原文地址：http://blog.csdn.net/zyq2007/article/details/6576403
Linux TCP/IP 协议栈之 Socket的实现分析(一 套接字的创建)
[size=6]Linux TCP/IP 协议栈之 Socket的实现分析[/size]
内核版本：2.6.12
作者：kendo
版权所有，转载请注明出处[[url]www.skynet.org.cn[/url]]；
说明：这仅仅是一个笔记，由于偶的水平有限，我甚至不能保证其中内容正确率超过 80%。另外，
我不太习惯在代码中注解来自哪个文件，第几行之类的，因为偶是直接通过 source insight 双击鼠标
跳转之。
[size=5]第一部份 Socket套接字的创建[/size]
socket 并不是 TCP/IP 协议的一部份。
从广义上来讲，socket 是 Unix/Linux 抽像的进程间通讯的一种方法。网络 socket 通讯仅仅是其若干
协议中的一类。而 tcp/ip又是网络这类中的一种。
从 tcp/ip 的解度看 socket，它更多地体现了用户 API 与协议栈的一个中间层接口层。用户通过调用
socket API将报文递交给协议栈，或者从协议栈中接收报文件。
[color=Red][size=5]一、系统总入口[/size][/color]
Linux 内核为所有的与 socket 有关的操作的 API，提供了一个统一的系统调用入口，其代码在
net/socket.c中：
[code]asmlinkage long sys_socketcall(int call, unsigned long __user *args)
{
unsigned long a[6];
unsigned long a0,a1;
int err;
if(call<1||call>SYS_RECVMSG)
return -EINVAL;
/* copy_from_user should be SMP safe. */
if (copy_from_user(a, args, nargs[call]))
return -EFAULT;
a0=a[0];
a1=a[1];
switch(call)
{
case SYS_SOCKET:
err = sys_socket(a0,a1,a[2]);
break; case SYS_BIND:
err = sys_bind(a0,(struct sockaddr __user *)a1, a[2]);
break;
case SYS_CONNECT:
err = sys_connect(a0, (struct sockaddr __user *)a1, a[2]);
break;
case SYS_LISTEN:
err = sys_listen(a0,a1);
break;
case SYS_ACCEPT:
err = sys_accept(a0,(struct sockaddr __user *)a1, (int __user *)a[2]);
break;
case SYS_GETSOCKNAME:
err = sys_getsockname(a0,(struct sockaddr __user *)a1, (int __user *)a[2]);
break;
case SYS_GETPEERNAME:
err = sys_getpeername(a0, (struct sockaddr __user *)a1, (int __user *)a[2]);
break;
case SYS_SOCKETPAIR:
err = sys_socketpair(a0,a1, a[2], (int __user *)a[3]);
break;
case SYS_SEND:
err = sys_send(a0, (void __user *)a1, a[2], a[3]);
break;
case SYS_SENDTO:
err = sys_sendto(a0,(void __user *)a1, a[2], a[3],
(struct sockaddr __user *)a[4], a[5]);
break;
case SYS_RECV:
err = sys_recv(a0, (void __user *)a1, a[2], a[3]);
break;
case SYS_RECVFROM:
err = sys_recvfrom(a0, (void __user *)a1, a[2], a[3],
(struct sockaddr __user *)a[4], (int __user *)a[5]);
break;
case SYS_SHUTDOWN:
err = sys_shutdown(a0,a1);
break;
case SYS_SETSOCKOPT:
err = sys_setsockopt(a0, a1, a[2], (char __user *)a[3], a[4]);
break;
case SYS_GETSOCKOPT:
err = sys_getsockopt(a0, a1, a[2], (char __user *)a[3], (int __user *)a[4]);
break; case SYS_SENDMSG:
err = sys_sendmsg(a0, (struct msghdr __user *) a1, a[2]);
break;
case SYS_RECVMSG:
err = sys_recvmsg(a0, (struct msghdr __user *) a1, a[2]);
break;
default:
err = -EINVAL;
break;
}
return err;
}[/code]
首先调用 copy_from_user将用户态参数拷贝至数组 a。但是问题在于，每个被调用的 API 的参数不
尽相同，那么每次拷贝的字节在小如果断定？
来看其第三个参数 nargs[call]，其中 call 是操作码，后面有个大大的 switch...case 就是判断它。对应
的操作码定义在 include/linux/net.h：
[code]#define SYS_SOCKET 1 /* sys_socket(2) */
#define SYS_BIND 2 /* sys_bind(2) */
#define SYS_CONNECT 3 /* sys_connect(2) */
#define SYS_LISTEN 4 /* sys_listen(2) */
#define SYS_ACCEPT 5 /* sys_accept(2) */
#define SYS_GETSOCKNAME 6 /* sys_getsockname(2) */
#define SYS_GETPEERNAME 7 /* sys_getpeername(2) */
#define SYS_SOCKETPAIR 8 /* sys_socketpair(2) */
#define SYS_SEND 9 /* sys_send(2) */
#define SYS_RECV 10 /* sys_recv(2) */
#define SYS_SENDTO 11 /* sys_sendto(2) */
#define SYS_RECVFROM 12 /* sys_recvfrom(2) */
#define SYS_SHUTDOWN 13 /* sys_shutdown(2) */
#define SYS_SETSOCKOPT 14 /* sys_setsockopt(2) */
#define SYS_GETSOCKOPT 15 /* sys_getsockopt(2) */
#define SYS_SENDMSG 16 /* sys_sendmsg(2) */
#define SYS_RECVMSG 17 /* sys_recvmsg(2) */[/code]
而数组 nargs则根据操作码的不同，计算对应的参数的空间大小：
[code]/* Argument list sizes for sys_socketcall */
#define AL(x) ((x) * sizeof(unsigned long))
static unsigned char nargs[18]={AL(0),AL(3),AL(3),AL(3),AL(2),AL(3),
AL(3),AL(3),AL(4),AL(4),AL(4),AL(6),
AL(6),AL(2),AL(5),AL(5),AL(3),AL(3)};
#undef AL[/code]
当拷贝完成参数后，就进入一个 switch...case...判断操作码，跳转至对应的系统接口。 [color=Red][size=5]二、 sys_socket 函数[/size][/color]
操作码 SYS_SOCKET 是由 sys_socket()实现的：
[code]asmlinkage long sys_socket(int family, int type, int protocol)
{
int retval;
struct socket *sock;
retval = sock_create(family, type, protocol, &sock);
if (retval < 0)
goto out;
retval = sock_map_fd(sock);
if (retval < 0)
goto out_release;
out:
/* It may be already another descriptor 8) Not kernel problem. */
return retval;
out_release:
sock_release(sock);
return retval;
}[/code]
在分析这段代码之间，首先来看，创建一个 Socket，对内核而言，究竟意味着什么？究竟需要内核
干什么事？
当用户空间要创建一个 socke 接口时，会调用 API 函数：
[code]int socket(int domain, int type, int protocol);[/code]
函数，其三个参数分别表示协议族、协议类型（面向连接或无连接）以及协议。
对于用户态而言，一个 Scoket，就是一个特殊的，已经打开的文件。为了对 socket抽像出文件的概
念，内核中为 socket 定义了一个专门的文件系统类型 sockfs：
static struct vfsmount *sock_mnt;
[code]static struct file_system_type sock_fs_type = {
.name = "sockfs",
.get_sb = sockfs_get_sb,
.kill_sb = kill_anon_super,
};[/code]
在模块初始化的时候，安装该文件系统：
[code]void __init sock_init(void)
{
……
register_filesystem(&sock_fs_type);
sock_mnt = kern_mount(&sock_fs_type);
}[/code]
稍后还要回来继续分析安装中的一点细节。
有了文件系统后，对内核而言，创建一个 socket， 就是在 sockfs 文件系统中创建一个文件节点(inode)，
并建立起为了实现 socket 功能所 需的一整套数据结构，包括 struct inode 和 struct socket 结构。 struct
socket 结构在内核中，就代表了一个"Socket"，当一个 struct socket 数据结构被分配空间后，再将其
与一个已打开的文件“建立映射关系”。这样，用户态就可以用抽像的文件的概念来操作socket了——
当然，由 于网络的特殊性，至少就目前而言，这种抽像，并不如其它模块的抽像那么完美。
这里socket的实现，和文件系统密切相关。这里就不再分析Linux的文件系统了，这里只分配与socket
相关的一些细节，其它的都一一跳过，呵呵，希望也能有水平再写一篇《Linux 文件系统的设计与
实现简析》。
文件系统 struct vfsmount 中有一个成员指针 mnt_sb 指向该文件系统的超级块，而超级块结构 struct
super_lock 有一个重要的成员 s_op 指向了超级块的操作函数表，其中有函数指针 alloc_inode()即为
在给定的超级块下创建并初始化一 个新的索引节点对像。也就是调用：
[code]sock_mnt->mnt_sb->s_op->alloc_inode(sock_mnt->mnt_sb);[/code]
当然，连同相关的处理细节一起，这一操作被层层封装至一个上层函数 new_inode()。
那如何分配一个 struct socket 结构呢？如前所述，一个 socket 总是与一个inode 密切相关的。当然，
在 inode 中，设置一个 socket 成员，是完全可行的，但是 这貌似浪费了空间——毕竟，更多的文件
系统没有 socket 这个东东。所以，内核引入了另一个 socket_alloc 结构：
[code]struct socket_alloc {
struct socket socket;
struct inode vfs_inode;
};[/code]
显而易见，该结构实现了 inode 和 socket 的封装。已经一个 inode，可以通过宏 SOCKET_I 来获取
与之对应的 socket：
sock = SOCKET_I(inode);
static inline struct socket *SOCKET_I(struct inode *inode)
{
return &container_of(inode, struct socket_alloc, vfs_inode)->socket;
}
但是，这样做，也同时意味着，在分配一个 inode 后，必须再分配一个 socket_alloc结构，并实现对
应的封装。否则，container_of 又能到哪儿去找到 socket 呢？现在来简要地看一个这个流程——这是文件系统安装中的一个重要步骤：
[code]struct vfsmount *kern_mount(struct file_system_type *type)
{
return do_kern_mount(type->name, 0, type->name, NULL);
}[/code]
[code]struct vfsmount *
do_kern_mount(const char *fstype, int flags, const char *name, void *data)
{
struct file_system_type *type = get_fs_type(fstype);
struct super_block *sb = ERR_PTR(-ENOMEM);
……
sb = type->get_sb(type, flags, name, data);
……
mnt->mnt_sb = sb;
……
}[/code]
do_kern_mount 函数中，先根据注册的文件系统类型，调用 get_fs_type 获取之，也就是我们之前注
册的 sock_fs_type，然后调用它的 get_sb 成员函数指针，获取相应的超级块 sb。最后，调置文件系
统的超级块成员指针，使之指向对应的值。
这里 get_sb函数指针，指向之前初始化的 sockfs_get_sb()函数。
static struct super_block *sockfs_get_sb(struct file_system_type *fs_type,
int flags, const char *dev_name, void *data)
{
return get_sb_pseudo(fs_type, "socket:", &sockfs_ops, SOCKFS_MAGIC);
}
注意其第三个参数 sockfs_ops，它封装了 sockfs 的功能函数表：
[code]static struct super_operations sockfs_ops = {
.alloc_inode = sock_alloc_inode,
.destroy_inode =sock_destroy_inode,
.statfs = simple_statfs,
};[/code]
[code]struct super_block *
get_sb_pseudo(struct file_system_type *fs_type, char *name,
struct super_operations *ops, unsigned long magic)
{
struct super_block *s = sget(fs_type, NULL, set_anon_super, NULL);
……
s->s_op = ops ? ops : &default_ops;
}[/code]
这里就是先获取/分配一个超级块，然后初始化超级块的各成员，包括 s_op，我们前面提到过它，
它封装了对应的功能函数表。这里 s_op 自然就指向了 sockfs_ops。那前面提到的 new_inode()函数
分配 inode 时调用的：
[code]sock_mnt->mnt_sb->s_op->alloc_inode(sock_mnt->mnt_sb);[/code]
这个 alloc_inode 函数指针也就是 sockfs_ops的 sock_alloc_inode()函数——转了一大圈，终于指到它
了。
来看看 sock_alloc_inode 是如何分配一个 inode 节点的：
[code]static struct inode *sock_alloc_inode(struct super_block *sb)
{
struct socket_alloc *ei;
ei = (struct socket_alloc *)kmem_cache_alloc(sock_inode_cachep, SLAB_KERNEL);
if (!ei)
return NULL;
init_waitqueue_head(&ei->socket.wait);
ei->socket.fasync_list = NULL;
ei->socket.state = SS_UNCONNECTED;
ei->socket.flags = 0;
ei->socket.ops = NULL;
ei->socket.sk = NULL;
ei->socket.file = NULL;
ei->socket.flags = 0;
return &ei->vfs_inode;
}[/code]
函数先分配了一个用于封装 socket 和 inode 的 ei，然后在高速缓存中为之申请了一块空间。这样，
inode 和 socket 就同时都被分配了。接下来初始化 socket 的各个成员，这些成员，在后面都会一一
提到。
[code]/**
* struct socket - general BSD socket
* @state: socket state (%SS_CONNECTED, etc)
* @flags: socket flags (%SOCK_ASYNC_NOSPACE, etc)
* @ops: protocol specific socket operations
* @fasync_list: Asynchronous wake up list
* @file: File back pointer for gc
* @sk: internal networking protocol agnostic socket representation
* @wait: wait queue for several uses
* @type: socket type (%SOCK_STREAM, etc)
*/
struct socket {
socket_state state;
unsigned long flags; struct proto_ops *ops;
struct fasync_struct *fasync_list;
struct file *file;
struct sock *sk;
wait_queue_head_t wait;
short type;
};[/code]
OK，至目前为止，分配 inode、socket 以及两者如何关联，都已一一分析了。
最后一个关键问题，就是如何把 socket 与一个已打开的文件，建立映射关系。
在内核中，用 struct file结构描述一个已经打开的文件，指向该结构的指针内核中通常用 file或 filp
来描述。我们知道，内核中，可以通过全局项 current 来获得当 前进程，它是一个 struct task_struct
类型的指针。tastk_struct 有一个成员：
struct files_struct *files;
指向一个已打开的文件。当然，由于一个进程可能打开多个文件，所以，struct files_struct 结构有
struct file * fd_array[NR_OPEN_DEFAULT];
成员，这是个数组，以文件描述符为下标，即 current->files->fd[fd]，可以找到与当前进程指定文件
描述符的文件。
有了这些基础，如果要把一个 socket 与一个已打开的文件建立映射，首先要做的就是为 socket分配
一个struct file，并申请分配一个相应的文件描述符fd。因为socket并不支持open方法（前面说socket
的文件界面的抽像并不完美，这应该是一个佐证 吧？），所以不能期望用户界面通过调用 open() API
来分配一个 struct file，而是通过调用 get_empty_filp 来获取：
[code]struct file *file = get_empty_filp();[/code]
同样地：
[code]int fd;
fd = get_unused_fd();[/code]
获取一个空间的文件描述符
然后，让 current 的 files指针的 fd 数组的 fd 索引项指向该 file：
[code]void fastcall fd_install(unsigned int fd, struct file * file)
{
struct files_struct *files = current->files;
spin_lock(&files->file_lock);
if (unlikely(files->fd[fd] != NULL))
BUG();
files->fd[fd] = file;
spin_unlock(&files->file_lock);
}[/code]
OK，做到这一步，有了一个文件描述符 fd 和一个打开的文件 file，它们与当前进程相连，但是好像与创建的socket并无任何瓜葛。要做的映射还是没 有进展。 struct file或者文件描述述fd或current
都没有任何能够与 inode或者是 socket 相关的东东。这需要一个中间的桥梁，目录项：struct dentry
结构。
因为一个文件都有与其对应的目录项：
struct file {
struct list_head f_list;
struct dentry *f_dentry;
……
而一个目录项：
struct dentry {
……
struct inode *d_inode; /* Where the name belongs to - NULL is
* negative */
d_inode 成员指向了与之对应的 inode节点……
而之前已经创建了一个 inode 节点和与之对应的 socket。
所以，现在要做的，就是：
“先为当前文件分配一个对应的目录项，再将已创建的 inode节点安装至该目录项”
这样，一个完成的映射关系：
进程、文件描述符、打开文件、目录项、inode节点、socket就完整地串起来了。
基本要分析的一些前导的东东都一一罗列了，虽然已尽量避免陷入文件系统的细节分析，但是还是
不可避免地进入其中，因为它们关系实现太紧密了。现在可以来看套接字的创建过程了：
[code]asmlinkage long sys_socket(int family, int type, int protocol)
{
int retval;
struct socket *sock;
retval = sock_create(family, type, protocol, &sock);
if (retval < 0)
goto out;
retval = sock_map_fd(sock);
if (retval < 0)
goto out_release;
out:
/* It may be already another descriptor 8) Not kernel problem. */
return retval;
out_release: sock_release(sock);
return retval;
}[/code]
[code]int sock_create(int family, int type, int protocol, struct socket **res)
{
return __sock_create(family, type, protocol, res, 0);
}[/code]
[color=Red][size=5]三、af_inet 协议簇的协议封装[/size][/color]
接下来，函数调用之前已经注的 inet_family_ops的函数指针 create，也就是inet_create()函数，前面，
可以说一个通用的 socket 已经创建好了，这里要完成与协议本身相关的一些创建 socket 的工作。
这一部份的工作比较复杂，还是先来看看 af_inet.c 中的模块初 始化时候，做了哪些与此相关的工
作。
要引入的第一个数据结构是 struct inet_protosw，它封装了一个协议类型（如 SOCK_STREAM、
SOCK_DGRAM 等）与 ip 协议中对应的传输层协议：
[code]/* This is used to register socket interfaces for IP protocols. */
struct inet_protosw {
struct list_head list;
/* These two fields form the lookup key. */
unsigned short type; /* This is the 2nd argument to socket(2). */
int protocol; /* This is the L4 protocol number. */
struct proto *prot;
struct proto_ops *ops;
int capability; /* Which (if any) capability do
* we need to use this socket
* interface?
