內核版本：2.6.34
這部分的重點是三個核心的數據結構-鄰居表、鄰居緩存、代理鄰居表，以及NUD狀態轉移圖。
總的來說，要成功添加一條鄰居表項，需要滿足兩個條件：1. 本機使用該表項；2. 對方主機進行了確認。同時，表項的添加 引入了NUD(Neighbour Unreachability Detection)機制，從創建NUD_NONE到可用NUD_REACHABLE需要經歷一系列狀態轉移，而根 據達到兩個條件順序的不同，可以分為兩條路線：
先引用再確認- NUD_NONE -> NUD_INCOMPLETE -> NUD_REACHABLE
先確認再引用- NUD_NONE -> NUD_STALE -> NUD_DELAY -> NUD_PROBE -> NUD_REACHABLE
下面還是從接收函數入手，當匹配號協議號是0x0806，會調用ARP模塊的接收函數arp_rcv()。
arp_rcv() ARP接收函數
首先是對arp協議頭進行檢查，比如大小是否足夠，頭部各數值是否正確等，這裡略過代碼，直 接向下看。每個協議處理都一樣，如果被多個協議占有，則拷貝一份。
if ((skb = skb_share_check(skb, GFP_ATOMIC)) == NULL) goto out_of_mem;
NEIGH_CB(skb)實際就是skb->cb，在skb聲明為u8 char[48]，它用作每個協議模塊的私有數據 區(control buffer)，每個協議模塊可以根據自身需求在其中存儲私有數據。而arp模塊就利用了它存儲控制結構neighbour_cb ，它聲明如下，占8字節。這個控制結構在代理ARP中使用工作隊列時會發揮作用，sched_next代表下次被調度的時間，flags是 標志。
memset(NEIGH_CB(skb), 0, sizeof(struct neighbour_cb));
struct neighbour_cb {
unsigned long sched_next;
unsigned int flags;
};
函數最後調用arp_process，其間插入netfilter(關於netfilter，參見前篇：http://hi.csdn.net/link.php? url=http://blog.csdn.net%2Fqy532846454)，作為開始處理ARP報文的起點。
return NF_HOOK(NFPROTO_ARP, NF_ARP_IN, skb, dev, NULL, arp_process);
arp_process()
這個函數開始對報 文進行處理，首先會從skb中取出arp報頭部分的信息，如sha, sip, tha, tip等，這部分可查閱代碼，這裡略過。ARP不會查詢 環路地址和組播地址，因為它們沒有對應的mac地址，因此遇到這兩類地址，直接退出。
if (ipv4_is_loopback(tip) || ipv4_is_multicast(tip)) goto out;
如果收到的是重復地址檢測報文，並且本機占用了檢測了地址，則調用arp_send發送響應。對於重復地址 檢測報文(ARP報文中源IP為全0)，它所帶有的鄰居表項信息還沒通過檢測，此時緩存它顯然沒有意義，也許下一刻就有其它主機 聲明它非法，因此，重復地址檢測報文中的信息不會加入鄰居表中。
if (sip == 0) {
if (arp->ar_op == htons(ARPOP_REQUEST) &&
inet_addr_type(net, tip) == RTN_LOCAL &&
!arp_ignore(in_dev, sip, tip))
arp_send(ARPOP_REPLY, ETH_P_ARP, sip, dev, tip, sha, dev->dev_addr, sha);
goto out;
}
下面要處理的地址解析報文，並且要解析的地址在路由表中存在
if (arp->ar_op == htons (ARPOP_REQUEST) && ip_route_input(skb, tip, sip, 0, dev) == 0)
第一種情況，如果要解析的是本機地址，則調用neigh_event_ns() ，並根據查到的鄰居表項n發送ARP響應報文。這裡neigh_event_ns的功能是在arp_tbl中查找是否已含有對方主機的地址信息， 如果沒有，則進行創建，然後會調用neigh_update來更新狀態。收到對方主機的請求報文，會導致狀態遷移到NUD_STALE。
if (addr_type == RTN_LOCAL) {
……
if (!dont_send) {
n = neigh_event_ns(&arp_tbl, sha, &sip, dev);
if (n) {
arp_send(ARPOP_REPLY,ETH_P_ARP,sip,dev,tip,sha,dev->dev_addr,sha);
neigh_release(n);
}
}
goto out;
}
#NUD_INCOMPLETE也遷移到NUD_STALE，作何解釋？
第二種情況，如果要解析的不是本機地址，則要判斷是否支持 轉發，是否支持代理ARP(代理ARP是陸由器的功能，因此能轉發是先決條件)，如果滿足條件，那麼按照代理ARP流程處理。首先 無論如何，主機得通了存在這樣一個鄰居，因此要在在arp_tbl中查找並(如果不存在)創建相應鄰居表項；然後，對於代理ARP， 這個流程實際上會執行兩遍，第一遍走else部分，第二遍走if部分。第一次的else代碼段會觸發定時器，通過定時器引發報文重 新執行arp_process函數，並走if部分。
-第一遍的else部分：調用pneigh_enqueue()將報文skb加入tbl->proxy_queue隊 列，同時設置NEIGH_CB(skb)的值，具體可看後見的代理表項處理。
