信すること）は、ETEがFEC条件の変化を動的に通知する手段として、将来のドキュメントで指定される場合があります。
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Fred L. Templin, Editor Boeing Research & Technology P.O. Box 3707 Seattle, WA 98124 USA
フレッドL.テンプリン、編集者ボーイングリサーチ＆テクノロジーP.O.ボックス3707シアトル、ワシントン州98124 USA
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