*/
char no_check; /* checksum on rcv/xmit/none? */
unsigned char flags; /* See INET_PROTOSW_* below. */
};
#define INET_PROTOSW_REUSE 0x01 /* Are ports automatically reusable? */
#define INET_PROTOSW_PERMANENT 0x02 /* Permanent protocols are unremovable. */[/code]
type 是协议类型，对于 ipv4 而言，就是 SOCK_STREAM、SOCK_DGRAM 或者是 SOCK_RAW 之
一。protocol 是传输层的协议号。 prot 用于描述一个具体的传输层协议，而 ops 指向对应的当前协
议类型的操作函数集。针对不同的协议类型，定义了不同的 ops：
[code]struct proto_ops inet_stream_ops = { .family = PF_INET,
.owner = THIS_MODULE,
.release = inet_release,
.bind = inet_bind,
.connect = inet_stream_connect,
.socketpair = sock_no_socketpair,
.accept = inet_accept,
.getname = inet_getname,
.poll = tcp_poll,
.ioctl = inet_ioctl,
.listen = inet_listen,
.shutdown = inet_shutdown,
.setsockopt = sock_common_setsockopt,
.getsockopt = sock_common_getsockopt,
.sendmsg = inet_sendmsg,
.recvmsg = sock_common_recvmsg,
.mmap = sock_no_mmap,
.sendpage = tcp_sendpage
};[/code]
[code]struct proto_ops inet_dgram_ops = {
.family = PF_INET,
.owner = THIS_MODULE,
.release = inet_release,
.bind = inet_bind,
.connect = inet_dgram_connect,
.socketpair = sock_no_socketpair,
.accept = sock_no_accept,
.getname = inet_getname,
.poll = udp_poll,
.ioctl = inet_ioctl,
.listen = sock_no_listen,
.shutdown = inet_shutdown,
.setsockopt = sock_common_setsockopt,
.getsockopt = sock_common_getsockopt,
.sendmsg = inet_sendmsg,
.recvmsg = sock_common_recvmsg,
.mmap = sock_no_mmap,
.sendpage = inet_sendpage,
};[/code]
[code]/*
* For SOCK_RAW sockets; should be the same as inet_dgram_ops but without
* udp_poll */
static struct proto_ops inet_sockraw_ops = {
.family = PF_INET,
.owner = THIS_MODULE,
.release = inet_release,
.bind = inet_bind,
.connect = inet_dgram_connect,
.socketpair = sock_no_socketpair,
.accept = sock_no_accept,
.getname = inet_getname,
.poll = datagram_poll,
.ioctl = inet_ioctl,
.listen = sock_no_listen,
.shutdown = inet_shutdown,
.setsockopt = sock_common_setsockopt,
.getsockopt = sock_common_getsockopt,
.sendmsg = inet_sendmsg,
.recvmsg = sock_common_recvmsg,
.mmap = sock_no_mmap,
.sendpage = inet_sendpage,
};[/code]
从各个函数指针的名称，我们就可以大约知道它们是做什么事的了。进一步进以看到，它们的函数
指针指向的函数差不多都是相同的。除了一些细节上的区别，例如后面两种协议类型并不支持listen。
socket() API 第二个参数是协议类型，第三个参数是该协议类型下的协议——不过对于 ipv4 而言，
它们都是一一对应的。但是从抽像封装的角度看，数据结构的设计本 身应该满足一个协议类型下
边，可能存在多个不同的协议，即一对多的情况。而一一对应，仅是它们的特例：
[code]/* Upon startup we insert all the elements in inetsw_array[] into
* the linked list inetsw.
*/
static struct inet_protosw inetsw_array[] =
{
{
.type = SOCK_STREAM,
.protocol = IPPROTO_TCP,
.prot = &tcp_prot,
.ops = &inet_stream_ops,
.capability = -1,
.no_check = 0,
.flags = INET_PROTOSW_PERMANENT,
},
{ .type = SOCK_DGRAM,
.protocol = IPPROTO_UDP,
.prot = &udp_prot,
.ops = &inet_dgram_ops,
.capability = -1,
.no_check = UDP_CSUM_DEFAULT,
.flags = INET_PROTOSW_PERMANENT,
},
{
.type = SOCK_RAW,
.protocol = IPPROTO_IP, /* wild card */
.prot = &raw_prot,
.ops = &inet_sockraw_ops,
.capability = CAP_NET_RAW,
.no_check = UDP_CSUM_DEFAULT,
.flags = INET_PROTOSW_REUSE,
}
};[/code]
数组的每一个元素，就是支持的一种协议名称，例如 IPOROTO_TCP，但是由于 IPV4 本身协议类
型跟协议是一一对应的，所以没有更多的.type= SOCK_xxx 了。这样数组实现了对 PF_INET 协议族
下支持的协议类型，以及协议类型下边的协议进行了封装，虽然事实上它们是一一对应的关系，不
过 理论上，完全可能存在一对多的可能。
数组内，封装的一个具体的协议，由 struct proto 结构来描述：
[code]/* Networking protocol blocks we attach to sockets.
* socket layer -> transport layer interface
* transport -> network interface is defined by struct inet_proto
*/
struct proto {
void (*close)(struct sock *sk,
long timeout);
int (*connect)(struct sock *sk,
struct sockaddr *uaddr,
int addr_len);
int (*disconnect)(struct sock *sk, int flags);
struct sock * (*accept) (struct sock *sk, int flags, int *err);
int (*ioctl)(struct sock *sk, int cmd,
unsigned long arg);
int (*init)(struct sock *sk); int (*destroy)(struct sock *sk);
void (*shutdown)(struct sock *sk, int how);
int (*setsockopt)(struct sock *sk, int level,
int optname, char __user *optval,
int optlen);
int (*getsockopt)(struct sock *sk, int level,
int optname, char __user *optval,
int __user *option);
int (*sendmsg)(struct kiocb *iocb, struct sock *sk,
struct msghdr *msg, size_t len);
int (*recvmsg)(struct kiocb *iocb, struct sock *sk,
struct msghdr *msg,
size_t len, int noblock, int flags,
int *addr_len);
int (*sendpage)(struct sock *sk, struct page *page,
int offset, size_t size, int flags);
int (*bind)(struct sock *sk,
struct sockaddr *uaddr, int addr_len);
int (*backlog_rcv) (struct sock *sk,
struct sk_buff *skb);
/* Keeping track of sk's, looking them up, and port selection methods. */
void (*hash)(struct sock *sk);
void (*unhash)(struct sock *sk);
int (*get_port)(struct sock *sk, unsigned short snum);
/* Memory pressure */
void (*enter_memory_pressure)(void);
atomic_t *memory_allocated; /* Current allocated memory. */
atomic_t *sockets_allocated; /* Current number of sockets. */
/*
* Pressure flag: try to collapse.
* Technical note: it is used by multiple contexts non atomically.
* All the sk_stream_mem_schedule() is of this nature: accounting
* is strict, actions are advisory and have some latency.
*/
int *memory_pressure;
int *sysctl_mem;
int *sysctl_wmem;
int *sysctl_rmem;
int max_header;
kmem_cache_t *slab; unsigned int obj_size;
struct module *owner;
char name[32];
struct list_head node;
struct {
int inuse;
u8 __pad[SMP_CACHE_BYTES - sizeof(int)];
} stats[NR_CPUS];
};[/code]
以 TCP协议为例，TCP协议的 sokcet 操作函数都被封装在这里了。
[code]struct proto tcp_prot = {
.name = "TCP",
.owner = THIS_MODULE,
.close = tcp_close,
.connect = tcp_v4_connect,
.disconnect = tcp_disconnect,
.accept = tcp_accept,
.ioctl = tcp_ioctl,
.init = tcp_v4_init_sock,
.destroy = tcp_v4_destroy_sock,
.shutdown = tcp_shutdown,
.setsockopt = tcp_setsockopt,
.getsockopt = tcp_getsockopt,
.sendmsg = tcp_sendmsg,
.recvmsg = tcp_recvmsg,
.backlog_rcv = tcp_v4_do_rcv,
.hash = tcp_v4_hash,
.unhash = tcp_unhash,
.get_port = tcp_v4_get_port,
.enter_memory_pressure = tcp_enter_memory_pressure,
.sockets_allocated = &tcp_sockets_allocated,
.memory_allocated = &tcp_memory_allocated,
.memory_pressure = &tcp_memory_pressure,
.sysctl_mem = sysctl_tcp_mem,
.sysctl_wmem = sysctl_tcp_wmem,
.sysctl_rmem = sysctl_tcp_rmem,
.max_header = MAX_TCP_HEADER,
.obj_size = sizeof(struct tcp_sock), };[/code]
[color=Red][size=5]四、分配 struct sock(sk)[/size][/color]
浏览到这里，看完了 PF_INET 的协议簇、协议类型和协议(也就是 socket调用的三个参数)的封装关
系，它们通过了两个数据结构 inet_protosw、struct proto 来描述，被一个数组 inetsw_array所封装。
接下来看它的初始化工作：
[code]static struct list_head inetsw[SOCK_MAX];
static int __init inet_init(void)
{
……
/* Register the socket-side information for inet_create. */
for (r = &inetsw[0]; r < &inetsw[SOCK_MAX]; ++r)
INIT_LIST_HEAD(r);
for (q = inetsw_array; q < &inetsw_array[INETSW_ARRAY_LEN]; ++q)
inet_register_protosw(q);
……
}[/code]
inetsw 是一个数组，其每一个元素，都是一个链表首部，前面一个循环初始化之。后一个循环就值
得注意了，也就是函数
inet_register_protosw：
[code]void inet_register_protosw(struct inet_protosw *p)
{
struct list_head *lh;
struct inet_protosw *answer;
int protocol = p->protocol;
struct list_head *last_perm;
spin_lock_bh(&inetsw_lock);
if (p->type >= SOCK_MAX)
goto out_illegal;
/* If we are trying to override a permanent protocol, bail. */
answer = NULL;
last_perm = &inetsw[p->type];
list_for_each(lh, &inetsw[p->type]) {
answer = list_entry(lh, struct inet_protosw, list);
/* Check only the non-wild match. */
if (INET_PROTOSW_PERMANENT & answer->flags) { if (protocol == answer->protocol)
break;
last_perm = lh;
}
answer = NULL;
}
if (answer)
goto out_permanent;
/* Add the new entry after the last permanent entry if any, so that
* the new entry does not override a permanent entry when matched with
* a wild-card protocol. But it is allowed to override any existing
* non-permanent entry. This means that when we remove this entry, the
* system automatically returns to the old behavior.
*/
list_add_rcu(&p->list, last_perm);
out:
spin_unlock_bh(&inetsw_lock);
synchronize_net();
return;
out_permanent:
printk(KERN_ERR "Attempt to override permanent protocol %d./n",
protocol);
goto out;
out_illegal:
printk(KERN_ERR
"Ignoring attempt to register invalid socket type %d./n",
p->type);
goto out;
}[/code]
这个函数完成的工作，就是把 inetsw_array 数组中，相同的协议类型下边的协议，加入到 inetsw 对
应的协议类型的链表中去。因为事实上一对一 的关系，所以这个函数要简单得多：因为不存在其
它成员，所以每一次 list_entry 都为空值，所以不存在覆盖和追加的情况，直接调用
list_add_rcu(&p->list, last_perm);把协议类型节点(struct inet_protosw 类型的数组的某个元素)添加到
链表（链表首部本身是一个数组，数组索引是协议对应的协议类型的值）的第一个成员。
来做一个假设，如果 SOCK_STREAM 协议类型下边还有另一个协议，IPPROTO_123，那么
inetsw_array数组中就会多出一个元素： [code] {
.type = SOCK_STREAM,
.protocol = IPPROTO_123,
.prot = &123_prot,
……
},[/code]
这样，当遍历 inetsw_array，再次进入 inet_register_protosw 函数后，因为 SOCK_STREAM 类型下
已经注册了 IPPROTO_TCP，所以，
[code] list_for_each(lh, &inetsw[p->type]) {
answer = list_entry(lh, struct inet_protosw, list);
/* Check only the non-wild match. */
if (INET_PROTOSW_PERMANENT & answer->flags) {
if (protocol == answer->protocol) /* 已经注册了相同协议号，退出循环，
因为没有置 answer 为 NULL,所以后面会直接退出函数 */
break;
last_perm = lh; /* 移动位置指针，指向链表中最后一
个元素 */
}
answer = NULL;
}[/code]
这个循环，answer 就会指向之前注册的 TCP 的链表节点，然后根据标志，如果是
INET_PROTOSW_PERMANENT，则 last_perm 指向链表中最后一个节点，也就是 TCP，之后同样
的道理，再把 123 追加到 TCP 之后，如果是 INET_PROTOSW_REUSE，因为位置指针 last_perm
没有移动，则之前注册的元素会被覆盖。
OK，绕了这么大一圈子，了解了协议的封装及链表的注册。现在回到 inet_create 中来：
[code]/*
* Create an inet socket.