-第二遍的if部分，發送ARP響應報文，行使代理ARP的功 能。
else if (IN_DEV_FORWARD(in_dev)) {
if (addr_type == RTN_UNICAST &&
(arp_fwd_proxy(in_dev, dev, rt) ||
arp_fwd_pvlan(in_dev, dev, rt, sip, tip) ||
pneigh_lookup(&arp_tbl, net, &tip, dev, 0)))
{
n = neigh_event_ns(&arp_tbl, sha, &sip, dev);
if (n)
neigh_release(n);
if (NEIGH_CB(skb)->flags & LOCALLY_ENQUEUED ||
skb->pkt_type == PACKET_HOST ||
in_dev->arp_parms->proxy_delay == 0) {
arp_send(ARPOP_REPLY,ETH_P_ARP,sip,dev,tip,sha,dev->dev_addr,sha);
} else {
pneigh_enqueue(&arp_tbl, in_dev->arp_parms, skb);
in_dev_put(in_dev);
return 0;
}
goto out;
}
}
補充：neigh_event_ns()與neigh_release()配套使用並不代表創建後又被釋放，neigh被釋放的條件是neigh- >refcnt==0，但neigh創建時的refcnt=1，而neigh_event_ns會使refcnt+1，neigh_release會使-1，此時refcnt的值還是1， 只有當下次單獨調用neigh_release時才會被釋放。
查找是否已存在這樣一個鄰居表項。如果ARP報文是發往本機的響應報文 ，那麼neigh會更新為NUD_REACHABLE狀態；否則，維持原狀態不變。#個人認為，這段代碼是處理 NUD_INCOMPLETE/NUD_PROBE/NUD_DELAY向NUD_REACHABLE遷移的，但如果一台主機A發送一個對本機的ARP響應報文，那麼會導致 neigh從NUD_NONE直接遷移到NUD_REACHABLE，當然，按照正常流程，一個ARP響應報文肯定是由於本機發送了ARP請求報文，那樣 neigh已經處於NUD_INCOMPLETE狀態了。
n = __neigh_lookup(&arp_tbl, &sip, dev, 0);
if (n) {
int state = NUD_REACHABLE;
int override;
override = time_after(jiffies, n->updated + n->parms->locktime);
if (arp->ar_op != htons(ARPOP_REPLY) ||
skb->pkt_type != PACKET_HOST)
state = NUD_STALE;
neigh_update(n, sha, state, override ? NEIGH_UPDATE_F_OVERRIDE : 0);
neigh_release(n);
}
實際上，arp_process是接收到ARP報文的處理函數，它涉及到的是鄰居表項在收到arp請求和響應的情況，下圖反映 了arp_process中所涉及的狀態轉移：收到arp請求，NUD_NONE -> NUD_STALE；收到arp響應， NUD_INCOMPLETE/NUD_DELAY/NUD_PROBE -> NUD_REACHABLE。根據之前分析，我認為還存在NUD_NONE -> NUD_REACHABLE和 NUD_INCOMPLETE -> NUD_STALE的轉移，作何解釋？
NUD狀態
每個鄰居表項在生效前都要經歷一系列的狀態遷移，每個狀態都有不同的含義，在前面已經多次提到了NUD狀態。要添加一條有 效的鄰居表項，有效途徑有兩條：
先引用再確認- NUD_NONE -> NUD_INCOMPLETE -> NUD_REACHABLE
先確認再引用 - NUD_NONE -> NUD_STALE -> NUD_DELAY -> NUD_PROBE -> NUD_REACHABLE
其中neigh_timer_handler定時器 、neigh_periodic_work工作隊列會異步的更改NUD狀態，neigh_timer_handler用於NUD_INCOMPLETE, NUD_DELAY, NUD_PROBE, NUD_REACHABLE狀態；neigh_periodic_work用於NUD_STALE。注意neigh_timer_handler是每個表項一個的，而 neigh_periodic_work是唯一的，NUD_STALE狀態的表項沒必要單獨使用定時器，定期檢查過期就可以了，這樣大大節省了資源。
neigh_update則專門用於更新表項狀態，neigh_send_event則是解析表項時的狀態更新，能更新表項的函數很多，這裡不一 一列出。
neigh_timer_handler 定時器函數
當neigh處於NUD_INCOMPLETE, NUD_DELAY, NUD_PEOBE, NUD_REACHABLE時會添 加定時器，即neigh_timer_handler，它處理各個狀態在定時器到期時的情況。
當neigh處於NUD_REACHABLE狀態時，根據NUD 的狀態轉移圖，它有三種轉移可能，分別對應下面三個條件語句。neigh->confirmed代表最近收到來自對應鄰居項的報文時 間，neigh->used代表最近使用該鄰居項的時間。
-如果超時，但期間收到對方的報文，不更改狀態，並重置超時時間為 neigh->confirmed+reachable_time；
