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陸由表作為三層協議的核心數據結構，理解它是至關重要的。前面已經分析過路由表，有興趣的可以參考：
第一篇：路由表 http://blog.csdn.net/qy532846454/article/details /6423496
分析了路由表的基本數據結構和基本操作
第二篇：路由表使用 http://blog.csdn.net/qy532846454/article/details /6726171
分析了路由表的基本使用
這次將以更實際的例子來分析過程中路由表的使用情況，注意下文都是對路由緩存表的描述，因為路由表在配置完網卡地址後就不會再改變了(除非人為的去改動)，測試環境如下圖：
兩台主機Host1與Host2，分別配置了IP地址192.168.1.1與192.168.1.2，兩台主機間用網線直連。在兩台主機上分別執行 如下操作：
1. 在Host1上ping主機Host2
2. 在Host2上ping主機 Host1
很簡單常的兩台主機互ping的例子，下面來分析這過程中路由表的變化，准備說是路由緩存 的變化。首先，路由緩存會存在幾個條目？答案不是2條而是3條，這點很關鍵，具體可以通過/proc/net/rt_cache來查看路由緩 存表，下圖是執行上述操作後得到的結果：
brcm0.1是Host主機上的網卡設備，等同於常用的eth0，lo是環路設備。對結果稍加分析 ，可以發現，條目1和條目2是完全一樣的，除了計數的Use稍有差別，存在這種情況的原因是緩存表是以Hash表的形式存儲的， 盡管兩者內容相同，在實際插入時使用的鍵值是不同的，下面以Host2主機的路由緩存表為視角，針對互ping的過程進行逐一分 析。
假設brcm0.1設備的index = 2
步驟0：初始時陸由緩存為空
步驟1：主機Host1 ping 主機Host2
Host2收到來自Host1的echo報文(dst = 192.168.1.2, src = 192.168.1.1)
在報文進入IP層後會查詢路由表，以確定報文的接收方式，相應調用流程：
ip_route_input() -> ip_route_input_slow()
在ip_route_input()中查詢路由緩存，使用的 鍵值是[192.168.1.2, 192.168.1.1, 2, id]，由於緩存表為空，查詢失敗，繼續走ip_route_input_slow()來創建並插入新的緩 存項。
hash = rt_hash(daddr, saddr, iif, rt_genid(net));
在 ip_route_input_slow()中查詢路由表，因為發往本機，在會LOCAL表中匹配192.168.1.2條目，查詢結果res.type==RTN_LOCAL。
if ((err = fib_lookup(net, &fl, &res)) != 0) {
if (!IN_DEV_FORWARD(in_dev))
goto e_hostunreach;
goto no_route;
}
然後根據res.type跳轉到local_input代碼段，創建新的路由緩存項，並插入陸由緩存。
rth = dst_alloc(&ipv4_dst_ops); …… rth->u.dst.dev = net->loopback_dev; rth->rt_dst = daddr; rth->rt_src = saddr; rth->rt_gateway = daddr; rth->rt_spec_dst = spec_dst; (spec_dst=daddr) …… hash = rt_hash(daddr, saddr, fl.iif, rt_genid(net)); err = rt_intern_hash(hash, rth, NULL, skb, fl.iif);
因此插入的第一條緩存信息如下：
Key = [dst = 192.168.1.2 src = 192.168.1.1 idx = 2 id = id]
Value = [Iface = lo dst = 192.168.1.2 src = 192.168.1.1 idx = 2 id = id ……]
步驟2：主機Host2 發送 echo reply報文給主機 Host1 (dst = 192.168.1.1 src = 192.168.1.2)
步驟2是緊接著步驟1的 ，Host2在收到echo報文後會立即回復echo reply報文，相應調用流程：
icmp_reply() -> ip_route_output_key() -> ip_route_output_flow() -> __ip_route_output_key() -> ip_route_output_slow() - > ip_mkroute_output() -> __mkroute_output()
在icmp_reply()中生成稍後路由查找中的 關鍵數據flowi，可以看作查找的鍵值，由於是回復已收到的報文，因此目的與源IP地址者是已知的，下面結構中 daddr=192.168.1.1，saddr=192.168.1.2。
struct flowi fl = { .nl_u = {
.ip4_u =
{ .daddr = daddr,
.saddr = rt->rt_spec_dst,
.tos = RT_TOS(ip_hdr(skb)->tos) } },
.proto = IPPROTO_ICMP };
在__ip_route_output_key()時會查詢路由緩存表，查詢的鍵值是[192.168.1.1, 192.168.1.2, 0, id]，由於此時路由緩存中只有一條剛剛插入的從192.168.1.1->192.168.1.2的緩存項，因而查詢失敗，繼 續走ip_route_output_slow()來創建並插入新的緩存項。
hash = rt_hash(flp->fl4_dst, flp->fl4_src, flp- >oif, rt_genid(net));
在ip_route_input_slow()中查詢路由表，因為在同一網段， 在會MAIN表中匹配192.168.1.0/24條目，查詢結果res.type==RTN_UNICAST。
if
(fib_lookup(net, &fl, &res)) {
…..