*/
static int inet_create(struct socket *sock, int protocol)
{
struct sock *sk;
struct list_head *p;
struct inet_protosw *answer;
struct inet_sock *inet;
struct proto *answer_prot;
unsigned char answer_flags;
char answer_no_check;
int err;
sock->state = SS_UNCONNECTED;[/code]
socket 的初始状态设置为“未连接”，这意味着面向连接的协议类型，如 tcp，在使用之前必须建立连
接修改状态位。
[code] answer = NULL;
rcu_read_lock();
list_for_each_rcu(p, &inetsw[sock->type]) {
answer = list_entry(p, struct inet_protosw, list);
/* Check the non-wild match. */
if (protocol == answer->protocol) {
if (protocol != IPPROTO_IP)
break;
} else {
/* Check for the two wild cases. */
if (IPPROTO_IP == protocol) {
protocol = answer->protocol;
break;
}
if (IPPROTO_IP == answer->protocol)
break;
}
answer = NULL;
}[/code]
这个循环，根据 socket(2)调用的 protocol，把之前在链表中注册的协议节点找出来一个问题是，因
为一一对应关系的存在，用户态调用 socket(2)的时候，常常第三个参数直接就置 0 了。也就是这里
protocol 为 0。那内核又如何处理这一默认值呢？也就是 protocol != answer->protocol，而是被 if
(IPPROTO_IP == protocol) 所匹配了。这样，将 protocol 置为链表中第一个协议。而当循环结束时，
answer自然也是指向这个链表中的第一个注册节点。以刚才的例 子，SOCK_STREAM 下同时注册
了 TCP和 123，那么这里默认就取 TCP了。当然，把 123 在inetsw_array数组中的位置调前，那么
就 默认取 123 了。
[code] err = -ESOCKTNOSUPPORT;
if (!answer)
goto out_rcu_unlock;
err = -EPERM;
if (answer->capability > 0 && !capable(answer->capability))
goto out_rcu_unlock;
err = -EPROTONOSUPPORT;
if (!protocol)
goto out_rcu_unlock;
/* 找到了组织，将创建的 socket 的 ops 函数指针集，指向协议类型的。例如创建的是SOCK_STREAM，那么就指向了 inet_stream_ops */
sock->ops = answer->ops;
/* answer_prot 指针指向了当前要创建的 socket 的协议类型下边的协议，如上例，它就是
IPPROTO_TCP 的 tcp_prot 结构 */
answer_prot = answer->prot;
answer_no_check = answer->no_check;
answer_flags = answer->flags;
rcu_read_unlock();
BUG_TRAP(answer_prot->slab != NULL);
[/code]
接下来一个重要的工作，就是为 socket 分配一个sock，并初始化它：
[code] err = -ENOBUFS;
sk = sk_alloc(PF_INET, GFP_KERNEL, answer_prot, 1);
if (sk == NULL)
goto out;
err = 0;
sk->sk_no_check = answer_no_check;
if (INET_PROTOSW_REUSE & answer_flags)
sk->sk_reuse = 1;
inet = inet_sk(sk);
if (SOCK_RAW == sock->type) {
inet->num = protocol;
if (IPPROTO_RAW == protocol)
inet->hdrincl = 1;
}
if (ipv4_config.no_pmtu_disc)
inet->pmtudisc = IP_PMTUDISC_DONT;
else
inet->pmtudisc = IP_PMTUDISC_WANT;
inet->id = 0;
sock_init_data(sock, sk);
sk->sk_destruct = inet_sock_destruct;
sk->sk_family = PF_INET;
sk->sk_protocol = protocol;
sk->sk_backlog_rcv = sk->sk_prot->backlog_rcv;
inet->uc_ttl = -1;
inet->mc_loop = 1;
inet->mc_ttl = 1;
inet->mc_index = 0;
inet->mc_list = NULL;
#ifdef INET_REFCNT_DEBUG
atomic_inc(&inet_sock_nr);
#endif
if (inet->num) {
/* It assumes that any protocol which allows
* the user to assign a number at socket
* creation time automatically
* shares.
*/
inet->sport = htons(inet->num);
/* Add to protocol hash chains. */
sk->sk_prot->hash(sk);
}
if (sk->sk_prot->init) {
err = sk->sk_prot->init(sk);
if (err)
sk_common_release(sk);
}
out:
return err;
out_rcu_unlock:
rcu_read_unlock();
goto out;
}[/code]
虽然 create的代码就到这儿了，不过要说清楚 sk 的分配，还得费上大力气。
每一个 Socket 套接字，都有一个对应的 struct socket 结构来描述(内核中一般使用名称为 sock)，但
是同时又一个 struct sock 结构（内核中一般使用名称为 sk）。两者之间是一一对应的关系。在后面
的 sock_init_data 函数中，可以看到
[code]sk->sk_socket = sock;
sock->sk = sk;[/code]这样的代码。
socket 结构和 sock 结构实际上是同一个事物的两个方面。不妨说，socket 结构是面向进程和系统调
用界面的侧面，而 sock 结构则是面向底层驱 动程序的侧面。设计者把 socket 套接字中，与文件系
统关系比较密切的那一部份放在 socket 结构中，而把与通信关系比较密切的那一部份，则单独成为 一个数结结构，那就是 sock 结构。由于这两部份逻辑上本来就是一体的，所以要通过指针互相指向
对方，形成一对一的关系。
再暂时回到 inet_init 中来，初始化工作中，有如下代码：
[code] rc = proto_register(&tcp_prot, 1);
if (rc)
goto out;
rc = proto_register(&udp_prot, 1);
if (rc)
goto out_unregister_tcp_proto;
rc = proto_register(&raw_prot, 1);
if (rc)
goto out_unregister_udp_proto;[/code]
这里为每个 protocol 都调用了 proto_register 函数，其重要功能之一，就是根据协议的 obj_size 成员
的大小，为协议创建高速缓存：
[code]static DEFINE_RWLOCK(proto_list_lock);
static LIST_HEAD(proto_list);
int proto_register(struct proto *prot, int alloc_slab)
{
int rc = -ENOBUFS;
if (alloc_slab) {
/* 可以看到，函数最重要的功能就是根据 prot 的obj_size 成员的大小，为协议创建高速缓存
*/
prot->slab = kmem_cache_create(prot->name, prot->obj_size, 0,
if (prot->slab == NULL) {
printk(KERN_CRIT "%s: Can't create sock SLAB cache!/n",
prot->name);
goto out;
}
}
/* 顺便看到它的另一个重要的功能，是维护一个以 proto_list 为首的链表 */
write_lock(&proto_list_lock);
list_add(&prot->node, &proto_list);
write_unlock(&proto_list_lock);
rc = 0;
out:
return rc;
}[/code]
这里要注意的是：prot->obj_size 的大小，它它非仅仅是一个 sk 的大小！！ ！以 TCP为例：.obj_size =
sizeof(struct tcp_sock)。稍后再来分析这个东东。
回到 inet_create()函数中来，其调用 sk_alloc()分配一个 sk：
[code]sk = sk_alloc(PF_INET, GFP_KERNEL, answer_prot, 1);[/code]
[code]struct sock *sk_alloc(int family, int priority, struct proto *prot, int zero_it)
{
struct sock *sk = NULL;
kmem_cache_t *slab = prot->slab;
if (slab != NULL)
sk = kmem_cache_alloc(slab, priority);
else
sk = kmalloc(prot->obj_size, priority);
if (sk) {
if (zero_it) {
memset(sk, 0, prot->obj_size);
sk->sk_family = family;
/*
* See comment in struct sock definition to understand
* why we need sk_prot_creator -acme
*/
sk->sk_prot = sk->sk_prot_creator = prot;
……[/code]
在之前创建的高速缓存中申请分配一个 slab 缓存项。并清零。然后设置协议族、并把 sk 中的 sk_prot
与对应的协议关联起来。
[color=Red][size=5]五、初始化 sk[/size][/color]
分配完成 sk 后，另一个重要的功能就是初始化它，sk 的成员相当复杂，其主要的初始化工作是在
函数 sock_init_data()中完成的：
[code]void sock_init_data(struct socket *sock, struct sock *sk)
{
/* 初始化其三个队列 */
skb_queue_head_init(&sk->sk_receive_queue);
skb_queue_head_init(&sk->sk_write_queue);
skb_queue_head_init(&sk->sk_error_queue);
sk->sk_send_head = NULL;
/* 初始化数据包发送定时器 */
init_timer(&sk->sk_timer);
sk->sk_allocation = GFP_KERNEL;
sk->sk_rcvbuf = sysctl_rmem_default;
sk->sk_sndbuf = sysctl_wmem_default;
sk->sk_state = TCP_CLOSE;
/* 指向对应的 socket 结构 */
sk->sk_socket = sock;
sock_set_flag(sk, SOCK_ZAPPED);
if(sock)
{
sk->sk_type = sock->type;
sk->sk_sleep = &sock->wait;
/* 回指对应的 scok 结构 */
sock->sk = sk;
} else
sk->sk_sleep = NULL;
rwlock_init(&sk->sk_dst_lock);
rwlock_init(&sk->sk_callback_lock);
sk->sk_state_change = sock_def_wakeup;
sk->sk_data_ready = sock_def_readable;
sk->sk_write_space = sock_def_write_space;
sk->sk_error_report = sock_def_error_report;
sk->sk_destruct = sock_def_destruct;
sk->sk_sndmsg_page = NULL;
sk->sk_sndmsg_off = 0;
sk->sk_peercred.pid = 0;
sk->sk_peercred.uid = -1;
sk->sk_peercred.gid = -1;
sk->sk_write_pending = 0;
sk->sk_rcvlowat = 1;
sk->sk_rcvtimeo = MAX_SCHEDULE_TIMEOUT;
sk->sk_sndtimeo = MAX_SCHEDULE_TIMEOUT;
sk->sk_stamp.tv_sec = -1L;
sk->sk_stamp.tv_usec = -1L;
atomic_set(&sk->sk_refcnt, 1);
}[/code]
sock 结构中，有三个重要的双向队列，分别是 sk_receive_queue、sk_write_queue和 sk_error_queue。
从它们的名字就可以看出来其作用了。
队列并非采用通用的 list_head 来维护，而是使用 skb_buffer 队列：
[code]struct sk_buff_head {
/* These two members must be first. */
struct sk_buff *next;
struct sk_buff *prev;
__u32 qlen;
spinlock_t lock;
};[/code]
这样，队列中指向的每一个 skb_buffer，就是一个数据包，分别是接收、发送和投递错误。
剩余的就是初始化其它成员变量了。后面再来专门分析这些成员的作用。
inet_create 函数中，除了初始化 sk 成员的值，还有一部份代码，是初始化一个 inet的东东：
[code] inet = inet_sk(sk);
inet->uc_ttl = -1;
inet->mc_loop = 1;
inet->mc_ttl = 1;
inet->mc_index = 0;
inet->mc_list = NULL;[/code]
inet 是一个 struct inet_sock 结构类型，来看它的定义：
[code]struct inet_sock {
/* sk and pinet6 has to be the first two members of inet_sock */
struct sock sk;
……
}[/code]
只留意它的第一个成员就足够了。
我们说 sock 是面向用户态调用，而 sk 是面向内核驱动调用的，那 sk 是如何与协议栈交互的呢？对
于每一个类型的协议，为了与 sk 联系起来，都定义了一个 struct XXX_sock 结构，XXX是协议名，
例如：
[code]struct tcp_sock {
/* inet_sock has to be the first member of tcp_sock */
struct inet_sock inet;
int tcp_header_len; /* Bytes of tcp header to send */
……
}
struct udp_sock {
/* inet_sock has to be the first member */
struct inet_sock inet;
int pending; /* Any pending frames ? */
unsigned int corkflag; /* Cork is required */
__u16 encap_type; /* Is this an Encapsulation socket? */
/*
* Following member retains the infomation to create a UDP header
* when the socket is uncorked.
*/
__u16 len; /* total length of pending frames */
};
struct raw_sock {
/* inet_sock has to be the first member */
struct inet_sock inet;
struct icmp_filter filter;
};[/code]
很明显，它们的结构定构是“af_inet一般属性+自己的私有属性”，因为它们的第一个成员总是 inet。
呵呵，现在回头来照一下起初在 af_inet.c 中，封装协议注册的时候，size成员，对于 tcp 而言：
.obj_size = sizeof(struct tcp_sock),
其它协议类似。
以 obj_size 来确定每个 slab 缓存项分配的大小，所以，我们就可说，每次申请分配的，实际上是一
个 struct XXX_sock 结构大小的结构。因为都是定义于上层结构的第一个成员，可以使用强制类型
转换来使用这块分配的内存空间。例如：
[code]inet = inet_sk(sk);
static inline struct inet_sock *inet_sk(const struct sock *sk)
{
return (struct inet_sock *)sk;
}
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
static inline struct tcp_sock *tcp_sk(const struct sock *sk)
{
return (struct tcp_sock *)sk;
}[/code]
OK，inet_create()运行完，一个 socket 套接字基本上就创建完毕了，剩下的就是与文件系统挂钩，回到最初的 sys_socket()函数中来，它在调用完 sock_create()后，紧接着调用 sock_map_fd()函数：
[code]
int sock_map_fd(struct socket *sock)
{
int fd;
struct qstr this;
char name[32];
/*
* Find a file descriptor suitable for return to the user.