-如果超時，期間未收到對方報文，但主機使用過該項，則遷移至NUD_DELAY狀態， 並重置超時時間為neigh->used+delay_probe_time；
-如果超時，且既未收到對方報文，也未使用過該項，則懷疑該項可 能不可用了，遷移至NUD_STALE狀態，而不是立即刪除，neigh_periodic_work()會定時的清除NUD_STALE狀態的表項。
if (state & NUD_REACHABLE) {
if (time_before_eq(now,
neigh->confirmed + neigh->parms->reachable_time)) {
NEIGH_PRINTK2("neigh %p is still alive.\n", neigh);
next = neigh->confirmed + neigh->parms->reachable_time;
} else if (time_before_eq(now,
neigh->used + neigh->parms->delay_probe_time)) {
NEIGH_PRINTK2("neigh %p is delayed.\n", neigh);
neigh->nud_state = NUD_DELAY;
neigh->updated = jiffies;
neigh_suspect(neigh);
next = now + neigh->parms->delay_probe_time;
} else {
NEIGH_PRINTK2("neigh %p is suspected.\n", neigh);
neigh->nud_state = NUD_STALE;
neigh->updated = jiffies;
neigh_suspect(neigh);
notify = 1;
}
}
下圖是對上面表項處於NUD_REACHABLE狀態時，定時器到期後3種情形的示意圖：
當neigh處於 NUD_DELAY狀態時，根據NUD的狀態轉移圖，它有二種轉移可能，分別對應下面二個條件語句。
-如果超時，期間收到對方報 文，遷移至NUD_REACHABLE，記錄下次檢查時間到next；
-如果超時，期間未收到對方的報文，遷移至NUD_PROBE，記錄下次 檢查時間到next。
在NUD_STALE->NUD_PROBE中間還插入NUD_DELAY狀態，是為了減少ARP包的數目，期望在定時時間內會收 到對方的確認報文，而不必再進行地址解析。
else if (state & NUD_DELAY) {
if (time_before_eq(now,
neigh->confirmed + neigh->parms->delay_probe_time)) {
NEIGH_PRINTK2("neigh %p is now reachable.\n", neigh);
neigh->nud_state = NUD_REACHABLE;
neigh->updated = jiffies;
neigh_connect(neigh);
notify = 1;
next = neigh->confirmed + neigh->parms->reachable_time;
} else {
NEIGH_PRINTK2("neigh %p is probed.\n", neigh);
neigh->nud_state = NUD_PROBE;
neigh->updated = jiffies;
atomic_set(&neigh->probes, 0);
next = now + neigh->parms->retrans_time;
}
}
當neigh處於NUD_PROBE或NUD_INCOMPLETE狀態時，記錄下次檢查時間到next，因為這兩種狀態需要發送ARP解析報文，它們過 程的遷移依賴於ARP解析的進程。
else {
/* NUD_PROBE|NUD_INCOMPLETE */
next = now + neigh->parms->retrans_time;
}
經過定時器超時後的狀態轉移，如果neigh處於NUD_PROBE或NUD_INCOMPLETE，則會發送ARP報文，先會檢查報文發送 的次數，如果超過了限度，表明對方主機沒有回應，則neigh進入NUD_FAILED，被釋放掉。
if ((neigh->nud_state
& (NUD_INCOMPLETE | NUD_PROBE)) &&
atomic_read(&neigh->probes) >= neigh_max_probes(neigh)) {
neigh->nud_state = NUD_FAILED;
notify = 1;
neigh_invalidate(neigh);
}
檢查完後，如果還未超過限度，則會發送ARP報文，neigh->ops->solicit在創建表項neigh時被賦值，一般是 arp_solicit，並且增加探測計算neigh->probes。
if (neigh->nud_state & (NUD_INCOMPLETE |
NUD_PROBE)) {
struct sk_buff *skb = skb_peek(&neigh->arp_queue);
/* keep skb alive even if arp_queue overflows */
if (skb)
skb = skb_copy(skb, GFP_ATOMIC);
write_unlock(&neigh->lock);
neigh->ops->solicit(neigh, skb);
atomic_inc(&neigh->probes);
kfree_skb(skb);
}
