route

IPv4 route fib tree rebalance

call trace

以插入一条新的路由为例。

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> fib_insert_node
> > trie_rebalance
> > > while loop
> > > > resize
> > > > tnode_put_child_reorg
> > > > tnode_free_flush

###trie_rebalance

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for_each_node(from current node tn to  fib_trie root)
	call resize()
	tnode_put_child_reorg

从当前节点开始一直到根节点，以当前节点作为一个子树，
反复调用resize, 并通过tnode_put_child_reorg
更新当前节点的父节点的统计信息。

注： resize可能会更改子树的根节点！

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irq

where softirq is invoked

##summary
softirq 真正干活的函数是__do_softirq。
linuxv3.11内核里能够执行__do_softirq,有如下调用,
这里指真正执行softirq的地方，不是触发(设置)softirq标志 !!!

  1. 每个硬中断退出的时。
  2. 当bh使能的时。
  3. 发送回环报文时。

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route

IPv4 route fib insert node

##steps

step 1. 循环fib_trie, 直到当前节点为空或者是叶子节点时，停止。
1.a
比较当前节点的key跟待插入的key的前pos位,
如果不相等，循环结束。如果相等执行1.b
（作为改进，加上父节点已经比较了前posx位， 那么只需比较
(posx，pos)这区间的位即可。 注意posx有可能与pos相等。
1.b
记录已经比较的位数(tn->pos + tn->bits)
取当前节点的一个孩子节点，
tkey_extract_bits(key, tn->pos, tn->bits)
继续执行。

step 2. 循环结束，当前节点n有可能为空，也有可能是个叶子节点,或者中间节点(1.a).

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if (n == NULL)
	if (fib_trie == NULL)
		shit! 树的第一个节点。
	else
		当前节点是父节点的一个空孩子节点。
		以为树不是空的，所以父节点肯定存在。
		见 case2
else n is a leaf 
	if (tkey_equals(key, n->key)) //'key'值相同
		case 1:
		路由前缀相同（可能掩码不一样)
	else
		case 3b.
else
	//assert n is a internal node
	并且，当前节点的key的pos位跟待插入的key的前pos位不相等。
	见case3a

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route

IPv4-route-fib-create-info

summary

根据用户参数，创建并返回fib_create_info节点。

  1. 如果用户参数有问题，则返回空。
    参数检查过程中，会创建一个新的struct fib_info 节点，如果参数检查失败，
    该节点会被free_fib_info释放（通过rcu模式）
  2. 如果存在一个相同配置参数的节点，则返回已有的struct fib_info 节点。
    其实已经创建了一个新的struct fib_info 节点，该节点会被free_fib_info释放（通过rcu模式）同1。
  3. 否则，创建一个struct fib_info 节点，并初始化，
    节点里相关的ref会被increase,同时将该节点链接到 struct fib_info
    相关的3个hash链(fib_info_hash, fib_info_laddrhash, fib_info_devhash)上.
  4. 最后返回新建的节点。

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route

IPv4 route fib find node

###summary
遍历路由树，查找是否存在key这条路由。
如果有则返回对应的节点 struct leaf *，
否则返回NULL。

中间节点 和 叶子节点

路由树（fib lc tree)是个多叉树,树的每个节点是struct rt_trie_node。
每个节点的分叉个数(X)是可变的， 由 struct rt_trie_node里的bits决定。
X = 2 的bits次幂次方。

叶子节点的首个子类型也是struct rt_trie_node，所以可以看成是其派生。

树的遍历

  1. 如果当前节点为空， 结束循环。

  2. 如果当前节点不是T_TNODE，结束循环。
    即:当前节点为 叶子节点T_LEAF.

  3. 比较当前节点tn和参数key的未比较过的前缀是否匹配。
    tkey_sub_equals(tn->key, x, y, key))

    未比较过的前缀指[x-y)这个区间的位，包括x,不包括y。
    x = 父节点的pos + 父节点的bits （父节点为空时，x取0）
    y = 当前节点的pos + 父节点的pos
    这里，具体取哪些位石油父节点和当前节点刚提决定的。

  4. 如果相等，则结束循环，判断当前节点是否真正匹配。

  5. 如果不相等，则跳到第N个一个孩子节点。
    N = tkey_extract_bits(key, tn->pos, tn->bits)
    N是取从参数key的第tn->pos位开始, 共tn->bits位转化出来的值。
    注意，此处是取key的某一位或者几位的值，而具体怎么取值是有当前节点的(pos,bits)决定的。

完整判断

当前节点n是叶子节点，并且key完全相同
n != NULL && IS_LEAF(n) && tkey_equals(key, n->key))

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memory

pfn_to_page and page_to_pfn

###summary
page_to_pfn and pfn_to_page are often used in kernel.

for PP81, kernel uses CONFIG_DISCONTIGMEM + NUMA.
Every node has node_mem_map and node_start_pfnto help the page/pfn covertion.
node_start_pfn is the first page’s pfn of this node.
node_mem_map stores all the struct page of this node.

so thete is a map between them:

`node_start_pfn + i` <===> `node_mem_map[i]`

The key is how to get node id by pfn or page.
the corresponding function is pfn_to_nid and page_to_nid

page_to_nid is simpile.
the node id is store in struct page ->flags
while pfn_to_nid(for pp81), it convert to pageaddress and then turn to pa_to_nid.

感觉这个实现有点罗嗦！
直接在include/asm-generic/memory_model.h 把pa_to_nid 定义一个 arch_pfn_to_nid宏。
省得pfn转为pa以后，又转为pfn。

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xfrm

How does xfrm km work

summary

There is a list xfrm_km_list in kernel.
Each node of the list is struct xfrm_mgr,
which has several methods to notify usersapce by netlink message.
Different methods has corresponding method,
and it broadcast the netlink message with different xfrm groups.

struct xfrm_mgr has many methods, for example:
1. notify: notify the sa change, ex: add, delete, expire ..
2. acquire: notify when sp is match, while no SA is got.
3. compile_policy:
4. new_mapping:
5: notify_policy: notify sp change. add, delete, expire.
6. report:
7. mirgrate:

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