Linux路由表的结构与算法分析

alrn

路由是网络栈的核心部分。路由表本身的设计很大情度上影响着路由的性能，并且好的设计 能减少系统资源的消耗，这两方面尤其体现在路由表的查找上。目前的内核路由存在两种查找算法，一种为HASH算法，另一种为LC-trie算法，前者是目 前内核使用的缺省算法，而后者更适用在超大路由表的情况，它在这种情况提高查找效率的同时，地增加了算法本身的复杂性和内存的消耗。综上，这两种算法 各有其适用的场合，本文分析了基于2.6.18内核路由部分的代码在HASH算法上路由表结构的实现，并且在文章最后给出了一个简单的策略路由的应用。

一、路由表的结构
       为了支撑策略路由，Linux使用了多个路由表而不是一个，即使不使用策略路由，Linux也使用了 两个路由表，一个用于上传给本地上层协议，另一个则用于转发。Linux使用多个路由表而不是一个，使不同策略的路由存放在不同的表中，有效地被免了查找 庞大的路由表，在一定情度上提高了查找了效率。

       路由表本身不是由一个结构表示，而是由多个结构组合而成。路由表可以说是一个分层的结构组合。在第一 层，它先将所有的路由根据子网掩码（netmask）的长度（0~32）分成33个部分（struct fn_zone），然后在同一子网掩码（同一层）中，再根据子网的不同（如10.1.1.0/24和10.1.2.0/24），划分为第二层 (struct fib_node)，在同一子网中，有可能由于TOS等属性的不同而使用不同的路由，这就是第三层（struct fib_alias），第三层结构表示一个路由表项，而每个路由表项又包括一个相应的参数，如协议，下一跳路由地址等等，这就是第四层(struct fib_info)。分层的好处是显而易见的，它使路由表的更加优化，逻辑上也更加清淅，并且使数据可以共享（如struct fib_info），从而减少了数据的冗余。

struct fib_table *fib_tables[RT_TABLE_MAX+1]; // RT_TABLE_MAX 为255

       图1为一个路由表的总体结构。自上而下由左向右看，它首先为一个fib_table结构指针的数组，它被定义为：

struct fib_table {        unsigned char tb_id;        unsigned tb_stamp;        int           (*tb_lookup)(struct fib_table *tb, const struct flowi *flp, struct fib_result *res);        int           (*tb_insert)(struct fib_table *table, struct rtmsg *r,                      ……        void        (*tb_select_default)(struct fib_table *table,                                         const struct flowi *flp, struct fib_result *res);        unsigned char tb_data[0]; };

       每个fib_table结构在内核中表示一个路由表：        +

图1（引自[1]）

这个结构中包括这个表的ID，以及主要的一些用于操作路由表的函数指针，这里大家只关心最后一个域――tb_data[0]，这是一个零长的数组，它在内核中也较为常见，它表示

struct fn_hash { struct fn_zone *fn_zones[33]; struct fn_zone *fn_zone_list; };

指向这个结构的末尾。由图1可以看到，这个结构的末尾接着便是一个struct fn_hash结构，这个结构是随着fib_table结构一起分配的，所以fib_table->tb_data就是fn_hash。

struct fn_zone {        struct fn_zone          *fz_next; /* Next not empty zone */        struct hlist_head     *fz_hash;       /* Hash table pointer      */        int                                fz_nent;   /* Number of entries      */        int                                fz_divisor;      /* Hash divisor              */        u32                             fz_hashmask; /* (fz_divisor - 1)   */ #define FZ_HASHMASK(fz)         ((fz)->fz_hashmask)        int                              fz_order; /* Zone order         */        u32                             fz_mask; #define FZ_MASK(fz)          ((fz)->fz_mask) };

       这个fn_zone域就是大家上面提前的结构，用于将路由根据子网掩码的长度分开成33个部分，其中fn_zones[0]用于默认网关。而fn_zone_list域就是将正在使用的fn_zone链成一个链表。接着再深入到struct fn_zone结构中：

这个结构中有两个域比较重要，一个为fz_hash域，它指向一个HASH表的表头，这个HASH的长度是fz_divisor。并且这个HASH表的长度是可变的，当表长达到一个限定值时，将重建这个HASH表，被免出现HASH冲突表过长造成查找效率降低。

为了提高查找的效率，内核使用了大量的HASH表，而路由表就是一个例子。在图1中可以看到，等长子网掩码的路由存放在同一个fn_zone中，而根据到不同子网（fib_node）的路由键值（fn_key），将它HASH到相应的链表中。

struct fib_node {        struct hlist_node     fn_hash;        struct list_head       fn_alias;        u32                fn_key; };