實際上，neigh_timer_handler處理啟用了定時器狀態超時的情況，下圖反映了neigh_timer_handler中所涉及的狀態 轉移，值得注意的是NUD_DELAY -> NUD_REACHABLE的狀態轉移，在arp_process中也提到過，收到arp reply時會有表項狀態 NUD_DELAY -> NUD_REACHABLE。它們兩者的區別在於arp_process處理的是arp的確認報文，而neigh_timer_handler處理的是 4層的確認報文。
neigh_periodic_work NUD_STALE狀態的定時函數
當neigh處於NUD_STALE狀態時，此時它等待一段 時間，主機引用到它，從而轉入NUD_DELAY狀態；沒有引用，則轉入NUD_FAIL，被釋放。不同於NUD_INCOMPLETE、NUD_DELAY、 NUD_PROBE、NUD_REACHABLE狀態時的定時器，這裡使用的異步機制，通過定期觸發neigh_periodic_work()來檢查NUD_STALE狀態 。
tbl->parms.base_reachable_time = 30 HZ
當初始化鄰居表時，添加了neigh_periodic_work工作
neigh_table_init() -> neigh_table_init_no_netlink()：
INIT_DELAYED_WORK_DEFERRABLE(&tbl- >gc_work, neigh_periodic_work);
當neigh_periodic_work執行時，首先計算到達時間(reachable_time)，其中要 注意的是
p->reachable_time = neigh_rand_reach_time(p->base_reachable_time);
unsigned long neigh_rand_reach_time(unsigned long base)
{
return (base ? (net_random() % base) + (base >> 1) : 0);
}
因此，reachable_time實際取值是1/2 base ~ 2/3 base，而base = base_reachable_time，當表項處於 NUD_REACHABLE狀態時，會啟動一個定時器，時長為reachable_time，即一個表項在不被使用時存活時間是1/2 base_reachable_time ~ 2/3 base_reachable_time。
然後它會遍歷整個鄰居表，每個hash_buckets的每個表項，如果在 gc_staletime內仍未被引用過，則會從鄰居表中清除。
for (i = 0 ; i <= tbl->hash_mask; i++) {
np = &tbl->hash_buckets[i];
while ((n = *np) != NULL) {
…..
if (atomic_read(&n->refcnt) == 1 &&
(state == NUD_FAILED ||
time_after(jiffies, n->used + n->parms->gc_staletime))) {
*np = n->next;
n->dead = 1;
write_unlock(&n->lock);
neigh_cleanup_and_release(n);
continue;
}
……
}
在工作最後，再次添加該工作到隊列中，並延時1/2 base_reachable_time開始執行，這樣，完成了 neigh_periodic_work工作每隔1/2 base_reachable_time執行一次。
schedule_delayed_work(&tbl->gc_work, tbl- >parms.base_reachable_time >> 1);
neigh_periodic_work定期執行，但要保證表項不會剛添加就被 neigh_periodic_work清理掉，這裡的策略是：gc_staletime大於1/2 base_reachable_time。默認的，gc_staletime = 30， base_reachable_time = 30。也就是說，neigh_periodic_work會每15HZ執行一次，但表項在NUD_STALE的存活時間是30HZ，這樣 ，保證了每項在最差情況下也有(30 - 15)HZ的生命周期。
neigh_update 鄰居表項狀態更新
如果新狀態是非有效(! NUD_VALID)，那麼要做的就是刪除該表項：停止定時器neigh_del_timer，設置neigh狀態nud_state為新狀態new。除此之外，當 是NUD_INCOMPLETE或NUD_PROBE狀態時，可能有暫時因為地址沒有解析而暫存在neigh->arp_queue中的報文，而現在表項更新 到NUD_FAILED，即解析無法成功，那麼這麼暫存的報文也只能被丟棄neigh_invalidate。
if (!(new &
NUD_VALID)) {
neigh_del_timer(neigh);
if (old & NUD_CONNECTED)
neigh_suspect(neigh);
neigh->nud_state = new;
err = 0;
notify = old & NUD_VALID;
if ((old & (NUD_INCOMPLETE | NUD_PROBE)) &&
(new & NUD_FAILED)) {
neigh_invalidate(neigh);
notify = 1;
}
goto out;
}
中間這段代碼是對比表項的地址是否發生了變化，略過。#個人認為NUD_REACHABLE狀態時，新狀態為NUD_STALE是在 下面這段代碼裡面除去了，因為NUD_REACHABLE狀態更好，不應該回退到NUD_STALE狀態。但是當是NUD_DELAY, NUD_PROBE, NUD_INCOMPLETE時仍會被更新到NUD_STALE狀態，對此很不解???
