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什么是桥接？简单来说，桥接就是把一台机器上的若干个网络接口“连接”起来。其结果是，其中一个网口收到的报文会被复制给其他网口并发送出去。以使得网口之间的报文能够互相转发。交换机就是这样一个设备，它有若干个网口，并且这些网口是桥接起来的。于是，与交换机相连的若干主机就能够通过交换机的报文转发而互相通信。如下图：主机A发送的报文被送到交换机S1的eth0口，由于eth0与eth1、eth2桥接在一起，故而报文被复制到eth1和eth2，并且发送出去，然后被主机B和交换机S2接收到。而S2又会将报文转发给主机C、D。交换机在报文转发的过程中并不会篡改报文数据，只是做原样复制。然而桥接却并不是在物理层实现的，而是在数据链路层。交换机能够理解数据链路层的报文，所以实际上桥接却又不是单纯的报文转发。交换机会关心填写在报文的数据链路层头部中的Mac地址信息（包括源地址和目的地址），以便了解每个Mac地址所代表的主机都在什么位置（与本交换机的哪个网口相连）。在报文转发时，交换机就只需要向特定的网口转发即可，从而避免不必要的网络交互。这个就是交换机的“地址学习”。但是如果交换机遇到一个自己未学习到的地址，就不会知道这个报文应该从哪个网口转发，则只好将报文转发给所有网口（接收报文的那个网口除外）。比如主机C向主机A发送一个报文，报文来到了交换机S1的eth2网口上。假设S1刚刚启动，还没有学习到任何地址，则它会将报文转发给eth0和eth1。同时，S1会根据报文的源Mac地址，记录下“主机C是通过eth2网口接入的”。于是当主机A向C发送报文时，S1只需要将报文转发到eth2网口即可。而当主机D向C发送报文时，假设交换机S2将报文转发到了S1的eth2网口（实际上S2也多半会因为地址学习而不这么做），则S1会直接将报文丢弃而不做转发（因为主机C就是从eth2接入的）。然而，网络拓扑不可能是永不改变的。假设我们将主机B和主机C换个位置，当主机C发出报文时（不管发给谁），交换机S1的eth1口收到报文，于是交换机S1会更新其学习到的地址，将原来的“主机C是通过eth2网口接入的”改为“主机C是通过eth1网口接入的”。但是如果主机C一直不发送报文呢？S1将一直认为“主机C是通过eth2网口接入的”，于是将其他主机发送给C的报文都从eth2转发出去，结果报文就发丢了。所以交换机的地址学习需要有超时策略。对于交换机S1来说，如果距离最后一次收到主机C的报文已经过去一定时间了（默认为5分钟），则S1需要忘记“主机C是通过eth2网口接入的”这件事情。这样一来，发往主机C的报文又会被转发到所有网口上去，而其中从eth1转发出去的报文将被主机C收到。linux的桥接实现相关模型linux内核支持网口的桥接（目前只支持以太网接口）。但是与单纯的交换机不同，交换机只是一个二层设备，对于接收到的报文，要么转发、要么丢弃。小型的交换机里面只需要一块交换芯片即可，并不需要CPU。而运行着linux内核的机器本身就是一台主机，有可能就是网络报文的目的地。其收到的报文除了转发和丢弃，还可能被送到网络协议栈的上层（网络层），从而被自己消化。linux内核是通过一个虚拟的网桥设备来实现桥接的。这个虚拟设备可以绑定若干个以太网接口设备，从而将它们桥接起来。如下图（摘自ULNI）：网桥设备br0绑定了eth0和eth1。对于网络协议栈的上层来说，只看得到br0，因为桥接是在数据链路层实现的，上层不需要关心桥接的细节。于是协议栈上层需要发送的报文被送到br0，网桥设备的处理代码再来判断报文该被转发到eth0或是eth1，或者两者皆是；反过来，从eth0或从eth1接收到的报文被提交给网桥的处理代码，在这里会判断报文该转发、丢弃、或提交到协议栈上层。而有时候eth0、eth1也可能会作为报文的源地址或目的地址，直接参与报文的发送与接收（从而绕过网桥）。相关数据结构要使用桥接功能，我们需要在编译内核时指定相关的选项，并让内核加载桥接模块。然后通过“brctl addbr {br_name}”命令新增一个网桥设备，最后通过“brctl addif {eth_if_name}”命令绑定若干网络接口。