这个键值其实就是这个子网值了（如10.1.1.0/24，则子网值为 10.1.1），得到这个键值通过n = fn_hash()函数HASH之后就是这个子网对应的HASH值，然后就可以插入到相应的fz_hash[n]链表中了。冲突的fib_node由 fn_hash域相链，而fn_alias则是指向到达这个子网的路由了。

struct fib_alias {        struct list_head       fa_list;        struct rcu_head      rcu;        struct fib_info        *fa_info;        u8                  fa_tos;        u8                  fa_type;        u8                  fa_scope;        u8                  fa_state; };

当到达这个子网的路由由于TOS等属性的不同可存在着多个路由时，它们就通过fib_alias中fa_list域将这些路由表项链成一个链表。这个结构中的另一个域fa_info指向一个fib_info结构，这个才是存放真正重要路由信息的结构。

struct fib_info {        struct hlist_node     fib_hash;        struct hlist_node     fib_lhash;        ……        int                  fib_dead;        unsigned         fib_flags;        int                  fib_protocol;        u32                fib_prefsrc;        u32                fib_priority;        …… int                         fib_nhs;        struct fib_nh          fib_nh[0]; #define fib_dev             fib_nh[0].nh_dev };

这个结构里面是一个用于路由的标志和属性，其中最重要的一个域是fib_nh[0]， 在这里，大家再次看到了零长数组的应用，它是通过零长来实现变长结构的功能的。因为，大家需要一个定长的fib_info结构，但是在这个结构末尾，大家 需要的fib_nh结构的个数是不确定的，它在运行时确定。这样，大家就可以通过这种结构组成，在运行时为fib_info分配空间的时候，同时在其末尾 分配所需的若干个fib_nh结构数组，并且这个结构数组可以通过fib_info->fib_nh[n]来访问，在完成fib_info的分配后 将fib_nhs域置为这个数组的长度。

另一方面，fib_info也是HASH表的一个应用，结构中存在着两个域，分别是 fib_hash 和fib_lhash，它们都用于HASH链表。这个结构在完成分配后，将被用fib_hash域链入fib_info_hash表中，如果这个路由存在 首选源地址，这个fib_info将同时被用fib_lhash链入fib_info_laddrhash表中。这样，就可以根据不同目的实现快速查找 了。

Struct fib_nh也是一个重要的结构。它存放着下一跳路由的地址（nh_gw）。刚刚已经提到，一个路由（fib_alias）可能有多个fib_nh结构， 它表示这个路由有多个下一跳地址，即它是多路径（multipath）的。下一跳地址的选择也有多种算法，这些算法都是基于nh_weight， nh_power域的。nh_hash域则是用于将nh_hash链入HASH表的。

struct fib_nh {        struct net_device    *nh_dev;        struct hlist_node     nh_hash;        struct fib_info        *nh_parent;        unsigned                nh_flags;        unsigned char        nh_scope; #ifdef CONFIG_IP_ROUTE_MULTIPATH        int                  nh_weight;        int                  nh_power; #endif #ifdef CONFIG_NET_CLS_ROUTE        __u32                   nh_tclassid; #endif        int                  nh_oif;        u32                nh_gw; };

二、路由的查找

       路由的查找速度直接影响着路由及整个网络栈的性能。路由的查找当然首先发生在路由缓存中，当在缓存中查找失败时，它再转去路由表中查找，这是本文所关注的地方。

       上一节已经详细地描述了路由表的组成。当一个主要的IP层将要发送或接收到一个IP数据包时，它就要调用路由子系统完成路由的查找工作。路由表查找就是根据给定的参数，在某一个路由表中找到合适的下一跳路由的地址。

       上面已提到过，当一个主机不支撑策略路由时，它只使用了两个路由表，一个是 ip_fib_local_table，用于本地，另一个是ip_fib_main_table，用于接发。只有在查找 ip_fib_local_table表时没有找到匹配的路由（不是发给本地的）它才会去查找ip_fib_main_table。当一个主机支撑策略路 由时，它就有可能存在着多个路由表，因而路由表的选择也就是查找的一部分。路由表的选择是由策略来确定的，而策略则是由应用（用户）来指定的，如能过ip rule命令：

ip rule add from 10.1.1.0/24 table TR1 ip rule add iff eth0 table RT2

       如上，第一条命令创建了基于源地址路由的一条策略，这个策略使用了RT1这个路由表，第二条命令创建了基于数据包入口的一个策略，这个策略使用了RT2这个路由表。当被指定的路由表不存在时，相应的路由表将被创建。