*/
fd = get_unused_fd();
if (fd >= 0) {
struct file *file = get_empty_filp();
if (!file) {
put_unused_fd(fd);
fd = -ENFILE;
goto out;
}
sprintf(name, "[%lu]", SOCK_INODE(sock)->i_ino);
this.name = name;
this.len = strlen(name);
this.hash = SOCK_INODE(sock)->i_ino;
file->f_dentry = d_alloc(sock_mnt->mnt_sb->s_root, &this);
if (!file->f_dentry) {
put_filp(file);
put_unused_fd(fd);
fd = -ENOMEM;
goto out;
}
file->f_dentry->d_op = &sockfs_dentry_operations;
d_add(file->f_dentry, SOCK_INODE(sock));
file->f_vfsmnt = mntget(sock_mnt);
file->f_mapping = file->f_dentry->d_inode->i_mapping;
sock->file = file;
file->f_op = SOCK_INODE(sock)->i_fop = &socket_file_ops;
file->f_mode = FMODE_READ | FMODE_WRITE;
file->f_flags = O_RDWR;
file->f_pos = 0; fd_install(fd, file);
}
out:
return fd;
}[/code]
这个函数的核心思想，在一开始，就已经分析过了。从进程的角度来讲，一个socket 套接字就是一
个特殊的，已打开的文件。前面分配好一个 socket 后，这里要做的就是将它与文件系统拉上亲戚关
系。首先获取一个空闲的文件描述符号和 file 结构。然后在文件系统中分配一个目录项(d_alloc)，
使 其指向已经分配的 inode 节点(d_add)，然后把其目录项挂在 sockfs 文件系统的根目录之下。并
且把目录项的指针 d_op设置成指向 sockfs_dentry_operati，这个数据结构通过函数指针提供他与文
件路径有关的操作：
[code]static struct dentry_operations sockfs_dentry_operations = {
.d_delete = sockfs_delete_dentry,
};[/code]
最后一步，就是将 file 结构中的 f_op 和 sock 结构中的 i_fop 都指向 socket_file_ops，它是一个函数
指针集，指向了 socket面向文件系统的用户态调用的一些接口函数：
[code]static struct file_operations socket_file_ops = {
.owner = THIS_MODULE,
.llseek = no_llseek,
.aio_read = sock_aio_read,
.aio_write = sock_aio_write,
.poll = sock_poll,
.unlocked_ioctl = sock_ioctl,
.mmap = sock_mmap,
.open = sock_no_open, /* special open code to disallow open via /proc */
.release = sock_close,
.fasync = sock_fasync,
.readv = sock_readv,
.writev = sock_writev,
.sendpage = sock_sendpage
};[/code]
OK，到这里，整个 socket 套接字的创建工作，就宣告完成了。
写到这里，可以为 socket 的创建下一个小结了：
1、所谓创建socket，对内核而言，最重要的工作就是分配 sock 与 sk；
2、 sock 面向上层系统调用，主要是与文件系统交互。通过进程的 current 指针的 files，结合创建 socket
时返回的文件描符述，可以找到内 核中对应的 struct file，再根据 file的 f_dentry可以找到对应的目
录项，而目录项 struct dentry 中，有 d_inode 指针，指向与 sock 封装在一起的 inode。sock 又与 sk
指针互指，一一对应。在这串结构中，有两个重要的函数集 指针，一个是文件系统 struct file 中的f_op指针，它指向了，对应的用户态调用的read,write等操调用，但不支持open，另一个是struct socket
结构，即 sock 的ops 指针，它在 inet_create()中被置为
sock->ops = answer->ops;
指向具体协议类型的 ops；例如，inet_stream_ops、inet_dgram_ops 或者是 inet_sockraw_ops 等等。
它用来支持上层的 socket 的其它 API 调用。
3、sk 面向内核协议栈，协议栈与它的接口数据结构是 struct protoname_sock，该结构中包含了一般
性的 inet 结构和自己的私有成员，struct inet_sock 的第一个成员就是一个 sk 指针，而分配的 sk，实
际上空间大小是 struct protoname_sock，所以，这三者可以通过强制类型转换来获取需要的指针。
4、由于水平有限，文件系统的一些细节被我跳过了，sk 中的大多数成员变量的作用，也被我跳出
过了。呵呵，还好，终于还是把这块流程给初步分析出来了。另外，当时写的时候，没有想到会写
这么长，大大超出了每贴的字限制。所以，每个小节内容跟标题可能会有点对不上号。
Linux TCP/IP 协议栈之 Socket的实现分析(二 Socket套接字的地址绑定)
[color=Red][size=6]第二部份 Socket的bind(2)，绑定地址[/size][/color]
[size=5][color=Red]1、bind(2)[/color][/size]
当创建了一个 Socket 套接字后，对于服务器来说，接下来的工作，就是调用 bind(2)为服务器指明
本地址、协议端口号，常常可以看到这样的代码：
strut sockaddr_in sin;
sin.sin_family = AF_INET;
sin.sin_addr.s_addr = xxx;
sin.sin_port = xxx;
bind(sock, (struct sockaddr *)&sin, sizeof(sin));
从这个系统调用中，可以知道当进行 SYS_BIND 操作的时候，：
1、对于 AF_INET 协议簇来讲，其地址格式是 strut sockaddr_in，而对于 socket 来讲，strut sockaddr
结构表示的地址格式实现了更高层次
的抽像，因为每种协议长簇的地址不一定是相同的，所以，系统调用的第三个参数得指明该协议簇
的地址格式的长度。
2、进行 bind(2)系统调用时，除了地址长度外，还得向内核提供：sock 描述符、协议簇名称、本地
地址、端口这些参数；
[size=5][color=Red]2、sys_bind()[/color][/size]
操作 SYS_BIND 是由 sys_bind()实现的：
asmlinkage long sys_bind(int fd, struct sockaddr __user *umyaddr, int addrlen)
{
struct socket *sock;
char address[MAX_SOCK_ADDR];
int err;
if((sock = sockfd_lookup(fd,&err))!=NULL)
{
if((err=move_addr_to_kernel(umyaddr,addrlen,address))>=0) {
err = security_socket_bind(sock, (struct sockaddr *)address, addrlen);
if (err) {
sockfd_put(sock);
return err;
}
err = sock->ops->bind(sock, (struct sockaddr *)address, addrlen);
}
sockfd_put(sock);
}
return err;
}
在 socket 的创建中，已经反复分析了 socket 与文件系统的关系，现在已知 socket的描述符号，要找
出与之相关的 socket 结构，应该是件容易的事情：
struct socket *sockfd_lookup(int fd, int *err)
{
struct file *file;
struct inode *inode;
struct socket *sock;
if (!(file = fget(fd)))
{
*err = -EBADF;
return NULL;
}
inode = file->f_dentry->d_inode;
if (!S_ISSOCK(inode->i_mode)) {
*err = -ENOTSOCK;
fput(file);
return NULL;
}
sock = SOCKET_I(inode);
if (sock->file != file) {
printk(KERN_ERR "socki_lookup: socket file changed!/n");
sock->file = file;
}
return sock;
}
fget 从当前进程的 files 指针中，根据 sock 对应的描述符号，找到已打开的文件 file，再根据文件的
目录项中的 inode，利用inode 与 sock 被封装在同一个结构中的事实，调用宏 SOCKET_I找到待查
的 sock 结构。最后做一个小小的判断，因为正常情况下，sock 的 file 指针是 回指与之相关的 file。
接下来的工作是把用户态的地址拷贝至内核中来：
int move_addr_to_kernel(void __user *uaddr, int ulen, void *kaddr)
{
if(ulen<0||ulen>MAX_SOCK_ADDR)
return -EINVAL;
if(ulen==0)
return 0;
if(copy_from_user(kaddr,uaddr,ulen))
return -EFAULT;
return 0;
}
bind(2)第三个参数必须存在的原因之一，copy_from_user 必须知道拷贝的字节长度。
因为 sock 的 ops 函数指针集，在创建之初，就指向了对应的协议类型，例如如果类型是
SOCK_STREAM，那么它就指向 inetsw_array[0].ops。也就是 inet_stream_ops：
struct proto_ops inet_stream_ops = {
.family = PF_INET,
…… .bind = inet_bind,
……
};
sys_bind()在做完了一个通用的 socket bind 应该做的事情，包括查找对应 sock 结构，拷贝地址。就
调用对应协议族的对应协议类型的 bind 函数，也就是 inet_bind。
[size=5][color=Red]3、inet_bind[/color][/size]
说 bind(2)的最重要的作用，就是为套接字绑定地址和端口，那么要分析 inet_bind()之前，要搞清楚
的一件事情就是，这个绑定，是绑定到哪儿？或者说，是绑定到内核的哪个数据结构的哪个成员变
量上面？？
有三个地方是可以考虑的：socket 结构，包括 sock 和 sk，inet结构，以及 protoname_sock 结构。绑
定在 socket 结构上是可行 的，这样可以实现最高层面上的抽像，但是因为每一类协议簇 socket 的
地址及端口表现形式差异很大，这样就得引入专门的转换处理功能。绑定在 protoname_sock 也是
可行的，但是却是最笨拙的，因为例如 tcp 和 udp，它们的地址及端口表现形式是一样的，这样就
浪费了空间，加大了代码 处理量。所以，inet 做为一个协议类型的抽像，是最理想的地方了，再来
回顾一下它的定义：
[code]struct inet_sock {
……
/* Socket demultiplex comparisons on incoming packets. */
__u32 daddr; /* Foreign IPv4 addr */
__u32 rcv_saddr; /* Bound local IPv4 addr */
__u16 dport; /* Destination port */
__u16 num; /* Local port */
__u32 saddr; /* Sending source */
……
};[/code]
去掉了其它成员，保留了与地址及端口相关的成员变量，从注释中，可以清楚地了解它们的作用。
所以，我们说的 bind(2)之绑定，主要就是对这几个成员变量赋值的过程了。
[code]int inet_bind(struct socket *sock, struct sockaddr *uaddr, int addr_len)
{
/* 获取地址参数 */
struct sockaddr_in *addr = (struct sockaddr_in *)uaddr;
/* 获取 sock 对应的 sk */
struct sock *sk = sock->sk;
/* 获取 sk 对应的inet */
struct inet_sock *inet = inet_sk(sk);
/* 这个临时变量用来保存用户态传递下来的端口参数 */
unsigned short snum;
int chk_addr_ret;
int err;
/* 如果协议簇对应的协议自身还有 bind 函数，调用之，例如 SOCK_RAW 就还有一个
raw_bind */
if (sk->sk_prot->bind) {
err = sk->sk_prot->bind(sk, uaddr, addr_len);
goto out;
}
/* 校验地址长度 */
err = -EINVAL;
if (addr_len < sizeof(struct sockaddr_in))
goto out;
/* 判断地址类型：广播？多播？单播？ */
chk_addr_ret = inet_addr_type(addr->sin_addr.s_addr);
/* ipv4 有一个 ip_nonlocal_bind标志，表示是否绑定非本地址 IP地址，可以通过
* cat /proc/sys/net/ipv4/ip_nonlocal_bind 查看到。它用来解决某些服务绑定
* 动态 IP地址的情况。作者在注释中已有详细说明：
* Not specified by any standard per-se, however it breaks too
* many applications when removed. It is unfortunate since
* allowing applications to make a non-local bind solves
* several problems with systems using dynamic addressing.
* (ie. your servers still start up even if your ISDN link
* is temporarily down)
* 这里判断，用来确认如果没有开启“绑定非本地址 IP”，地址值及类型是正确的
*/
err = -EADDRNOTAVAIL;
if (!sysctl_ip_nonlocal_bind &&
!inet->freebind &&
addr->sin_addr.s_addr != INADDR_ANY &&
chk_addr_ret != RTN_LOCAL &&
chk_addr_ret != RTN_MULTICAST &&
chk_addr_ret != RTN_BROADCAST)
goto out;
/* 获取协议端口号 */
snum = ntohs(addr->sin_port);
err = -EACCES;
/* 校验当前进程有没有使用低于 1024 端口的能力 */
if (snum && snum < PROT_SOCK && !capable(CAP_NET_BIND_SERVICE))
goto out;
/* We keep a pair of addresses. rcv_saddr is the one
* used by hash lookups, and saddr is used for transmit. *
* In the BSD API these are the same except where it
* would be illegal to use them (multicast/broadcast) in
* which case the sending device address is used.
*/
lock_sock(sk);
/* 检查 socket 是否已经被绑定过了：用了两个检查项，一个是 sk 状态，另一个是是否已经
绑定过端口了
当然地址本来就可以为 0，所以，不能做为检查项 */
err = -EINVAL;
if (sk->sk_state != TCP_CLOSE || inet->num)
goto out_release_sock;
/* 绑定 inet 的接收地址(地址服务绑定地址)和来源地址为用户态指定地址 */
inet->rcv_saddr = inet->saddr = addr->sin_addr.s_addr;
/* 若地址类型为广播或多播，则将地址置 0，表示直接使用网络设备 */
if (chk_addr_ret == RTN_MULTICAST || chk_addr_ret == RTN_BROADCAST)
inet->saddr = 0; /* Use device */
/*
* 调用协议的 get_port 函数，确认是否可绑定端口，若可以，则绑定在 inet->num 之上，注
意，这里虽然没有
* 把inet 传过去，但是第一个参数 sk，它本身和 inet是可以互相转化的
*/
if (sk->sk_prot->get_port(sk, snum)) {
inet->saddr = inet->rcv_saddr = 0;
err = -EADDRINUSE;
goto out_release_sock;
}
/* 如果端口和地址可以绑定，置标志位 */
if (inet->rcv_saddr)
sk->sk_userlocks |= SOCK_BINDADDR_LOCK;
if (snum)
sk->sk_userlocks |= SOCK_BINDPORT_LOCK;
/* inet的 sport(来源端口)成员也置为绑定端口 */
inet->sport = htons(inet->num);
inet->daddr = 0;
inet->dport = 0;
sk_dst_reset(sk);
err = 0;
out_release_sock:
release_sock(sk); out:
return err;
}[/code]
上述分析中，忽略的第一个细节是 capable()函数调用，它是 Linux 安全模块(LSM)的一部份，简单
地讲其用来对权限做出检查，
检查是否有权对指定的资源进行操作。这里它的参数是 CAP_NET_BIND_SERVICE，表示的含义是：
[code]/* Allows binding to TCP/UDP sockets below 1024 */
/* Allows binding to ATM VCIs below 32 */
#define CAP_NET_BIND_SERVICE 10[/code]
另一个就是协议的端口绑定，调用了协议的 get_port 函数，如果是 SOCK_STREAM的 TCP 协议，
那么它就是 tcp_v4_get_port()函数。
[size=5][color=Red]4、协议端口的绑定[/color][/size]
要分配这个函数，还是得先绕一些基本的东东。这里涉及到内核中提供 hash 链表的操作的 API。可
以参考其它相关资料。
[url]http://www.ibm.com/developerworks/cn/linux/kernel/l-chain/index.html[/url]
这里讲了链表的实现，顺道提了一个 hash 链表，觉得写得还不错，收藏一下。
对于 TCP已注册的端口，是采用一个 hash 表来维护的。hash 桶用 struct tcp_bind_hashbucket 结构来
表示：
[code]struct tcp_bind_hashbucket {
spinlock_t lock;
struct hlist_head chain;
};[/code]
hash 表中的每一个 hash节点，用 struct tcp_bind_hashbucket 结构来表示：
struct tcp_bind_bucket {
[code] unsigned short port; /* 节点中绑定的端口 */
signed short fastreuse;
struct hlist_node node;
struct hlist_head owners;
};[/code]
tcp_hashinfo 的 hash 表信息，都集中封装在结构 tcp_hashinfo 当中，而维护已注册端口，只是它其
中一部份：
[code]extern struct tcp_hashinfo {
……
/* Ok, let's try this, I give up, we do need a local binding
* TCP hash as well as the others for fast bind/connect. */
struct tcp_bind_hashbucket *__tcp_bhash;
int __tcp_bhash_size;
……
} tcp_hashinfo;
#define tcp_bhash (tcp_hashinfo.__tcp_bhash)
#define tcp_bhash_size (tcp_hashinfo.__tcp_bhash_size)[/code]
其使用的 hash 函数是 tcp_bhashfn：
[code]/* These are AF independent. */
static __inline__ int tcp_bhashfn(__u16 lport)
{
return (lport & (tcp_bhash_size - 1));
}[/code]
这样，如果要取得某个端口对应的 hash 链的首部hash 桶节点的话，可以使用：
[code]struct tcp_bind_hashbucket *head;
head = &tcp_bhash[tcp_bhashfn(snum)];[/code]
如果要新绑定一个端口，就是先创建一个 struct tcp_bind_hashbucket 结构的 hash 节点，然后把它插
入到对应的
hash 链中去：
[code]struct tcp_bind_bucket *tb;
tb = tcp_bucket_create(head, snum);
struct tcp_bind_bucket *tcp_bucket_create(struct tcp_bind_hashbucket *head,
unsigned short snum)
{
struct tcp_bind_bucket *tb = kmem_cache_alloc(tcp_bucket_cachep,
SLAB_ATOMIC);
if (tb) {
tb->port = snum;
tb->fastreuse = 0;
INIT_HLIST_HEAD(&tb->owners);
hlist_add_head(&tb->node, &head->chain);
}
return tb;
}[/code]
另外，sk 中，还级护了一个类似的 hash 链表，同时需要调用 tcp_bind_hash()函数把 hash 节点插入
进去： [code]struct sock {
struct sock_common __sk_common;
#define sk_bind_node __sk_common.skc_bind_node
……
}[/code]
[code]/* @skc_bind_node: bind hash linkage for various protocol lookup tables */
struct sock_common {
struct hlist_node skc_bind_node;
……
}[/code]
[code]if (!tcp_sk(sk)->bind_hash)
tcp_bind_hash(sk, tb, snum);
void tcp_bind_hash(struct sock *sk, struct tcp_bind_bucket *tb,
unsigned short snum)
{
inet_sk(sk)->num = snum;
sk_add_bind_node(sk, &tb->owners);
tcp_sk(sk)->bind_hash = tb;
}[/code]
这里，就顺道绑定了 inet 的 num成员变量，并置协议的 bind_hash 指针为当前分配的 hash 节点。而
sk_add_bind_node 函数，
就是一个插入 hash 表节点的过程：
[code]static __inline__ void sk_add_bind_node(struct sock *sk,
struct hlist_head *list)
{
hlist_add_head(&sk->sk_bind_node, list);
}[/code]
如果要遍历 hash 表的话，例如在插入之前，先判断端口是否已经在 hash表当中了。就可以调用：
[code]#define tb_for_each(tb, node, head) hlist_for_each_entry(tb, node, head, node)
struct tcp_bind_hashbucket *head;
struct tcp_bind_bucket *tb;
head = &tcp_bhash[tcp_bhashfn(snum)];
spin_lock(&head->lock);
tb_for_each(tb, node, &head->chain)
if (tb->port == snum) found,do_something;[/code]
有了这些基础知识，再来看 tcp_v4_get_port()的实现，就要容易得多了：
[code]static int tcp_v4_get_port(struct sock *sk, unsigned short snum)
{
struct tcp_bind_hashbucket *head;
struct hlist_node *node;
struct tcp_bind_bucket *tb;
int ret;
local_bh_disable();
/* 如果端口值为 0，意味着让系统从本地可用端口用选择一个，并置 snum为分配的值 */
if (!snum) {
int low = sysctl_local_port_range[0];
int high = sysctl_local_port_range[1];
int remaining = (high - low) + 1;
int rover;
spin_lock(&tcp_portalloc_lock);
if (tcp_port_rover < low)
rover = low;
else
rover = tcp_port_rover;
do {
rover++;
if (rover > high)
rover = low;
head = &tcp_bhash[tcp_bhashfn(rover)];
spin_lock(&head->lock);
tb_for_each(tb, node, &head->chain)
if (tb->port == rover)
goto next;
break;
next:
spin_unlock(&head->lock);
} while (--remaining > 0);
tcp_port_rover = rover;
spin_unlock(&tcp_portalloc_lock);
/* Exhausted local port range during search? */
ret = 1;
if (remaining <= 0)
goto fail;
/* OK, here is the one we will use. HEAD is
* non-NULL and we hold it's mutex.