完成这些操作后，内核中的数据结构关系如下图所示（摘自ULNI）：其中最左边的net_device是一个代表网桥的虚拟设备结构，它关联了一个net_bridge结构，这是网桥设备所特有的数据结构。在net_bridge结构中，port_list成员下挂一个链表，链表中的每一个节点（net_bridge_port结构）关联到一个真实的网口设备的net_device。网口设备也通过其br_port指针做反向的关联（那么显然，一个网口最多只能同时被绑定到一个网桥）。net_bridge结构中还维护了一个hash表，是用来处理地址学习的。当网桥准备转发一个报文时，以报文的目的Mac地址为key，如果可以在hash表中索引到一个net_bridge_fdb_entry结构，通过这个结构能找到一个网口设备的net_device，于是报文就应该从这个网口转发出去；否则，报文将从所有网口转发。接收过程在《linux网络报文接收发送浅析》一文中我们看到，网口设备接收到的报文最终通过net_receive_skb函数被网络协议栈所接收。net_receive_skb(skb);这个函数主要做三件事情：1、如果有抓包程序需要skb，将skb复制给它们；2、处理桥接；3、将skb提交给网络层；这里我们只关心第2步。那么，如何判断一个skb是否需要做桥接相关的处理呢？skb->dev指向了接收这个skb的设备，如果这个net_device的br_port不为空（它指向一个net_bridge_port结构），则表示这个net_device正在被桥接，并且通过net_bridge_port结构中的br指针可以找到网桥设备的net_device结构。于是调用到br_handle_frame函数，让桥接的代码来处理这个报文； br_handle_frame(net_bridge_port, skb);如果skb的目的Mac地址与接收该skb的网口的Mac地址相同，则结束桥接处理过程（返回到net_receive_skb函数后，这个skb会最终被提交给网络层）；否则，调用到br_handle_frame_finish函数将报文转发，然后释放skb（返回到net_receive_skb函数后，这个skb就不会往网络层提交了）；br_handle_frame_finish(skb);首先通过br_fdb_update函数更新网桥设备的地址学习hash表中对应于skb的源Mac地址的记录（更新时间戳及其所指向的net_bridge_port结构）；如果skb的目的地址与本机的其他网口的Mac地址相同（但是与接收该skb的网口的Mac地址不同，否则在上一个函数就返回了），就调用br_pass_frame_up函数，该函数会将skb->dev替换成网桥设备的dev，然后再调用netif_receive_skb来处理这个报文。这下子netif_receive_skb函数被递归调用了，但是这一次却不会再触发网桥的相关处理函数，因为skb->dev已经被替换，skb->dev->br_port已经是空了。所以这一次netif_receive_skb函数最终会将skb提交给网络层；否则，通过__br_fdb_get函数在网桥设备的地址学习hash表中查找skb的目的Mac地址所对应的dev，如果找到（且通过其时间戳认定该记录未过期），则调用br_forward将报文转发给这个dev；而如果找不到则调用br_flood_forward进行转发，该函数会遍历网桥设备中的port_list，找到每一个绑定的dev（除了与skb->dev相同的那个），然后调用br_forward将其转发；br_forward(net_bridge_port, skb);将skb->dev替换成将要进行转发的dev，然后调用br_forward_finish，而后者又会调用br_dev_queue_push_xmit。最终，br_dev_queue_push_xmit会调用dev_queue_xmit将报文发送出去（见《linux网络报文接收发送浅析》）。注意，此时skb->dev已经被替换成进行转发的dev了，报文会从这个网口被转发出去；发送过程在《linux网络报文接收发送浅析》一文中我们看到，协议栈上层需要发送报文时，调用dev_queue_xmit(skb)函数。如果这个报文需要通过网桥设备来发送，则skb->dev指向一个网桥设备。