else {
if (lladdr == neigh->ha && new == NUD_STALE &&
((flags & NEIGH_UPDATE_F_WEAK_OVERRIDE) ||
(old & NUD_CONNECTED)))
new = old;
}
新舊狀態不同時，首先刪除定時器，如果新狀態需要定時器，則重新設置定時器，最後設置表項neigh為新狀態new。
if (new != old) {
neigh_del_timer(neigh);
if (new & NUD_IN_TIMER)
neigh_add_timer(neigh, (jiffies +
((new & NUD_REACHABLE) ?
neigh->parms->reachable_time :
0)));
neigh->nud_state = new;
}
如果鄰居表項中的地址發生了更新，有了新的地址值lladdr，那麼更新表項地址neigh->ha，並更新與此表項相關 的所有緩存表項neigh_update_hhs。
if (lladdr != neigh->ha) {
memcpy(&neigh->ha, lladdr, dev->addr_len);
neigh_update_hhs(neigh);
if (!(new & NUD_CONNECTED))
neigh->confirmed = jiffies -
(neigh->parms->base_reachable_time << 1);
notify = 1;
}
如果表項狀態從非有效(!NUD_VALID)遷移到有效(NUD_VALID)，且此表項上的arp_queue上有項，表明之前有報文因為 地址無法解析在暫存在了arp_queue上。此時表項地址解析完成，變為有效狀態，從arp_queue中取出所有待發送的報文skb，發 送出去n1->output(skb)，並清空表項的arp_queue。
if (!(old & NUD_VALID)) {
struct sk_buff *skb;
while (neigh->nud_state & NUD_VALID &&
(skb = __skb_dequeue(&neigh->arp_queue)) != NULL) {
struct neighbour *n1 = neigh;
write_unlock_bh(&neigh->lock);
/* On shaper/eql skb->dst->neighbour != neigh :( */
if (skb_dst(skb) && skb_dst(skb)->neighbour)
n1 = skb_dst(skb)->neighbour;
n1->output(skb);
write_lock_bh(&neigh->lock);
}
skb_queue_purge(&neigh->arp_queue);
}
neigh_event_send
當主機需要解析地址，會調用neigh_resolve_output，主機引用表項明顯會涉及到表項的NUD狀 態遷移，NUD_NONE->NUD_INCOMPLETE，NUD_STALE->NUD_DELAY。
neigh_event_send -> __neigh_event_send
只 處理nud_state在NUD_NONE, NUD_STALE, NUD_INCOMPLETE狀態時的情況：
if (neigh->nud_state & (NUD_CONNECTED | NUD_DELAY | NUD_PROBE)) goto out_unlock_bh;
不處於NUD_STALE和NUD_INCOMPLETE狀態，則只能是NUD_NONE。此時主機要用到該鄰居表項(注 意是通過neigh_resolve_output進入的)，但還沒有，因此要通過ARP進行解析，並且此時沒有收到對方發來的任何報文，要進行 的ARP是廣播形式。
在發送ARP報文時有3個參數- ucast_probes, mcast_probes, app_probes，分別代表單播次數，廣播次數 ，app_probes比較特殊，一般情況下為0，當使用了arpd守護進程時才會設置它的值。如果已經收到過對方的報文，即知道了對 方的MAC-IP，ARP解析會使用單播形式，次數由ucast_probes決定；如果未收到過對方報文，此時ARP解析只能使用廣播形式，次 數由mcasat_probes決定。
當mcast_probes有值時，neigh進入NUD_INCOMPLETE狀態，設置定時器，注意此時neigh_probes(表 示已經進行探測的次數)初始化為ucast_probes，目的是只進行mcast_probes次廣播；當mcast_probes值為0時(表明當前配置不 允許解析)，neigh進入NUD_FAILED狀態，被清除。
if (!(neigh->nud_state & (NUD_STALE |
NUD_INCOMPLETE))) {
if (neigh->parms->mcast_probes + neigh->parms->app_probes) {
atomic_set(&neigh->probes, neigh->parms->ucast_probes);
neigh->nud_state = NUD_INCOMPLETE;
neigh->updated = jiffies;
neigh_add_timer(neigh, now + 1);
} else {