*/
snum = rover;
} else {
/* 否则，就在 hash 表中，查找端口是否已经存在 */
head = &tcp_bhash[tcp_bhashfn(snum)];
spin_lock(&head->lock);
tb_for_each(tb, node, &head->chain)
if (tb->port == snum)
goto tb_found;
}
tb = NULL;
goto tb_not_found;
tb_found:
/* 稍后有对应的代码：第一次分配 tb 后，会调用 tcp_bind_hash加入至相应的 sk，这里先做
一个判断，来确定这一步工作是否进行过*/
if (!hlist_empty(&tb->owners)) {
/* socket的 SO_REUSEADDR 选项，用来确定是否允许本地地址重用，例如同时启动多个服务器、
多个套接字绑定至同一端口等等， sk_reuse 成员对应其值，因为如果一个绑定的 hash节点已经存在，
而且不允许重用的话，那么则表示因冲突导致出错，调用 tcp_bind_conflict 来处理之 */
if (sk->sk_reuse > 1)
goto success;
if (tb->fastreuse > 0 &&
sk->sk_reuse && sk->sk_state != TCP_LISTEN) {
goto success;
} else {
ret = 1;
if (tcp_bind_conflict(sk, tb))
goto fail_unlock;
}
}
tb_not_found:
/* 如果不存在，则分配 hash节点，绑定端口 */
ret = 1;
if (!tb && (tb = tcp_bucket_create(head, snum)) == NULL)
goto fail_unlock;
if (hlist_empty(&tb->owners)) {
if (sk->sk_reuse && sk->sk_state != TCP_LISTEN)
tb->fastreuse = 1;
else
tb->fastreuse = 0;
} else if (tb->fastreuse && (!sk->sk_reuse || sk->sk_state == TCP_LISTEN))
tb->fastreuse = 0;
success:
if (!tcp_sk(sk)->bind_hash)
tcp_bind_hash(sk, tb, snum);
BUG_TRAP(tcp_sk(sk)->bind_hash == tb);
ret = 0;
fail_unlock:
spin_unlock(&head->lock);
fail:
local_bh_enable();
return ret;
}[/code]
到这里，可以为这部份下一个小结了，所谓绑定，就是：
1、设置内核中 inet 相关变量成员的值，以待后用；
2、协议中，如 TCP协议，记录绑定的协议端口的信息，采用 hash 链表存储，sk 中也同时维护了这
么一个链表。两者的区别应该是
前者给协议用。后者给 socket 用。
Linux TCP/IP 协议栈之 Scoket实现分析(三 socket的 Listen)
[size=5][color=Red]一、sys_listen[/color][/size]
对面向连接的协议，在调用 bind(2)后，进一步调用 listen(2)，让套接字进入监听状态：
[code]int listen(int sockfd, int backlog);[/code]
backlog 表示新建连接请求时，最大的未处理的积压请求数。
这里说到让套接字进入某种状态，也就是说，涉及到套接字的状态变迁，前面 create 和bind 时，也
遇到过相应的代码。
sock和 sk 都有相应的状态字段，先来看 sock 的：
[code]typedef enum {
SS_FREE = 0, /* 套接字未分配 */
SS_UNCONNECTED, /* 套接字未连接 */
SS_CONNECTING, /* 套接字正在处理连接 */
SS_CONNECTED, /* 套接字已连接 */
SS_DISCONNECTING /* 套接字正在处理关闭连接 */ } socket_state;[/code]
在创建套接字时，被初始化为 SS_UNCONNECTED。
对于面向连接模式的SOCK_TREAM来讲，这样描述状态显然是不够的。 这样， 在sk中， 使用sk_state
维护了一个有限状态机来描述套接字的状态：
[code]enum {
TCP_ESTABLISHED = 1,
TCP_SYN_SENT,
TCP_SYN_RECV,
TCP_FIN_WAIT1,
TCP_FIN_WAIT2,
TCP_TIME_WAIT,
TCP_CLOSE,
TCP_CLOSE_WAIT,
TCP_LAST_ACK,
TCP_LISTEN,
TCP_CLOSING, /* now a valid state */
TCP_MAX_STATES /* Leave at the end! */
};[/code]
还有一个相应的用来进行状态位运算的枚举结构：
[code]enum {
TCPF_ESTABLISHED = (1 << 1),
TCPF_SYN_SENT = (1 << 2),
TCPF_SYN_RECV = (1 << 3),
TCPF_FIN_WAIT1 = (1 << 4),
TCPF_FIN_WAIT2 = (1 << 5),
TCPF_TIME_WAIT = (1 << 6),
TCPF_CLOSE = (1 << 7),
TCPF_CLOSE_WAIT = (1 << 8),
TCPF_LAST_ACK = (1 << 9),
TCPF_LISTEN = (1 << 10),
TCPF_CLOSING = (1 << 11)
};[/code]
值得一提的是，sk 的状态不等于 TCP的状态，虽然 sk 是面向协议栈，但它的状态并不能同 TCP状
态一一直接划等号。虽然这些状态值都用 TCP-XXX 来表式，但是只是因为 TCP协议状态非常复杂。
sk 结构只是利用它的一个子集来抽像描述而已。
同样地，操作码 SYS_LISTEN的任务会落到 sys_listen()函数身上：
[code]
/* Maximum queue length specifiable by listen. */ #define SOMAXCONN 128
int sysctl_somaxconn = SOMAXCONN;
asmlinkage long sys_listen(int fd, int backlog)
{
struct socket *sock;
int err;
if ((sock = sockfd_lookup(fd, &err)) != NULL) {
if ((unsigned) backlog > sysctl_somaxconn)
backlog = sysctl_somaxconn;
err = security_socket_listen(sock, backlog);
if (err) {
sockfd_put(sock);
return err;
}
err=sock->ops->listen(sock, backlog);
sockfd_put(sock);
}
return err;
}[/code]
同样地，函数会最终转向协议簇的 listen 函数，也就是 inet_listen()：
[code]/*
* Move a socket into listening state.
*/
int inet_listen(struct socket *sock, int backlog)
{
struct sock *sk = sock->sk;
unsigned char old_state;
int err;
lock_sock(sk);
err = -EINVAL;
/* 在 listen 之前，sock 必须为未连接状态，且只有 SOCK_STREAM 类型，才有 listen(2)*/
if (sock->state != SS_UNCONNECTED || sock->type != SOCK_STREAM)
goto out;
/* 临时保存状态机状态 */
old_state = sk->sk_state; /* 只有状态机处于 TCP_CLOSE 或者是 TCP_LISTEN 这两种状态时，才可能对其调用
listen(2) ，这个判断证明了 listen(2)是可以重复调用地（当然是在转向 TCP_LISTEN 后没有再进行
状态变迁*/
if (!((1 << old_state) & (TCPF_CLOSE | TCPF_LISTEN)))
goto out;
/* 如果接口已经处理 listen 状态，只修改其 max_backlog，否则先调用 tcp_listen_start，继续
设置协议的 listen 状态
*/
if (old_state != TCP_LISTEN) {
err = tcp_listen_start(sk);
if (err)
goto out;
}
sk->sk_max_ack_backlog = backlog;
err = 0;
out:
release_sock(sk);
return err;
}[/code]
inet_listen 函数在确认 sock->state 和 sk->sk_state 状态后，会进一步调用 tcp_listen_start 函数，最且
最后设置 sk_max_ack_backlog 。
tcp 的 tcp_listen_start 函数，完成两个重要的功能，一个是初始化 sk 的一些相关成员变量，另一方
面是切换有限状态机的状态。 sk_max_ack_backlog表示监听时最大的 backlog 数量，它由用户空间
传递的参数决定。而 sk_ack_backlog表示当前的的 backlog数量。
当 tcp 服务器收到一个 syn 报文时，它表示了一个连接请求的到达。内核使用了一个 hash 表来维护
这个连接请求表：
struct tcp_listen_opt
{
u8 max_qlen_log; /* log_2 of maximal queued SYNs */
int qlen;
int qlen_young;
int clock_hand;
u32 hash_rnd;
struct open_request *syn_table[TCP_SYNQ_HSIZE];
};
syn_table, 是open_request结构，就是连接请求表，连中的最大项，也就是最大允许的 syn 报文的数
量，由 max_qlen_log 来决定。当套接字进入 listen 状态，也就是说可以接收 syn 报文了，那么在此
之前，需要先初始化这个表：
[code]
int tcp_listen_start(struct sock *sk)
{
struct inet_sock *inet = inet_sk(sk); //获取 inet结构指针
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk); //获取协议指针
struct tcp_listen_opt *lopt;
//初始化 sk 相关成员变量
sk->sk_max_ack_backlog = 0;
sk->sk_ack_backlog = 0;
tp->accept_queue = tp->accept_queue_tail = NULL;
rwlock_init(&tp->syn_wait_lock);
tcp_delack_init(tp);
//初始化连接请求 hash 表
lopt = kmalloc(sizeof(struct tcp_listen_opt), GFP_KERNEL);
if (!lopt)
return -ENOMEM;
memset(lopt, 0, sizeof(struct tcp_listen_opt));
//初始化 hash 表容量，最小为 6，其实际值由 sysctl_max_syn_backlog 决定
for (lopt->max_qlen_log = 6; ; lopt->max_qlen_log++)
if ((1 << lopt->max_qlen_log) >= sysctl_max_syn_backlog)
break;
get_random_bytes(&lopt->hash_rnd, 4);
write_lock_bh(&tp->syn_wait_lock);
tp->listen_opt = lopt;
write_unlock_bh(&tp->syn_wait_lock);
/* There is race window here: we announce ourselves listening,
* but this transition is still not validated by get_port().
* It is OK, because this socket enters to hash table only
* after validation is complete.
*/
/* 修改状态机状态，表示进入 listen 状态，根据作者注释，当宣告自己进入 listening 状态后，
但是这个状态转换并没有得到 get_port 的确 认。所以需要调用 get_port()函数。但是对于一点，暂
时还没有完全搞明白，只有留待后面再来分析它 */
sk->sk_state = TCP_LISTEN;
if (!sk->sk_prot->get_port(sk, inet->num)) {
inet->sport = htons(inet->num);
sk_dst_reset(sk);
sk->sk_prot->hash(sk);
return 0;
}
sk->sk_state = TCP_CLOSE;
write_lock_bh(&tp->syn_wait_lock);
tp->listen_opt = NULL;
write_unlock_bh(&tp->syn_wait_lock);
kfree(lopt);
return -EADDRINUSE;
}[/code]
在切换了有限状态机状态后，调用了
[code]sk->sk_prot->hash(sk);[/code]
也就是 tcp_v4_hash()函数。这里涉到到另一个 hash 表：TCP监听 hash 表。
[size=5][color=Red]二、TCP监听 hash表[/color][/size]
所谓 TCP 监听表，指的就内核维护“当前有哪些套接字在监听”的一个表，当一个数据包进入 TCP
栈的时候，内核查询这个表中对应的 sk，以找到相应的数据 结构。 （因为 sk 是面向网络栈调用的，
找到了 sk，就找到了 tcp_sock，就找到了 inet_sock，就找到了 sock，就找到了 fd……就到了组 织
了）。
TCP所有的 hash 表都用了tcp_hashinfo来封装，前面分析 bind已见过它：
[code]extern struct tcp_hashinfo {
……
/* All sockets in TCP_LISTEN state will be in here. This is the only
* table where wildcard'd TCP sockets can exist. Hash function here
* is just local port number.