网桥设备没有使用发送队列（dev->qdisc为空），所以dev_queue_xmit将直接调用dev->hard_start_xmit函数，而网桥设备的hard_start_xmit等于函数br_dev_xmit；br_dev_xmit(skb, dev);通过__br_fdb_get函数在网桥设备的地址学习hash表中查找skb的目的Mac地址所对应的dev，如果找到，则调用br_deliver将报文发送给这个dev；而如果找不到则调用br_flood_deliver进行发送，该函数会遍历网桥设备中的port_list，找到每一个绑定的dev，然后调用br_deliver将其发送（此处逻辑与之前的转发很像）；br_deliver(net_bridge_port, skb);这个函数的逻辑与之前转发时调用的br_forward很像。先将skb->dev替换成将要进行转发的dev，然后调用br_forward_finish。如前面所述，br_forward_finish又会调用到br_dev_queue_push_xmit，后者最终调用dev_queue_xmit将报文发送出去。以上过程忽略了对于广播或多播Mac地址的处理，如果Mac地址是广播或多播地址，就向所有绑定的dev转发报文就行了。另外，关于地址学习的过期记录，专门有一个定时器周期性地调用br_fdb_cleanup函数来将它们清除。生成树协议对于网桥来说，报文的转发、地址学习其实都是很简单的事情。在简单的网络环境中，这就已经足够了。而对于复杂的网络环境，往往需要对数据通路做一定的冗余，以便当网络中某个交换机出现故障、或交换机的某个网口出现故障时，整个网络还能够正常使用。那么，我们假设在上面的网络拓扑中增加一条冗余的连接，看看会发生什么事情吧。假设交换机S1和S2都是刚刚启动（没有学习到任何地址），此时主机C向B发送一个报文。交换机S2的eth2口收到报文，并将其转发到eth0、eth1、eth3，并且记录下“主机C由eth2接入”。交换机S1在其eth2和eth3口都会收到报文，eth2口收到的报文又会从eth3口（及其他口）转发出去、eth3口收到的报文也会从eth2口（及其他口）转发出去。于是交换机S2的eth0、eth1口又将再次收到这个报文，报文的源地址还是主机C。于是S2相继更新学习到的地址，记录下“主机C由eth0接入”，然后又更新为“主机C由eth1接入”。然后报文又继续被转发给交换机S1，S1又会转发回S2。形成一个回路，周而复始，并且每一次轮回还会导致报文被复制给其他网口，最终形成网络风暴。整个网络可能就瘫痪了。可见，我们之前讨论的交换机是不能在这样的带有环路的拓扑中使用的。但是如果要想给网络添加一定的冗余连接，则又必定会存在环路，这该怎么办呢？IEEE规范定义了生成树协议(STP)，如果网络拓扑中的交换机支持这种协议，则它们会通过BPUD报文(网桥协议数据单元)进行通信，相互协调，暂时阻塞掉某些交换机的某些网口，使得网络拓扑不存在环路，成为一个树型结构。而当网络中某些交换机出现故障，这些被暂时阻塞掉的网口又会重新启用，以保持整个网络的连通性。由一个带有环路的图生成一棵树的算法是很简单的，但是，正所谓“不识庐山真面目，只缘身在此山中”，网络中的每一台交换机都不知道确切的网络拓扑，并且网络拓扑还可能动态地改变。要通过交换机间的信息传递(传递BPUD报文)来生成这么一棵树，那就不是一件简单的事情了。来看看生成树协议是怎么做到的吧。确定树根要生成一棵树，第一步是确定树根。协议规定，只有作为树根节点的交换机才能发送BPUD报文，以协调其他交换机。当一台交换机启动时，它不知道谁是树根，则他会把自己就当作树根，从它的各个网口发出BPUD报文。BPUD报文可以说是表明发送者身份的报文，里面含有一个“root_id”，也就是发送者的ID（发送者都认为自己就是树根）。这个ID由两部份组成，优先级+Mac地址。ID越小则该交换机越重要，越应该被任命为树根。ID中的优先级是由网络管理员来指定的，当然性能越好的交换机应该被指定为越高的优先级（即越小的值）。两个交换机的ID比较，首先比较的就是优先级。而如果优先级相同，则比较其Mac地址。就好比两个人地位相当，只好按姓氏笔划排列了。而交换机的Mac地址是全世界唯一的，所以交换机ID不会相同。