neigh->nud_state = NUD_FAILED;
neigh->updated = jiffies;
write_unlock_bh(&neigh->lock);
kfree_skb(skb);
return 1;
}
}
當neigh處於NUD_STALE狀態時，根據NUD的狀態轉移圖，主機引用到了該鄰居表項，neigh轉移至NUD_DELAY狀態，設 置定時器。
else if (neigh->nud_state & NUD_STALE) {
NEIGH_PRINTK2("neigh %p is delayed.\n", neigh);
neigh->nud_state = NUD_DELAY;
neigh->updated = jiffies;
neigh_add_timer(neigh, jiffies + neigh->parms->delay_probe_time);
}
當neigh處於NUD_INCOMPLETE狀態時，需要發送ARP報文進行地址解析，__skb_queue_tail(&neigh->arp_queue, skb) 的作用就是先把要發送的報文緩存起來，放到neigh->arp_queue鏈表中，當完成地址解析，再從neigh->arp_queue取出報 文，並發送出去。
if (neigh->nud_state == NUD_INCOMPLETE) {
if (skb) {
if (skb_queue_len(&neigh->arp_queue) >= neigh->parms->queue_len) {
struct sk_buff *buff;
buff = __skb_dequeue(&neigh->arp_queue);
kfree_skb(buff);
NEIGH_CACHE_STAT_INC(neigh->tbl, unres_discards);
}
__skb_queue_tail(&neigh->arp_queue, skb);
}
rc = 1;
}
鄰居表的操作
neigh_create 創建鄰居表項
首先為新的鄰居表項struct neighbour分配空間，並做一些初始化 。傳入的參數tbl就是全局量arp_tbl，分配空間的大小是tbl->entry_size，而這個值在聲明arp_tbl時初始化為sizeof (struct neighbour) + 4，多出的4個字節就是key值存放的地方。
n = neigh_alloc(tbl);
拷貝key(即IP地址) 到primary_key，而primary_key就是緊接neighbour的4個字節，看下struct neighbor的聲明 - u8 primary_key[0]；設置n- >dev指向接收到報文的網卡設備dev。
memcpy(n->primary_key, pkey, key_len); n->dev = dev;
哈希表是犧牲空間換時間，保證均勻度很重要，一旦某個表項的值過多，鏈表查找會降低性能。因 此當表項數目entries大於初始分配大小hash_mask+1時，執行neigh_hash_grow將哈希表空間倍增，這也是內核使用哈希表時常 用的方法，可變大小的哈希表。
if (atomic_read(&tbl->entries) > (tbl->hash_mask + 1)) neigh_hash_grow(tbl, (tbl->hash_mask + 1) << 1);
通過pkey和dev計算哈希值，決定插入tbl- >hash_buckets的表項。
hash_val = tbl->hash(pkey, dev) & tbl->hash_mask;
搜索tbl- >hash_buckets[hash_val]項，如果創建的新ARP表項已存在，則退出；否則將其n插入該項的鏈表頭。
for (n1 =
tbl->hash_buckets[hash_val]; n1; n1 = n1->next) {
if (dev == n1->dev && !memcmp(n1->primary_key, pkey, key_len)) {
neigh_hold(n1);
rc = n1;
goto out_tbl_unlock;
}
}
n->next = tbl->hash_buckets[hash_val];
tbl->hash_buckets[hash_val] = n;
附一張創建ARP表項並插入到hash_buckets的圖：
neigh_lookup 查找 ARP表項
查找函數很簡單，以IP地址和網卡設備(即pkey和dev)計算哈希值hash_val，然後在tbl->hash_buckets查找相應 項。
hash_val = tbl->hash(pkey, dev);
for (n = tbl->hash_buckets[hash_val & tbl->hash_mask]; n; n = n->next) {
if (dev == n->dev && !memcmp(n->primary_key, pkey, key_len)) {
neigh_hold(n);
NEIGH_CACHE_STAT_INC(tbl, hits);
break;
}
}
代理ARP
代理ARP的相關知識查閱google。要明確代理ARP功能是針對陸由器的(或者說是具有轉發功能的主機)。開 啟ARP代理後，會對查詢不在本網段的ARP請求包回應。