*/
struct hlist_head __tcp_listening_hash[TCP_LHTABLE_SIZE];
……
spinlock_t __tcp_portalloc_lock;
} tcp_hashinfo;
#define tcp_listening_hash (tcp_hashinfo.__tcp_listening_hash)[/code]
函数 tcp_v4_hash 将一个处理监听状态下的 sk 加入至这个 hash 表：
[code]static void tcp_v4_hash(struct sock *sk)
{
if (sk->sk_state != TCP_CLOSE) {
local_bh_disable(); __tcp_v4_hash(sk, 1);
local_bh_enable();
}
}[/code]
因为__tcp_v4_hash 不只用于监听 hash 表，它也用于其它 hash 表，其第二个参数 listen_possible 为
真的时候，表示处理的是监听 hash表：
[code]static __inline__ void __tcp_v4_hash(struct sock *sk, const int listen_possible)
{
struct hlist_head *list;
rwlock_t *lock;
BUG_TRAP(sk_unhashed(sk));
if (listen_possible && sk->sk_state == TCP_LISTEN) {
list = &tcp_listening_hash[tcp_sk_listen_hashfn(sk)];
lock = &tcp_lhash_lock;
tcp_listen_wlock();
} else {
……
}
__sk_add_node(sk, list);
sock_prot_inc_use(sk->sk_prot);
write_unlock(lock);
if (listen_possible && sk->sk_state == TCP_LISTEN)
wake_up(&tcp_lhash_wait);
}[/code]
else 中的部份用于另一个 hash 表，暂时不管它。代表很简单，如果确认是处理的是监听 hash 表。
则先根据 sk计算一个 hash 值，在hash 桶中找到入口。再调用__sk_add_node 加入至该 hash 链。
tcp_sk_listen_hashfn()函数事实上是 tcp_lhashfn 的包裹，前面已经分析过了。
__sk_add_node()函数也就是一个简单的内核 hash处理函数 hlist_add_head()的包裹：
[code]static __inline__ void __sk_add_node(struct sock *sk, struct hlist_head *list)
{
hlist_add_head(&sk->sk_node, list);
}[/code]
小结
一个套接字的 listen，主要需要做的工作有以下几件：
1、初始化 sk 相关的成员变量，最重要的是 listen_opt，也就是连接请求 hash 表。
2、将 sk 的有限状态机转换为 TCP_LISTEN，即监听状态；
3、将 sk 加入监听 hash表；
4、设置允许的最大请求积压数，也就是 sk 的成员 sk_max_ack_backlog 的值。
Linux TCP/IP 协议栈之 Socket的实现分析(四 Accept 接受一个连接)
[color=Red][size=5]一、tcp 栈的三次握手简述[/size][/color]
进一步的分析，都是以 tcp 协议为例，因为 udp要相对简单得多，分析完 tcp，udp的基本已经被覆
盖了。
这里主要是分析 socket，但是因为它将与 tcp/udp传输层交互，所以不可避免地接触到这一层面的代
码，这里只是摘取其主要流程的一些代码片段，以更好地分析 accept的实现过程。
当套接字进入 LISTEN后，意味着服务器端已经可以接收来自客户端的请求。当一个 syn 包到达后，
服务器认为它是一个 tcp 请求报文，根据 tcp
协议，TCP 网络栈将会自动应答它一个 syn+ack 报文，并且将它放入 syn_table 这个 hash 表中，静
静地等待客户端第三次握手报文的来到。一个 tcp 的 syn 报文进入 tcp 堆栈后，会按以下函数调用，
最终进入 tcp_v4_conn_request：
[code]tcp_v4_rcv
->tcp_v4_do_rcv
->tcp_rcv_state_process
->tp->af_specific->conn_request[/code]
tcp_ipv4.c 中，tcp_v4_init_sock 初始化时，有
tp->af_specific = &ipv4_specific;
[code]struct tcp_func ipv4_specific = {
.queue_xmit = ip_queue_xmit,
.send_check = tcp_v4_send_check,
.rebuild_header = tcp_v4_rebuild_header,
.conn_request = tcp_v4_conn_request,
.syn_recv_sock = tcp_v4_syn_recv_sock,
.remember_stamp = tcp_v4_remember_stamp,
.net_header_len = sizeof(struct iphdr),
.setsockopt = ip_setsockopt,
.getsockopt = ip_getsockopt,
.addr2sockaddr = v4_addr2sockaddr,
.sockaddr_len = sizeof(struct sockaddr_in),
};[/code]
所以 af_specific->conn_request实际指向的是 tcp_v4_conn_request：
[code]int tcp_v4_conn_request(struct sock *sk, struct sk_buff *skb)
{
struct open_request *req;
……
/* 分配一个连接请求 */
req = tcp_openreq_alloc();
if (!req)
goto drop;
……
/* 根据数据包的实际要素，如来源/目的地址等，初始化它*/
tcp_openreq_init(req, &tmp_opt, skb);
req->af.v4_req.loc_addr = daddr;
req->af.v4_req.rmt_addr = saddr;
req->af.v4_req.opt = tcp_v4_save_options(sk, skb);
req->class = &or_ipv4;
……
/* 回送一个 syn+ack 的二次握手报文 */
if (tcp_v4_send_synack(sk, req, dst))
goto drop_and_free;
if (want_cookie) {
……
} else { /* 将连接请求 req 加入连接监听表 syn_table */
tcp_v4_synq_add(sk, req);
}
return 0;
}[/code]
syn_table 在前面分析的时候已经反复看到了。它的作用就是记录 syn 请求报文，构建一个 hash 表。
这里调用的 tcp_v4_synq_add()就完成了将请求添加进该表的操作：
[code]
static void tcp_v4_synq_add(struct sock *sk, struct open_request *req)
{
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
struct tcp_listen_opt *lopt = tp->listen_opt;
/* 计算一个 hash值 */
u32 h = tcp_v4_synq_hash(req->af.v4_req.rmt_addr, req->rmt_port, lopt->hash_rnd);
req->expires = jiffies + TCP_TIMEOUT_INIT;
req->retrans = 0;
req->sk = NULL;
/*指针移到 hash 链的未尾*/
req->dl_next = lopt->syn_table[h];
write_lock(&tp->syn_wait_lock);
/*加入当前节点*/
lopt->syn_table[h] = req;
write_unlock(&tp->syn_wait_lock);
tcp_synq_added(sk);
}[/code]
这样，所以的 syn 请求都被放入这个表中，留待第三次 ack 的到来的匹配。当第三次 ack 来到后，
会进入下列函数：
[code]tcp_v4_rcv
->tcp_v4_do_rcv[/code]
[code]int tcp_v4_do_rcv(struct sock *sk, struct sk_buff *skb)
{
……
if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {
struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);
……
}[/code]
因为目前 sk还是 TCP_LISTEN状态，所以会进入 tcp_v4_hnd_req：
[code]static struct sock *tcp_v4_hnd_req(struct sock *sk, struct sk_buff *skb)
{
struct tcphdr *th = skb->h.th;
struct iphdr *iph = skb->nh.iph;
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
struct sock *nsk;
struct open_request **prev;
/* Find possible connection requests. */
struct open_request *req = tcp_v4_search_req(tp, &prev, th->source,
iph->saddr, iph->daddr);
if (req)
return tcp_check_req(sk, skb, req, prev);
……
}[/code]
tcp_v4_search_req 就是查找匹配 syn_table 表：
[code]static struct open_request *tcp_v4_search_req(struct tcp_sock *tp,
struct open_request ***prevp,
__u16 rport,
__u32 raddr, __u32 laddr)
{
struct tcp_listen_opt *lopt = tp->listen_opt;
struct open_request *req, **prev;
for (prev = &lopt->syn_table[tcp_v4_synq_hash(raddr, rport, lopt->hash_rnd)];
(req = *prev) != NULL;
prev = &req->dl_next) {
if (req->rmt_port == rport &&
req->af.v4_req.rmt_addr == raddr &&
req->af.v4_req.loc_addr == laddr &&
TCP_INET_FAMILY(req->class->family)) {
BUG_TRAP(!req->sk);
*prevp = prev;
break;
}
}
return req;
}[/code]
hash 表的查找还是比较简单的，调用 tcp_v4_synq_hash 计算出 hash 值，找到 hash 链入口，遍历该
链即可。
排除超时等意外因素，刚才加入 hash 表的 req 会被找到，这样，tcp_check_req()函数将会被继续调
用：
[code]struct sock *tcp_check_req(struct sock *sk,struct sk_buff *skb,
struct open_request *req,
struct open_request **prev)
{
……
tcp_acceptq_queue(sk, req, child);
……
}[/code]
req 被找到，表明三次握手已经完成，连接已经成功建立，tcp_check_req 最终将调用
tcp_acceptq_queue()，把这个建立好的连接加入至 tp->accept_queue 队列，等待用户调用 accept(2)来
读取之。
[code]static inline void tcp_acceptq_queue(struct sock *sk, struct open_request *req,
struct sock *child)
{
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
req->sk = child;
sk_acceptq_added(sk);
if (!tp->accept_queue_tail) {
tp->accept_queue = req;
} else {
tp->accept_queue_tail->dl_next = req;
}
tp->accept_queue_tail = req;
req->dl_next = NULL;
}[/code]
[size=5][color=Red]二、sys_accept[/color][/size]
如上，当 listen(2)调用准备就绪的时候，服务器可以通过调用 accept(2)接受或等待（注意这个“或等
待”是相当的重要）连接队列中的第一个请求：
[code]int accept(int s, struct sockaddr * addr ,socklen_t *addrlen);[/code]
accept(2)调用，只是针对有连接模式。socket 一旦经过 listen(2)调用进入监听状态后，就被动地调用
accept(2)，接受来自客 户端的连接请求。accept(2)调用是阻塞的，也就是说如果没有连接请求到达，
它会去睡觉，等到连接请求到来后（或者是超时），才会返回。同样地，操 作码 SYS_ACCEPT 对
应的是函数 sys_accept：
[code]asmlinkage long sys_accept(int fd, struct sockaddr __user *upeer_sockaddr, int __user
*upeer_addrlen) {
struct socket *sock, *newsock;
int err, len;
char address[MAX_SOCK_ADDR];
sock = sockfd_lookup(fd, &err);
if (!sock)
goto out;
err = -ENFILE;
if (!(newsock = sock_alloc()))
goto out_put;
newsock->type = sock->type;
newsock->ops = sock->ops;
err = security_socket_accept(sock, newsock);
if (err)
goto out_release;
/*
* We don't need try_module_get here, as the listening socket (sock)
* has the protocol module (sock->ops->owner) held.
*/
__module_get(newsock->ops->owner);
err = sock->ops->accept(sock, newsock, sock->file->f_flags);
if (err < 0)
goto out_release;
if (upeer_sockaddr) {
if(newsock->ops->getname(newsock, (struct sockaddr *)address, &len, 2)<0) {
err = -ECONNABORTED;
goto out_release;
}
err = move_addr_to_user(address, len, upeer_sockaddr, upeer_addrlen);
if (err < 0)
goto out_release;
}
/* File flags are not inherited via accept() unlike another OSes. */
if ((err = sock_map_fd(newsock)) < 0)
goto out_release;
security_socket_post_accept(sock, newsock);
out_put:
sockfd_put(sock);
out:
return err;
out_release:
sock_release(newsock);
goto out_put;
}[/code]
代码稍长了点，逐步来分析它。
一个 socket，经过 listen(2)设置成 server 套接字后，就永远不会再与任何客户端套接字建立连接了。
因为一旦它接受了一个连接请求，就会 创建出一个新的 socket，新的 socket 用来描述新到达的连
接，而原先的 server套接字并无改变，并且还可以通过下一次 accept(2)调用 再创建一个新的出来，
就像母鸡下蛋一样，“只取蛋，不杀鸡”，server 套接字永远保持接受新的连接请求的能力。
函数先通过 sockfd_lookup()，根据 fd，找到对应的 sock，然后通过 sock_alloc分配一个新的 sock。
接着就调用协议簇的 accept()函数：
[code]/*
* Accept a pending connection. The TCP layer now gives BSD semantics.
*/
int inet_accept(struct socket *sock, struct socket *newsock, int flags)
{
struct sock *sk1 = sock->sk;
int err = -EINVAL;
struct sock *sk2 = sk1->sk_prot->accept(sk1, flags, &err);
if (!sk2)
goto do_err;
lock_sock(sk2);
BUG_TRAP((1 << sk2->sk_state) &
(TCPF_ESTABLISHED | TCPF_CLOSE_WAIT | TCPF_CLOSE));
sock_graft(sk2, newsock);
newsock->state = SS_CONNECTED;
err = 0;
release_sock(sk2); do_err:
return err;
}[/code]
函数第一步工作是调用协议的 accept 函数，然后调用 sock_graft()函数，接下来，设置新的套接字的
状态为 SS_CONNECTED。
[code]/*
* This will accept the next outstanding connection.
*/
struct sock *tcp_accept(struct sock *sk, int flags, int *err)
{
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
struct open_request *req;
struct sock *newsk;
int error;
lock_sock(sk);
/* We need to make sure that this socket is listening,
* and that it has something pending.
*/
error = -EINVAL;
if (sk->sk_state != TCP_LISTEN)
goto out;
/* Find already established connection */
if (!tp->accept_queue) {
long timeo = sock_rcvtimeo(sk, flags & O_NONBLOCK);
/* If this is a non blocking socket don't sleep */
error = -EAGAIN;
if (!timeo)
goto out;
error = wait_for_connect(sk, timeo);
if (error)
goto out;
}
req = tp->accept_queue;
if ((tp->accept_queue = req->dl_next) == NULL)
tp->accept_queue_tail = NULL;
newsk = req->sk;
sk_acceptq_removed(sk);
tcp_openreq_fastfree(req);
BUG_TRAP(newsk->sk_state != TCP_SYN_RECV);
release_sock(sk);
return newsk;
out:
release_sock(sk);
*err = error;
return NULL;
}[/code]
tcp_accept()函数，当发现 tp->accept_queue 准备就绪后，就直接调用
[code] req = tp->accept_queue;
if ((tp->accept_queue = req->dl_next) == NULL)
tp->accept_queue_tail = NULL;
newsk = req->sk;[/code]
出队，并取得相应的 sk。
否则，就在获取超时时间后，调用 wait_for_connect 等待连接的到来。这也是说，强调“或等待”的
原因所在了。
OK，继续回到 inet_accept 中来，当取得一个就绪的连接的 sk(sk2)后，先校验其状态，再调用
sock_graft()函数。
在 sys_accept 中，已经调用了 sock_alloc，分配了一个新的 socket 结构(即 newsock)，但 sock_alloc
必竟不是 sock_create，它并不能为 newsock 分配一个对应的 sk。所以这个套接字并不完整。
另一方面，当一个连接到达到，根据客户端的请求，产生了一个新的 sk（即 sk2，但这个分配过程
没有深入 tcp 栈去分析其实现，只分析了它对应的 req 入队的代码）。呵呵，将两者一关联，就 OK
了，这就是 sock_graft 的任务：
[code]static inline void sock_graft(struct sock *sk, struct socket *parent)
{
write_lock_bh(&sk->sk_callback_lock);
sk->sk_sleep = &parent->wait;
parent->sk = sk;
sk->sk_socket = parent;
write_unlock_bh(&sk->sk_callback_lock);
}[/code]
这样，一对一的联系就建立起来了。这个为 accept 分配的新的 socket 也大功告成了。接下来将其状
态切换为 SS_CONNECTED，表示已连接就绪，可以来读取数据了——如果有的话。
顺便提一下，新的 sk 的分配，是在： ]tcp_v4_rcv
->tcp_v4_do_rcv
->tcp_check_req
->tp->af_specific->syn_recv_sock(sk, skb, req, NULL);
即 tcp_v4_syn_recv_sock函数，其又调用 tcp_create_openreq_child()来分配的。
[code]struct sock *tcp_create_openreq_child(struct sock *sk, struct open_request *req, struct sk_buff *skb)
{
/* allocate the newsk from the same slab of the master sock,
* if not, at sk_free time we'll try to free it from the wrong
* slabcache (i.e. is it TCPv4 or v6?), this is handled thru sk->sk_prot -acme */
struct sock *newsk = sk_alloc(PF_INET, GFP_ATOMIC, sk->sk_prot, 0);
if(newsk != NULL) {
……
memcpy(newsk, sk, sizeof(struct tcp_sock));
newsk->sk_state = TCP_SYN_RECV;
……
}[/code]
等到分析 tcp 栈的实现的时候，再来仔细分析它。但是这里新的 sk 的有限状态机被切换至了
TCP_SYN_RECV(按我的想法，似乎应进入 establshed 才对呀，是不是哪儿看漏了，只有看了后头
的代码再来印证了)
回到 sys_accept 中来，如果调用者要求返回各户端的地址，则调用新的 sk 的getname 函数指针，也
就是 inet_getname：
[code]/*
* This does both peername and sockname.
*/
int inet_getname(struct socket *sock, struct sockaddr *uaddr,
int *uaddr_len, int peer)
{
struct sock *sk = sock->sk;
struct inet_sock *inet = inet_sk(sk);
struct sockaddr_in *sin = (struct sockaddr_in *)uaddr;
sin->sin_family = AF_INET;
if (peer) {
if (!inet->dport ||
(((1 << sk->sk_state) & (TCPF_CLOSE | TCPF_SYN_SENT)) &&
peer == 1))
return -ENOTCONN;
sin->sin_port = inet->dport;
sin->sin_addr.s_addr = inet->daddr;
} else {
__u32 addr = inet->rcv_saddr; if (!addr)
addr = inet->saddr;
sin->sin_port = inet->sport;
sin->sin_addr.s_addr = addr;
}
memset(sin->sin_zero, 0, sizeof(sin->sin_zero));
*uaddr_len = sizeof(*sin);
return 0;
}[/code]
函数的工作是构建珍上 struct sockaddr_in 结构出来，接着在 sys_accept中，调用 move_addr_to_user()
函数来拷贝至用户空间：
[code]int move_addr_to_user(void *kaddr, int klen, void __user *uaddr, int __user *ulen)
{
int err;
int len;
if((err=get_user(len, ulen)))
return err;
if(len>klen)
len=klen;
if(len<0 || len> MAX_SOCK_ADDR)
return -EINVAL;
if(len)
{
if(copy_to_user(uaddr,kaddr,len))
return -EFAULT;
}
/*
* "fromlen shall refer to the value before truncation.."