}
然後調用__mkroute_output()來生成新的路由緩存，信息如下：
rth ->u.dst.dev = dev_out; rth->rt_dst = fl->fl4_dst; rth->rt_src = fl->fl4_src; rth->rt_gateway = fl->fl4_dst; rth->rt_spec_dst= fl->fl4_src; rth->fl.oif = oldflp->oif; (oldflp->oif為0)
插入路由緩存表時使用的鍵值是：
hash = rt_hash(oldflp->fl4_dst, oldflp->fl4_src, oldflp->oif, rt_genid(dev_net(dev_out)));
這條語句很關鍵，緩存的存儲形式是hash表，除了生成緩存信息外，還要有相應的鍵值，這句的hash就是 產生的鍵值，可以看到，它是由(dst, src, oif, id)四元組生成的，dst和src很好理解，id對於net來說是定值，oif則是關鍵 ，注意這裡用的是oldflp->oif(它的值為0)，盡管路由緩存對應的出接口設備是dev_out。所以，第二條緩存信息的如下：
Key = [dst = 192.168.1.1 src = 192.168.1.2 idx = 0 id = id]
Value = [Iface = brcm0.1 dst = 192.168.1.1 src = 192.168.1.2 idx = 2 id = id ……]
步驟3：主機Host2 ping 主機Host1
Host2向Host1發送echo報文(dst = 192.168.1.1, src = 192.168.1.2)
Host2主動發送echo報文，使用SOCK_RAW與IPPROTO_ICMP組合的套接字，相應調用流 程：
raw_sendmsg() -> ip_route_output_flow() -> __ip_route_output_key() -> ip_route_output_slow() -> ip_mkroute_output() -> __mkroute_output()
在raw_sendmsg()中生成稍後路由查找 中的關鍵數據flowi，可以看作查找的鍵值，由於是主動發送的報文，源IP地址者還是未知的，因為主機可能是多接口的，在查 詢完路由表後才能得到要走的設備接口和相應的源IP地址。下面結構中daddr=192.168.1.1，saddr=0。
struct flowi fl = { .oif = ipc.oif,
.mark = sk->sk_mark,
.nl_u = { .ip4_u =
{ .daddr = daddr,
.saddr = saddr,
.tos = tos } },
.proto = inet->hdrincl ? IPPROTO_RAW :
sk->sk_protocol,
};
在__ip_route_output_key()時會查詢路由緩存表，查詢的鍵值是[192.168.1.1, 0, 0, id]，盡管此時路由緩存 中剛剛插入了192.168.1.2->192.168.1.1的條目，但由於兩者的鍵值不同，因而查詢依舊失敗，繼續走 ip_route_output_slow()來創建並插入新的緩存項。
hash = rt_hash(flp->fl4_dst, flp->fl4_src, flp- >oif, rt_genid(net));
與Host2回復Host1的echo報文相比，除了進入函數 不同(前者為icmp_reply，後者為raw_sendmsg)，後續調用流程是完全相同的，導致最終路由緩存不同(准確說是鍵值)是因為初 始時flowi不同。
此處，raw_sendmsg()中，flowi的初始值：dst = 192.168.1.1, src = 0, oif = 0
對比icmp_reply()中，flowi的初始值：dst = 192.168.1.1, src = 192.168.1.2, oif = 0
在上述調用流程中，在__ip_route_output_key()中查找路由緩存，盡管此時路由緩存有從 192.168.1.2到192.168.1.1的緩存項，但它的鍵值與此次查找的鍵值[192.168.1.1, 192.168.1.2, 0]，從下表可以明顯看出：
由於查找失敗，生成新的路由緩存項並插入路由緩存表，注意在ip_route_output_slow()中查找完路由表 後，設置了緩存的src。
if (!fl.fl4_src) fl.fl4_src = FIB_RES_PREFSRC(res);
因此插入的第三條緩存信息如下，它與第二條緩存完成相同，區別在於鍵值不 同：
Key = [dst = 192.168.1.1 src = 0 idx = 0 id = id]
Value = [Iface = brcm0.1 dst = 192.168.1.1 src = 192.168.1.2 idx = 2 id = id ……]
最終，路由緩存表如下：
第三條緩存條目鍵值使用src=0, idx=0的原因是當主機要發送報文給192.168.1.1的主機時，直到IP層路由查詢前，它都 無法知道該使用的接口地址(如果沒有綁定的話)，而路由緩存的查找發生在路由查詢之前，所以src=0,idx=0才能保證後續報文 使用該條目。