回到之前的arp_process代碼，處理代理ARP的情況，這實際就是進行 代理ARP的條件，IN_DEV_FORWARD是支持轉發，RTN_UNICAST是與路由直連，arp_fwd_proxy表示設備支持代理行為， arp_fwd_pvlan表示支持代理同設備進出，pneigh_lookup表示目的地址的代理。這兩種arp_fwd_proxy和arp_fwd_pvlan都只是網 卡設備的一種性質，pneigh_lookup則是一張代理鄰居表，它的內容都是手動添加或刪除的，三種策略任一一種滿足都可以進行 代理ARP。
else if (IN_DEV_FORWARD(in_dev)) {
if (addr_type == RTN_UNICAST &&
(arp_fwd_proxy(in_dev, dev, rt) ||
arp_fwd_pvlan(in_dev, dev, rt, sip, tip) ||
pneigh_lookup(&arp_tbl, net, &tip, dev, 0)))
pneigh_lookup 查找或添加代理鄰居表項[proxy neighbour]
以[pkey=tip, key_len=4]計算hash值，執行__pneigh_lookup_1在phash_buckets中查找。
u32 hash_val = pneigh_hash(pkey, key_len); n = __pneigh_lookup_1(tbl->phash_buckets[hash_val], net, pkey, key_len, dev);
如果在phash_buckets中查 找到，或者不需要創建新表項，則函數返回，此時它的功能僅僅是lookup。
if (n || !creat) goto out;
而當傳入參數create=1時，則它的功能不僅是lookup，還會在表項不存在時create。同neighbour結構一樣 ，鍵值pkey存儲在pneigh結構的後面，這樣當pkey變化時，修改十分容易。創建操作很直觀，為pneigh和pkey分配空間，初始化 些變量，最後插入phash_buckets。
n = kmalloc(sizeof(*n) + key_len, GFP_KERNEL); …… write_pnet(&n->net, hold_net(net)); memcpy(n->key, pkey, key_len); …… n->next = tbl->phash_buckets[hash_val]; tbl->phash_buckets[hash_val] = n;
pneigh_enqueue 將報文加入代理隊列
首先計算下次調度的時間，這是一 個隨機值，記錄到sched_next中；設置flags|=LOCALLY_ENQUEUED表明報文是本地加入的。
unsigned long sched_next = now + (net_random() % p->proxy_delay); …… NEIGH_CB(skb)->sched_next = sched_next; NEIGH_CB(skb)->flags |= LOCALLY_ENQUEUED;
然後將報文加入proxy_queue，並設置定時器proxy_timer，下次超 時時間為剛計算的值sched_next，這樣，下次超時時就會處理proxy_queue隊列中的報文。
__skb_queue_tail (&tbl->proxy_queue, skb); mod_timer(&tbl->proxy_timer, sched_next);
這裡的tbl當然是arp_tbl，它的proxy_timer是在初始化時設置 的arp_init() -> neigh_table_init_no_netlink()中：
setup_timer(&tbl->proxy_timer, neigh_proxy_process, (unsigned long)tbl);
neigh_proxy_process 代理ARP的定時器
skb_queue_walk_safe如同 for循環一樣，它遍歷proxy_queue，一個個取出其中的報文skb，查看報文的調度時間sched_next與當前時間now的差值。
如 果tdif<=0則表明調度時間已到或已過，報文要被處理了，從proxy_queue上取出該報文，調用tbl->proxy_redo重新發送 報文，tbl->proxy_redo也是在arp初始化時賦值的，實際上就是arp_process()函數。結合上面的分析，它會執行 arp_process中代理ARP處理的else部分，發送響應報文。
如果tdif>0則表明調度時間還未到，else if部分的功能就是記 錄下最近要過期的調度時間到sched_next。
skb_queue_walk_safe(&tbl->proxy_queue, skb, n) {
long tdif = NEIGH_CB(skb)->sched_next - now;
if (tdif <= 0) {
struct net_device *dev = skb->dev;
__skb_unlink(skb, &tbl->proxy_queue);
if (tbl->proxy_redo && netif_running(dev))
tbl->proxy_redo(skb);
else
kfree_skb(skb);
dev_put(dev);
} else if (!sched_next || tdif < sched_next)
sched_next = tdif;