* 1003.1g
*/
return __put_user(klen, ulen);
}[/code]
也就是调用 copy_to_user的过程了。
sys_accept 的最后一步工作，是将新的 socket 结构，与文件系统挂钩：
[code] if ((err = sock_map_fd(newsock)) < 0)
goto out_release;[/code]
函数 sock_map_fd 在创建 socket 中已经见过了。
小结：
accept 有几件事情要做 1、要 accept，需要三次握手完成，连接请求入 tp->accept_queue 队列（新为客户端分析的 sk，也在
其中），其才能出队；
2、为 accept分配一个 sokcet 结构，并将其与新的 sk 关联；
3、如果调用时，需要获取客户端地址，即第二个参数不为 NULL，则从新的 sk 中，取得其想的葫
芦；
4、将新的 socket 结构与文件系统挂钩；
Linux TCP/IP 协议栈之 Socket的实现分析(五 Connect客户端发起连接请求)
[color=Red][size=5]1、sys_connect[/size][/color]
对于客户端来说，当创建了一个套接字后，就可以连接它了。
[code] case SYS_CONNECT:
err = sys_connect(a0, (struct sockaddr __user *)a1, a[2]);
break;[/code]
[code]asmlinkage long sys_connect(int fd, struct sockaddr __user *uservaddr, int addrlen)
{
struct socket *sock;
char address[MAX_SOCK_ADDR];
int err;
sock = sockfd_lookup(fd, &err);
if (!sock)
goto out;
err = move_addr_to_kernel(uservaddr, addrlen, address);
if (err < 0)
goto out_put;
err = security_socket_connect(sock, (struct sockaddr *)address, addrlen);
if (err) goto out_put;
err = sock->ops->connect(sock, (struct sockaddr *) address, addrlen,
sock->file->f_flags);
out_put:
sockfd_put(sock);
out:
return err;
}[/code]
跟其它操作类似，sys_connect 接着调用 inet_connect：
[code]/*
* Connect to a remote host. There is regrettably still a little
* TCP 'magic' in here.
*/
int inet_stream_connect(struct socket *sock, struct sockaddr *uaddr,
int addr_len, int flags)
{
struct sock *sk = sock->sk;
int err;
long timeo;
lock_sock(sk);
if (uaddr->sa_family == AF_UNSPEC) {
err = sk->sk_prot->disconnect(sk, flags);
sock->state = err ? SS_DISCONNECTING : SS_UNCONNECTED;
goto out;
}[/code]
提交的协议簇不正确，则断开连接。
[code] switch (sock->state) {
default:
err = -EINVAL;
goto out;
case SS_CONNECTED:
err = -EISCONN;
goto out;
case SS_CONNECTING:
err = -EALREADY;
/* Fall out of switch with err, set for this state */
break;[/code] socket 处于不正确的连接状态，返回相应的错误值。
[code] case SS_UNCONNECTED:
err = -EISCONN;
if (sk->sk_state != TCP_CLOSE)
goto out;
/*调用协议的连接函数*/
err = sk->sk_prot->connect(sk, uaddr, addr_len);
if (err < 0)
goto out;
/*协议方面的工作已经处理完成了，但是自己的一切工作还没有完成，所以切换至正
在连接中*/
sock->state = SS_CONNECTING;
/* Just entered SS_CONNECTING state; the only
* difference is that return value in non-blocking
* case is EINPROGRESS, rather than EALREADY.
*/
err = -EINPROGRESS;
break;
}[/code]
对于 TCP的实际的连接，是通过调用 tcp_v4_connect()函数来实现的。
[size=5][color=Red]二、tcp_v4_connect函数[/color][/size]
对于 TCP 协议来说，其连接，实际上就是发送一个 SYN 报文，在服务器的应到到来时，回答它一
个 ack 报文，也就是完成三次握手中的第一和第三次。
要发送 SYN 报文，也就是说，需要有完整的来源/目的地址，来源/目的端口，目的地址/端口由用户
态提交，但是问题是没有自己的地址和端口，因为并没有调 用过 bind(2)，一台主机，对于端口，
可以像 sys_bind()那样，从本地未用端口中动态分配一个，那地址呢？因为一台主机可能会存在多
个 IP地 址，如果随机动态选择，那么有可能选择一个错误的来源地址，将不能正确地到达目的地
址。换句话说，来源地址的选择，是与路由相关的。
调用路由查找的核心函数 ip_route_output_slow()，在没有提供来源地址的情况下，会根据实际情况，
调用 inet_select_addr()函数来选择一个合适的。同时，如果路由查找命中，会生成一个相应的路由
缓存项，这个缓存项，不但对当前发送 SYN 报 文有意义，对于后续的所有数据包，都可以起到一
个加速路由查找的作用。这一任务，是通过 ip_route_connect()函数完成的，它返回相应的路由缓存
项（也就是说，来源地址也在其中了）：
[code]static inline int ip_route_connect(struct rtable **rp, u32 dst,
u32 src, u32 tos, int oif, u8 protocol,
u16 sport, u16 dport, struct sock *sk)
{ struct flowi fl = { .oif = oif,
.nl_u = { .ip4_u = { .daddr = dst,
.saddr = src,
.tos = tos } },
.proto = protocol,
.uli_u = { .ports =
{ .sport = sport,
.dport = dport } } };
int err;
if (!dst || !src) {
err = __ip_route_output_key(rp, &fl);
if (err)
return err;
fl.fl4_dst = (*rp)->rt_dst;
fl.fl4_src = (*rp)->rt_src;
ip_rt_put(*rp);
*rp = NULL;
}
return ip_route_output_flow(rp, &fl, sk, 0);
}[/code]
首先，构建一个搜索 key fl，在搜索要素中，来源地址/端口是不存在的。所以，当通过
__ip_route_output_key 进行查找时，第一次是不会命中缓存的。 __ip_route_output_key 将继续调用
ip_route_output_slow()函数，在路由表中搜索，并返回一个合适的来源地址， 并且生成一个路由缓
存项。
路由查找的更多细节，我会在另一个贴子中来分析。
[code]/* This will initiate an outgoing connection. */
int tcp_v4_connect(struct sock *sk, struct sockaddr *uaddr, int addr_len)
{
struct inet_sock *inet = inet_sk(sk);
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
struct sockaddr_in *usin = (struct sockaddr_in *)uaddr;
struct rtable *rt;
u32 daddr, nexthop;
int tmp;
int err;
if (addr_len < sizeof(struct sockaddr_in))
return -EINVAL;
if (usin->sin_family != AF_INET)
return -EAFNOSUPPORT;[/code] 校验地址长度和协议簇。
[code]nexthop = daddr = usin->sin_addr.s_addr;[/code]
将下一跳地址和目的地址的临时变量都暂时设为用户提交的地址。
[code] if (inet->opt && inet->opt->srr) {
if (!daddr)
return -EINVAL;
nexthop = inet->opt->faddr;
}[/code]
如果使用了来源地址路由，选择一个合适的下一跳地址。
[code] tmp = ip_route_connect(&rt, nexthop, inet->saddr,
RT_CONN_FLAGS(sk), sk->sk_bound_dev_if,
IPPROTO_TCP,
inet->sport, usin->sin_port, sk);
if (tmp < 0)
return tmp;
if (rt->rt_flags & (RTCF_MULTICAST | RTCF_BROADCAST)) {
ip_rt_put(rt);
return -ENETUNREACH;
}[/code]
进行路由查找，并校验返回的路由的类型，TCP是不被允许使用多播和广播的。
[code] if (!inet->opt || !inet->opt->srr)
daddr = rt->rt_dst;[/code]
更新目的地址临时变量——使用路由查找后返回的值。
[code] if (!inet->saddr)
inet->saddr = rt->rt_src;
inet->rcv_saddr = inet->saddr;[/code]
如果还没有设置源地址，和本地发送地址，则使用路由中返回的值。
[code] if (tp->rx_opt.ts_recent_stamp && inet->daddr != daddr) {
/* Reset inherited state */
tp->rx_opt.ts_recent = 0;
tp->rx_opt.ts_recent_stamp = 0;
tp->write_seq = 0;
}
if (sysctl_tcp_tw_recycle &&
!tp->rx_opt.ts_recent_stamp && rt->rt_dst == daddr) {
struct inet_peer *peer = rt_get_peer(rt);
/* VJ's idea. We save last timestamp seen from
* the destination in peer table, when entering state TIME-WAIT
* and initialize rx_opt.ts_recent from it, when trying new connection.
*/
if (peer && peer->tcp_ts_stamp + TCP_PAWS_MSL >= xtime.tv_sec) {
tp->rx_opt.ts_recent_stamp = peer->tcp_ts_stamp;
tp->rx_opt.ts_recent = peer->tcp_ts;
}
}[/code]
这个更新初始状态方面的内容，还没有去分析它。
[code] inet->dport = usin->sin_port;
inet->daddr = daddr;[/code]
保存目的地址及端口。
[code] tp->ext_header_len = 0;
if (inet->opt)
tp->ext_header_len = inet->opt->optlen;[/code]
[code]tp->rx_opt.mss_clamp = 536;[/code]
设置最小允许的 mss 值
[code]
tcp_set_state(sk, TCP_SYN_SENT);[/code]
套接字状态被置为 TCP_SYN_SENT，
[code] err = tcp_v4_hash_connect(sk);
if (err)
goto failure;[/code]
动态选择一个本地端口，并加入 hash 表，与bind(2)选择端口类似。
[code] err = ip_route_newports(&rt, inet->sport, inet->dport, sk);
if (err)
goto failure;
/* OK, now commit destination to socket. */
__sk_dst_set(sk, &rt->u.dst);
tcp_v4_setup_caps(sk, &rt->u.dst);[/code]
因为本地端口已经改变，使用新端口，重新查找路由，并用新的路由缓存项更新 sk 中保存的路由
缓存项。
[code] if (!tp->write_seq)
tp->write_seq = secure_tcp_sequence_number(inet->saddr, inet->daddr,
inet->sport,
usin->sin_port);[/code]
为 TCP报文计算一个 seq值（实际使用的值是 tp->write_seq+1）。
inet->id = tp->write_seq ^ jiffies;
[code] err = tcp_connect(sk);
rt = NULL;
if (err)
goto failure;
return 0;[/code]
tp_connect()函数用来根据 sk 中的信息，构建一个完成的 syn 报文，并将它发送出去。在分析 tcp栈
的实现时再来分析它。
根据 TCP协议，接下来的问题是，
1、可能收到了服务器的应答，则要回送一个 ack 报文；
2、如果超时还没有应答，则使用超时重发定时器；
Linux TCP/IP 协议栈之 Socket的实现分析(六 数据包的接收)
前面了解过 sk 有一个接收队列，用于存储接 收到的 skb，对于 socket 层面上来讲，数据接收，就
是要把数据从这个队列中取出来，交给上层用户态。这里涉及到出队操作，但是，要了解如何出队，
就 得了解传输层协议如何入队。前面一直用 tcp协议来分析，现在还没有把整个 tcp栈分析出来，
要再继续用 tcp 协议来分析，就有点问题了，所以，数据的接 收和发送，都将以 udp 协议来分析。
虽然它很简单，但同样也反应了 socket 层数据与接收的全部核心内容与思路。我以希望，下一步拿
下 tcp 协议后，再 把这部份的 tcp 实现补上来。
[color=Red][size=5]一、udp 层的数据接收[/size][/color]
udp 层的数据接收，对于 socket 而言，就是接收队列的入队操作。在 ip 层中，如果是本地数据，则
会交由 ip_local_deliver_finish()函数处理，它会根据传输层协议的类型，交由相应的处理函数，对于
udp 协议而言，就是 udp_rcv()：
[code]
/*
* All we need to do is get the socket, and then do a checksum.
*/
int udp_rcv(struct sk_buff *skb)
{
struct sock *sk;
struct udphdr *uh;
unsigned short ulen; struct rtable *rt = (struct rtable*)skb->dst;
u32 saddr = skb->nh.iph->saddr;
u32 daddr = skb->nh.iph->daddr;
int len = skb->len;
/*
* 数据包至少应有 UDP 首部长度.
*/
if (!pskb_may_pull(skb, sizeof(struct udphdr)))
goto no_header;
/*获取 udp 首部指针*/
uh = skb->h.uh;
/* 数据长度，含首部长度 */
ulen = ntohs(uh->len);
/* 数据包长度不够：UDP 长度比 skb 长度小，意味着数据的丢失，而 udp 长度比 udp 首部
还要小，好像这个不太可能，除非封包出错 ^o^*/
if (ulen > len || ulen < sizeof(*uh))
goto short_packet;
/* 截去 udp 报文后面的多余报文 */
if (pskb_trim(skb, ulen))
goto short_packet;
/* 开始 udp 校验和计算，主要查依赖于 skb 的 ip_summumed 字段的设置来决定是否需要进
行校验和计算 */
if (udp_checksum_init(skb, uh, ulen, saddr, daddr) < 0)
goto csum_error;
/* 转换多播或广播处理例程 */
if(rt->rt_flags & (RTCF_BROADCAST|RTCF_MULTICAST))
return udp_v4_mcast_deliver(skb, uh, saddr, daddr);
/* 查找数据段对应的 socket结构的 sk */
sk = udp_v4_lookup(saddr, uh->source, daddr, uh->dest, skb->dev->ifindex);
if (sk != NULL) {
/* 找到了，数据包进入 UDP 的 socket 的接收队列*/
int ret = udp_queue_rcv_skb(sk, skb);
sock_put(sk);
/* a return value > 0 means to resubmit the input, but * it it wants the return to be -protocol, or 0
*/
if (ret > 0)
return -ret;
return 0;
}
if (!xfrm4_policy_check(NULL, XFRM_POLICY_IN, skb))
goto drop;
/* 没有对应的 socket. 如果校验和错误，则丢弃它 */
if (udp_checksum_complete(skb))
goto csum_error;
/* 发送一个目的不可达报文 */
UDP_INC_STATS_BH(UDP_MIB_NOPORTS);
icmp_send(skb, ICMP_DEST_UNREACH, ICMP_PORT_UNREACH, 0);
/*
* Hmm. We got an UDP packet to a port to which we
* don't wanna listen. Ignore it.