一开始，各个交换机都自以为是地认为自己是树根，都发出了BPUD报文，并在其中表明了自己的身份。而各个交换机自然也会收到来自于其他交换机的BPUD报文，如果发现别人的ID更小（优先级更高），这时，交换机才意识到“天外有天、人外有人”，于是停止自己愚昧的“自称树根”的举动。并且将收到的带有更高优先级的BPUD报文转发，让其他人也知道有这么个高优先级的交换机存在。最终，所有交换机会达成共识，知道网络中有一个ID为XXXX的家伙，他才是树根。确定上行口确定了树根，也就确定了网络拓扑的最顶层。而其他交换机则需要确定自己的某个网口，作为其向上（树根方向）转发报文的网口（上行口）。想一想，如果一个交换机有多个上行口，则网络拓扑必然会存在回路。所以一个交换机的上行口有且只有一个。那么这个唯一的上行口怎么确定呢？取各个网口中，到树根的开销最小的那一个。上面说到，树根发出的BPUD报文会被其他交换机所转发，最终每个交换机的某些网口会收到这个BPUD。BPUD中还有这么三个字段，“到树根的开销”、“交换机ID”、“网口ID”。交换机在转发BPUD时，会更新这三个字段，把“交换机ID”更新为自己的ID，把“网口ID”更新为转发该BPUD的那个网口的编号，而“到树根的开销”则被增加一定的值（根据实际的转发开销，由交换机自己决定。可能是个大概值）。树根最初发出的BPUD，“到树根的开销”为0。每转发一次，该字段就被增加相应的开销值。假设树根发出了一个BPUD，由于转发，一个交换机的同一个网口可能会多次收到这个BPUD报文的复本。这些复本可能经过了不同的转发路径才来到这个网口，因此有着不同的“到树根的开销”、“交换机ID”、“网口ID”。这三个字段的值越小，表示按照该BPUD转发的路径，到达树根的开销越小，就认为该BPUD的优先级越高（其实后两个字段也只是启到“按姓氏笔划排列”的作用）。交换机会记录下在其每一个网口上收到的优先级最高的BPUD，并且只有当一个网口当前收到的这个BPUD比它所记录的BPUD（也就是曾经收到的优先级最高的BPUD）的优先级还高时，这个交换机才会将该BPUD报文由其他网口转发出去。最后，比较各个网口所记录的BPUD的优先级，最高者被作为交换机的上行口。确定需要被阻塞的下行口交换机除了其上行口之外的其他网口都是下行口。交换机的上行路径不会存在环路，因为交换机都只有唯一的上行口。而不同交换机的多个下行口有可能是相互连通的，会形成环路。（这些下行口也不一定是直接相连，可能是由物理层的转发设备将多个交换机的多个下行口连在一起。）生成树协议的最后一道工序就是在这一组相互连通的下行口中，选择一个让其转发报文，其他网口都被阻塞。由此消除存在的环路。而那些没有与其他下行口相连的下行口则不在考虑之列，它们不会引起环路，都照常转发。不过，既然下行口两两相连会产生回路，是不是把这些相连的下行口都阻塞就好了呢？前面提到过可能存在物理层设备将多个网口同时连在一起的情况（如集线器Hub，尽管现在已经很少用了），如图：假设交换机S2的eth2口和交换机S3的eth1口是互相连通的两个下行口，如果武断地将这两网口都阻塞，则主机E就被断网了。所以，这两个网口还必须留下一个来提供报文转发服务。那么对于一组相互连通的下行口，该选择谁来作为这个唯一能转发报文的网口呢？上面说到，每个交换机在收到优先级最高的BPUD时，都会将其转发。转发的时候，“到树根的开销”、“交换机ID”、“网口ID”都会被更新。于是对于一组相互连通的下行口，从谁那里转发出来的BPUD优先级最高，就说明从它到达树根的开销最小。于是这个网口就可以继续转发报文，而其他网口都被阻塞。从实现上来说，每个网口需记录下自己转发出去的BPUD的优先级是多少。如果其没有收到比该优先级更高的BPUD（没有与其他下行口相连，收不到BPUD；或者与其他下行口相连，但是收到的BPUD优先级较低），则网口可以转发；否则网口被阻塞。经过交换机之间的这一系列BPUD报文交换，生成树完成。然而网络拓扑也可能因为一些人为因素（如网络调整）或非人为因素（如交换机故障）而发生改变。于是生成树协议中还定义了很多机制来检测这种改变，而后触发新一轮的BPUD报文交换，形成新的生成树。这个过程就不再赘述了。
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