}
重新設置proxy_timer的定時器，下次超時時間為剛剛記錄下的最近要調度的時間sched_next + 當前時間jiffies。
del_timer(&tbl->proxy_timer); if (sched_next) mod_timer(&tbl->proxy_timer, jiffies + sched_next);
以一張簡單的圖來說明ARP代理的處理過程，過程 一是入隊列等待，過程二是出隊列發送。不立即處理ARP代理請求報文的原因是為了性能，收到報文後會啟動定時器，超時時間 是一個隨機變量，保證了在大量主機同時進行此類請求時不會形成太大的負擔。
鄰居表緩存
鄰居 表緩存中存儲的就是二層報頭，如果緩存的報頭正好被用到，那麼直接從鄰居表緩存中取出報文就行了，而不用再額外的構造報 頭，加快了協議棧的響應速度。
neigh_hh_init 創建新的鄰居表緩存
當發送報文時，如果還沒有對方主機MAC地址，則調 用neigh_resove_output進行地址解析，此時會判斷dst->hh為NULL時，就會調用neigh_hh_init創建鄰居表緩存，加速下次的 報文發送。
首先在鄰居表項所鏈的所有鄰居表緩存項n->hh匹配協議號protocol，找到，則說明已有緩存，不必再創建， neigh_hh_init會直接返回；未找到，則會創建新的緩存項hh。
for (hh = n->hh; hh; hh = hh->hh_next) if (hh->hh_type == protocol) break;
下面代碼段創建了新的緩存項hh，並初始化了hh的內容，其中dev->header_ops->cache會賦值hh- >hh_data，即[SRCMAC, DSTMAC, TYPE]。如果賦值失敗，釋放掉剛才分配的hh；如果賦值成功，將hh鏈入n->hh的鏈表， 並根據NUD狀態賦值hh->hh_output。
if (!hh && (hh = kzalloc(sizeof(*hh), GFP_ATOMIC)) != NULL)
{
seqlock_init(&hh->hh_lock);
hh->hh_type = protocol;
atomic_set(&hh->hh_refcnt, 0);
hh->hh_next = NULL;
if (dev->header_ops->cache(n, hh)) {
kfree(hh);
hh = NULL;
} else {
atomic_inc(&hh->hh_refcnt);
hh->hh_next = n->hh;
n->hh = hh;
if (n->nud_state & NUD_CONNECTED)
hh->hh_output = n->ops->hh_output;
else
hh->hh_output = n->ops->output;
}
}
最後，創建成功的hh，陸由緩存dst->hh指向新創建的hh。
if (hh) {
atomic_inc(&hh->hh_refcnt);
dst->hh = hh;
}
從hh的創建過程可以看出，通過鄰居表項neighbour的緩存hh可以遍歷所有的與neighbour相關的緩存(即目的MAC相同 ，但協議不同)；通過dst的緩存hh只能指向相關的一個緩存(盡管dst->hh->hh_next也許有值，但只會使用dst->hh)。
這裡解釋了為什麼neighbour和dst都有hh指針指向緩存項，可以這麼說，neighbour指向的hh是全部的，dst指向的hh是特定 一個。兩者的作用：在發送報文時查找完陸由表找到dst後，會直接用dst->hh，得到以太網頭；而當遠程主機MAC地址變更時 ，通過dst->neighbour->hh可以遍歷所有緩存項，從而全部更改，而用dst->hh得一個個查找，幾乎是無法完成的。可 以這麼說，dst->hh是使用時用的，neigh->hh是管理時用的。
neigh_update_hhs 更新緩存項
更新緩存項更新的實際就是緩存項的MAC地址。比如當收到一個報文，以它源IP為鍵值在 鄰居表中查找到的neighbour表項的n->ha與報文源MAC值不同時，說明對方主機的MAC地址發生了變更，此時就需要更新所有 以舊MAC生成的hh為新MAC。
鄰居表項是以IP為鍵值查找的，因此通過IP可以查找相關的鄰居表項neigh，前面說過neigh- >hh可以遍歷所有以之相關的緩存項，所以遍歷它，並調用update函數。以以太網卡為例，update = neigh->dev- >header_ops->cache_update ==> eth_header_cache_update，而eth_header_cache_update函數就是用新的MAC地址覆 蓋hh->data中的舊MAC地址。
neigh_update_hhs函數也說明了neighbour->hh指針的作用。
for (hh = neigh
->hh; hh; hh = hh->hh_next) {
write_seqlock_bh(&hh->hh_lock);
update(hh, neigh->dev, neigh->ha);
write_sequnlock_bh(&hh->hh_lock);
}
補充：緩存項hh的生命期從創建時起，會一直持續到鄰居表項被刪除，也就是調用neigh_destroy時，刪除neigh->hh指向 的所有緩存項。
參考：《Understanding Linux Network Internals》