       第二步就是遍历这个路由表的fn_zone，遍历是从最长前缀（子网掩码最长）的fn_zone开始的，直到找到或出错为止。因为最长前缀才是最匹配的。假设有如下一个路由表：

dst                 nexthop               dev        10.1.0.0/16       10.1.1.1                     eth0        10.1.0.0/24          10.1.0.1               eth1

它会先找到第二条路由，然后选择10.1.0.1作为下一跳地址。但是，如果由第二步定位到的子网(fib_node)有多个路由，如下：

dst                 nexthop               dev        10.1.0.0/24       10.1.0.1                     eth1        10.1.0.0/24          10.1.0.2               eth1

到达同一个子网有两个可选的路由，仅凭目的子网无法确定，这时，它就需要更多的信息来 确定路由的选择了，这就是用于查找路由的键值（struct flowi）还包括其它信息（如TOS）的原因。这样，它才能定位到对应一个路由的一个fib_alias实例。而它指向的fib_info就是路由所需 的信息了。
最后一步，如果内核被编译成支撑多路径(multipath)路由，则fib_info中有多个fin_nh，这样，它还要从这个fib_nh数组中选出最合适的一个fib_nh，作为下一跳路由。


三、路由的插入与删除
       路由表的插入与删除可以看看是路由查找的一个应用，插入与删除的过程本身也包含一个查找的过程，这两个操作都需要检查被插入或被删除的路由表项是否存在，插入一个已经存在的路由表项要做特殊的处理，而删除一个不存在的路由表项当然会出错。
       下面看一个路由表插入的例子：

ip route add 10.0.1.0/24 nexthop via 10.0.1.1 weight 1                                 nexthop via 10.0.1.2 weight 2                                    table RT3

这个命令在内核中建立一条新的路由。它首先查找路由表RT3中的子网掩码长为24的 fn_zone，如果找不到，则创建一个fn_zone。接着，继续查找子网为10.0.1的fib_node，同样，如果不存在，创建一个 fib_node。然后它会在新建一个fib_info结构，这个结构包含2个fib_nh结构的数组（因为有两个nexthop），并根据用户空间传递 过来的信息初始化这个结构，最后内核再创建一个fib_alias结构（如果先前已经存在，则出错），并用fib_nh来创始化相应的域，最后将自己链入 fib_node的链中，这样就完成了路由的插入操作。

路由的删除操作是插入操作的逆过程，它包含一系列的查找与内存的释放操作，过程比较简单，这里就不再赘述了。


四、策略路由的一个简单应用
       Linux系统在策略路由开启的时候将使用多个路由表，它不同于其它某些系统，在所有情况下都只使用 单个路由表。虽然使用单个路由表也可以实现策略路由，但是如本文之前所提到的，使用多个路由表可以得到更好的性能，特别在一个大型的路由系统中。下面只通 过简单的情况说明Linux下策略路由的应用。
如图2，有如下一个应用需求，其中网关服务器上有三个网络接口。接口1的IP为 172.16.100.1，子网掩码为255.255.255.0，网关gw1为a.b.c.d，172.16.100.0/24这个网段的主机可以通过 这个网关上网；接口2的IP是172.16.10.1，子网掩码同接口一，网关gw2为e.f.g.h，172.16.10.0/24这个网段的主机可以 通过这个网关上网；接口0的IP为192.168.1.1，这个网段的主机由于网络带宽的需求需要通过e.f.g.h这个更快的网关路由出去。

图 2

步骤一：设置各个网络接口的IP，和默认网关：

ip addr add 172.16.100.1/24 dev eth1 ip route add default via a.b.c.d dev eth1

       其它接口IP的设置和第一个接口一样，这时，如果没有其它设置，则所有的数据通过这个默认网关路由出去。

步骤二：使子网172.16.10.0/24可以通过gw2路由出去

ip route add 172.16.10.0/24 via e.f.g.h dev eth2

      

步骤三：添加一个路由表

echo   “250 HS_RT” >> /etc/iproute2/rt_tables

步骤四：使用策略路由使192.168.1.0/24网段的主机可以通过e.f.g.h这个网关上网

ip rule add from 192.168.1.0/24 dev eth0 table HS_RT pref 32765        ip route add default via e.f.g.h dev eth2        iptables –t nat –A POSTROUTING –s 192.168.1.0/24 –j MASQUERADE

      
步骤五：刷新路由cache，使新的路由表生效

ip route flush cache

这样就可以实现了以上要求的策略路由了，并且可以通过traceroute工具来检测上面的设置是否能正常工作。