总长度字段是I P首部中必要的内容，因为一些数据链路（如以太网）需要填充一些数据以达到最小长度 。尽管以太网的最小帧长为4 6字节，但是I P数据可能会更短 。假如没有总长度字段，那么I P层就不知道4 6字节中有多少是I P数据报的内容 。
标识字段唯一地标识主机发送的每一份数据报 。通常每发送一份报文它的值就会加1
RFC791 [Postel 1981a]认为标识字段应该由让IP发送数据报的上层来选择 。假设有两个连续的I P数据报，其中一个是由T C P生成的，而另一个是由U D P生成的，那么它们可能具有相同的标识字段 。尽管这也可以照常工作（由重组算法来处理），但是在大多数从伯克利派生出来的系统中，每发送一个I P数据报，I P层都要把一个内核变量的值加1，不管交给IP的数据来自哪一层 。内核变量的初始值根据系统引导时的时间来设置 。
T T L（t i m e - t o - l i v e）生存时间字段设置了数据报可以经过的最多路由器数 。它指定了数据报的生存时间 。T T L的初始值由源主机设置（通常为3 2或6 4），一旦经过一个处理它的路由器，它的值就减去1 。当该字段的值为0时，数据报就被丢弃，并发送I C M P报文通知源主机 。第8 章我们讨论Tr a c e r o u t e 程序时将再回来讨论该字段 。
首部检验和字段是根据I P首部计算的检验和码 。它不对首部后面的数据进行计算 。I C M P、I G M P、U D P和T C P在它们各自的首部中均含有同时覆盖首部和数据检验和码 。
为了计算一份数据报的I P检验和，首先把检验和字段置为0 。然后，对首部中每个16 bit 进行二进制反码求和（整个首部看成是由一串16 bit的字组成），结果存在检验和字段中 。当收到一份I P数据报后，同样对首部中每个16 bit 进行二进制反码的求和 。由于接收方在计算过程中包含了发送方存在首部中的检验和，因此，假如首部在传输过程中没有发生任何差错，那么接收方计算的结果应该为全1 。假如结果不是全1（即检验和错误），那么I P就丢弃收到的数据报 。但是不生成差错报文，由上层去发现丢失的数据报并进行重传 。
I C M P、I G M P、U D P和T C P都采用相同的检验和算法，尽管T C P和U D P除了本身的首部和数据外，在I P首部中还包含不同的字段 。在RFC1071[Braden, Borman and Patridge 1988]中有关于如何计算I n t e r n e t检验和的实现技术 。由于路由器经常只修改T TL字段（减1），因此当路由器转发一份报文时可以增加它的检验和，而不需要对I P 整个首部进行重新计算 。R F C 1141Mallory and Kullberg 1990]为此给出了一个很有效的方法 。
但是，标准的BSD实现在转发数据报时并不是采用这种增加的办法 。每一份I P数据报都包含源I P地址和目的I P地址 。我们在1 . 4节中说过，它们都是32 bit 的值 。最后一个字段是任选项，是数据报中的一个可变长的可选信息 。目前，这些任选项定义如下：
安全和处理限制（用于军事领域）
记录路径（让每个路由器都记下它的I P地址，）
时间戳（让每个路由器都记下它的I P地址和时间，）
宽松的源站选路（为数据报指定一系列必须经过的I P地址，）
严格的源站选路（与宽松的源站选路类似，但是要求只能经过指定的这些地址，不能经过其他的地址） 。这些选项很少被使用，并非所有的主机和路由器都支持这些选项 。选项字段一直都是以32 bit作为界限，在必要的时候插入值为0的填充字节 。这样就保证I P首部始终是32 bit 的整数倍（这是首部长度字段所要求的） 。
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