*/
kfree_skb(skb);
return(0);
short_packet:
NETDEBUG(if (net_ratelimit())
printk(KERN_DEBUG "UDP: short packet: From %u.%u.%u.%u:%u %d/%d to
%u.%u.%u.%u:%u/n",
NIPQUAD(saddr),
ntohs(uh->source),
ulen,
len,
NIPQUAD(daddr),
ntohs(uh->dest)));
no_header:
UDP_INC_STATS_BH(UDP_MIB_INERRORS);
kfree_skb(skb);
return(0);
csum_error:
/*
* RFC1122: OK. Discards the bad packet silently (as far as
* the network is concerned, anyway) as per 4.1.3.4 (MUST). */
NETDEBUG(if (net_ratelimit())
printk(KERN_DEBUG "UDP: bad checksum. From %d.%d.%d.%d:%d to
%d.%d.%d.%d:%d ulen %d/n",
NIPQUAD(saddr),
ntohs(uh->source),
NIPQUAD(daddr),
ntohs(uh->dest),
ulen));
drop:
UDP_INC_STATS_BH(UDP_MIB_INERRORS);
kfree_skb(skb);
return(0);
}[/code]
函数的核心思想，是根据 skb，查找到与之对应的 sk，调用 udp_v4_lookup()函数实现——udp 与 tcp
一样，socket有一个 hash表，这个查找，就是查找 hash 表的过程。
如果找到了对应的 sk，则进入 udp_queue_rcv_skb()函数：
[code]/* returns:
* -1: error
* 0: success
* >0: "udp encap" protocol resubmission
*
* Note that in the success and error cases, the skb is assumed to
* have either been requeued or freed.
*/
static int udp_queue_rcv_skb(struct sock * sk, struct sk_buff *skb)
{
/* 获取 sk 对应的udp_sock 结构指针 */
struct udp_sock *up = udp_sk(sk);
/*
* Charge it to the socket, dropping if the queue is full.
*/
if (!xfrm4_policy_check(sk, XFRM_POLICY_IN, skb)) {
kfree_skb(skb);
return -1;
}
if (up->encap_type) {
/*
* This is an encapsulation socket, so let's see if this is * an encapsulated packet.
* If it's a keepalive packet, then just eat it.
* If it's an encapsulateed packet, then pass it to the
* IPsec xfrm input and return the response
* appropriately. Otherwise, just fall through and
* pass this up the UDP socket.
*/
int ret;
ret = udp_encap_rcv(sk, skb);
if (ret == 0) {
/* Eat the packet .. */
kfree_skb(skb);
return 0;
}
if (ret < 0) {
/* process the ESP packet */
ret = xfrm4_rcv_encap(skb, up->encap_type);
UDP_INC_STATS_BH(UDP_MIB_INDATAGRAMS);
return -ret;
}
/* FALLTHROUGH -- it's a UDP Packet */
}
/* 如果需要校验 */
if (sk->sk_filter && skb->ip_summed != CHECKSUM_UNNECESSARY) {
/* 那就校验它吧 */
if (__udp_checksum_complete(skb)) {
/* 结果校验出错，那就算了吧 */
UDP_INC_STATS_BH(UDP_MIB_INERRORS);
kfree_skb(skb);
return -1;
}
/* 已经校验过了，就设置不用再校验了 */
skb->ip_summed = CHECKSUM_UNNECESSARY;
}
/* 设用 sock_queue_rcv_skb 入队 */
if (sock_queue_rcv_skb(sk,skb)<0) {
UDP_INC_STATS_BH(UDP_MIB_INERRORS);
kfree_skb(skb);
return -1;
}
UDP_INC_STATS_BH(UDP_MIB_INDATAGRAMS);
return 0; }[/code]
encap_type字段用于判断 udp 包，是否是一个 IPSEC 协议的封装报文，这里不关分 ipsec，所以接下
来的工作，就是校验和计算，然后紧跟着调用 sock_queue_rcv_skb()：
[code]static inline int sock_queue_rcv_skb(struct sock *sk, struct sk_buff *skb)
{
int err = 0;
int skb_len;
/* Cast skb->rcvbuf to unsigned... It's pointless, but reduces
number of warnings when compiling with -W --ANK
*/
if (atomic_read(&sk->sk_rmem_alloc) + skb->truesize >=
(unsigned)sk->sk_rcvbuf) {
err = -ENOMEM;
goto out;
}
/* 进入 socket 层的包过滤 */
err = sk_filter(sk, skb, 1);
if (err)
goto out;
/* 设置 skb 的一些必要的指针和计数器变量
dev:关连备设指针;
sk:所对应的 sk 结构;
destructor：函数指针可以初始化成一个在缓冲区释放时完成某些动作的函数。
如果 skb 不属于一个 socket，则其常为 NULL。反之，这个函数会被赋值为 sock_rfree 或
sock_wfree.
用于更新 socket的队列中的内存容量。*/
skb->dev = NULL;
skb_set_owner_r(skb, sk);
/* 在skb 入队之前，保存其长度至临时变量 skb_len，这是因为一旦 skb 入队后，它将被
其它线程处理，skb 命运未知。。。。。。，而 len 值后面还会用到。
*/
skb_len = skb->len;
/* 将skb 加入 sk的接收队列 */
skb_queue_tail(&sk->sk_receive_queue, skb);
/* 唤醒 socket 上的接收线程？ */
if (!sock_flag(sk, SOCK_DEAD))
sk->sk_data_ready(sk, skb_len); out:
return err;
}[/code]
对于 udp 而言，直接调用 skb_queue_tail()，将 skb 加入至 sk的 sk_receive_queue 队列即可。
[color=Red][size=5]一、udp 层的数据出队操作[/size][/color]
了解了数据包如何被加入队列，上层 socket 的数据接收，就是从这个队列中来取数据。udp 对应的
取数据的函数 udp_recvmsg()，后面再来看它是如何被调用的，现在先来分析它的实现：
[code]
/*
* This should be easy, if there is something there we
* return it, otherwise we block.
*/
static int udp_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct sock *sk, struct msghdr *msg,
size_t len, int noblock, int flags, int *addr_len)
{
struct inet_sock *inet = inet_sk(sk); /* 取得 sk对应的 inet_sock 指针 */
struct sockaddr_in *sin = (struct sockaddr_in *)msg->msg_name;
struct sk_buff *skb;
int copied, err;
/*
* 校验地址长度
*/
if (addr_len)
*addr_len=sizeof(*sin);
/* 如果 sk 队列中有错误的信息，则设用 ip_recv_error函数 */
if (flags & MSG_ERRQUEUE)
return ip_recv_error(sk, msg, len);
try_again:
/* 出队 */
skb = skb_recv_datagram(sk, flags, noblock, &err);
if (!skb)
goto out;
/* 需要拷贝的数据不包含 UDP 首部 */
copied = skb->len - sizeof(struct udphdr);
/* 如果用户提供的缓存不够，则设置为只拷贝用户需要的长度，并设置截短数据标志 */
if (copied > len) {
copied = len;
msg->msg_flags |= MSG_TRUNC; }
if (skb->ip_summed==CHECKSUM_UNNECESSARY) {
/* 拷贝数据至用户空间 */
err = skb_copy_datagram_iovec(skb, sizeof(struct udphdr), msg->msg_iov,
copied);
} else if (msg->msg_flags&MSG_TRUNC) {
if (__udp_checksum_complete(skb))
goto csum_copy_err;
err = skb_copy_datagram_iovec(skb, sizeof(struct udphdr), msg->msg_iov,
copied);
} else {
err = skb_copy_and_csum_datagram_iovec(skb, sizeof(struct udphdr), msg->msg_iov);
if (err == -EINVAL)
goto csum_copy_err;
}
if (err)
goto out_free;
/* 更新 sk 的接收时间戳，根据 SOCK_RCVTSTAMP标志的设置来决定：选择当前时间还是
skb buffer的接收时间 */
sock_recv_timestamp(msg, sk, skb);
/* 拷贝地址等信息. */
if (sin)
{
sin->sin_family = AF_INET;
sin->sin_port = skb->h.uh->source;
sin->sin_addr.s_addr = skb->nh.iph->saddr;
memset(sin->sin_zero, 0, sizeof(sin->sin_zero));
}
/* 查看是否设置了一些控制标志，查看某些IP socket选项是否被设置，例如，设置了IP_TOS
socket 选项，把 IP首部中的
tos字段拷贝至用户空间等等，这个工作是由 ip_cmsg_recv 函数完成的 */
if (inet->cmsg_flags)
ip_cmsg_recv(msg, skb);
/* 设置拷贝的字节数，如果数据段已经被截短，则返回原始实际的长度 */
err = copied;
if (flags & MSG_TRUNC)
err = skb->len - sizeof(struct udphdr);
out_free: skb_free_datagram(sk, skb);
out:
return err;
csum_copy_err:
UDP_INC_STATS_BH(UDP_MIB_INERRORS);
/* Clear queue. */
if (flags&MSG_PEEK) {
int clear = 0;
spin_lock_bh(&sk->sk_receive_queue.lock);
if (skb == skb_peek(&sk->sk_receive_queue)) {
__skb_unlink(skb, &sk->sk_receive_queue);
clear = 1;
}
spin_unlock_bh(&sk->sk_receive_queue.lock);
if (clear)
kfree_skb(skb);
}
skb_free_datagram(sk, skb);
if (noblock)
return -EAGAIN;
goto try_again;
}[/code]
skb 的出队，是通过调用 skb_recv_datagram()函数，出队操作时，队列中可能没有数据，如果是阻
塞，则需要一直睡眠等待，直到超时或队 列中有数据而被唤醒。另外出队操作，还分为两种情况，
一种是将数据包从队列中取中来，将其从原有队列中删除，还有一种可能是设置了 MSG_PEEK 标
志， 它意味着：“查看当前数据，数据将被复制到缓冲区中，但并不从输入队列中删除”。
[code]struct sk_buff *skb_recv_datagram(struct sock *sk, unsigned flags,
int noblock, int *err)
{
struct sk_buff *skb;
long timeo;
/*
* Caller is allowed not to check sk->sk_err before skb_recv_datagram()
*/
int error = sock_error(sk);
if (error)
goto no_packet;
/* 获取超时时间*/
timeo = sock_rcvtimeo(sk, noblock);
/* 这个循环将一直等到队列中有数据包，直到超时 */
do {
/* Again only user level code calls this function, so nothing
* interrupt level will suddenly eat the receive_queue.
*
* Look at current nfs client by the way...
* However, this function was corrent in any case. 8)
*/
if (flags & MSG_PEEK) {
unsigned long cpu_flags;
/* 如果设置了 MSG_PEEK，则设用 skb_peek，这里要对接收队列加锁的原因
在于：
*/
spin_lock_irqsave(&sk->sk_receive_queue.lock,
cpu_flags);
skb = skb_peek(&sk->sk_receive_queue);
if (skb)
atomic_inc(&skb->users);
spin_unlock_irqrestore(&sk->sk_receive_queue.lock,
cpu_flags);
} else
skb = skb_dequeue(&sk->sk_receive_queue); /* 直接出队 */
/* 找到要收获的葫芦了，摘下来 */
if (skb)
return skb;
/* 如果是非阻塞，就不等了，直接跳出循环，返回 */
error = -EAGAIN;
if (!timeo)
goto no_packet;
} while (!wait_for_packet(sk, err, &timeo));
return NULL;
no_packet:
*err = error;
return NULL;
}[/code]
继续回到 udp_recvmsg 函数中来，当取出 skb 后，需要将它拷贝至用户空间。用户空间的数据缓存，
用了一个很重要的数据结构 struct msghdr来表示：
[code]struct msghdr {
void * msg_name; /* Socket name */
int msg_namelen; /* Length of name */
struct iovec * msg_iov; /* Data blocks */
__kernel_size_t msg_iovlen; /* Number of blocks */
void * msg_control; /* Per protocol magic (eg BSD file descriptor passing) */
__kernel_size_t msg_controllen; /* Length of cmsg list */
unsigned msg_flags;
};[/code]
结构中的 msg_name、 msg_namelen 以及 msg_flags分别对应于 sys_sendto()[其它接收/发送函数类似]
的参数 addr、addr_len 以及 flags。指针 msg_control 可以指向一个附加的数据结构，用来提供一些
附加的控制信息。后面可以看到 ip_cmsg_recv()使用了它。最重要的是，结构中的指针 msg_iov，
指向一个 iovec 结构数据，而 msg_iovlen 则指明了这个数组 的大小：
[code]struct iovec
{
void __user *iov_base; /* BSD uses caddr_t (1003.1g requires void *) */
__kernel_size_t iov_len; /* Must be size_t (1003.1g) */
};[/code]
数组中的每一个元互素，都是 struct iovec 结构， 称之为"io 向量"，由指向数据缓冲区的指针 iov_base
和表示缓冲区中数据长度的 iov_len构成。这样，一个 msghdr中的数据，就由控制信息 msg_control
和若干个"io向量"组成。
一个疑问是，为什么不设置为一个缓冲区，而要分为若干个缓冲区呢？一个很重要的原因就是，每
个数据报文的大小一致，对于 ip 包而言。46-1500 都是为 可能的，那么如果是一个缓冲区的话，
就得定义为一个“最大值”，但是如果绝大部份的包，都小于这个最大值，例如为 256 或 512，那么
内存空间就浪费得太 多了……。所以，一个好的办法是，用一个个小的缓冲区将数据切分，要浪
费，也浪费最后一个缓冲区的空间。——这种设计跟 Unix上著名的 mbuf好像是一 致的。
OK，了解了 msghdr 的结构后，再来看数据的拷贝工作，拷贝的核心函数是 memcpy_toiovec：
[code]/*
* Copy kernel to iovec. Returns -EFAULT on error.
*
* Note: this modifies the original iovec.
*/
int memcpy_toiovec(struct iovec *iov, unsigned char *kdata, int len)
{
while (len > 0) {
if (iov->iov_len) { int copy = min_t(unsigned int, iov->iov_len, len);
if (copy_to_user(iov->iov_base, kdata, copy))
return -EFAULT;
kdata += copy;
len -= copy;
iov->iov_len -= copy;
iov->iov_base += copy;
}
iov++;
}
return 0;
}[/code]
因为每个 io向量的缓冲区可能很小，例如 100字节，而要拷贝的数据很长，例如 1000 字节。这样，
需要在一个循环里，将数据拷贝至若干个
io 向量数组元素当中去。
回到 udp_recvmsg 中来，它通过设用 skb_copy_datagram_iovec()函数完成数据的拷贝工作。来看看
它是如何调用 memcpy_toiovec 的，当然，类似于这样：
[code]int skb_copy_datagram_iovec(const struct sk_buff *skb, int offset,
struct iovec *to, int len)
{
return memcpy_toiovec(to, skb->data+offset, len);
}[/code]
这样的调用，该是多么美好呀，这样的日子曾经是有过，不过已经一去不复返了。
考虑到 skb 结构的复杂性，例如分片，拷贝工作要复杂得多：
[code]
/**
* skb_copy_datagram_iovec - Copy a datagram to an iovec.
* @skb: buffer to copy
* @offset: offset in the buffer to start copying from
* @to: io vector to copy to
* @len: amount of data to copy from buffer to iovec
*
* Note: the iovec is modified during the copy.
*/
int skb_copy_datagram_iovec(const struct sk_buff *skb, int offset,
struct iovec *to, int len)
{
int start = skb_headlen(skb); /* start 表示要从 skb 的哪里开始拷贝数据 */ int i, copy = start - offset; /* offset 表示调用者指出的缓存开始拷贝的偏移字节，
一般情况下，它
与 start 是重叠的，表示不需要拷贝数据包的首部 */
/* 需要拷贝首部. */
if (copy > 0) {
if (copy > len)
copy = len;
if (memcpy_toiovec(to, skb->data + offset, copy))
goto fault;
if ((len -= copy) == 0)
return 0;
offset += copy;
}
/* 遍历每一个分片 */
for (i = 0; i < skb_shinfo(skb)->nr_frags; i++) {
int end;
BUG_TRAP(start <= offset + len);
end = start + skb_shinfo(skb)->frags[i].size;
if ((copy = end - offset) > 0) {
int err;
u8 *vaddr;
skb_frag_t *frag = &skb_shinfo(skb)->frags[i];
struct page *page = frag->page;
if (copy > len)
copy = len;
vaddr = kmap(page);
err = memcpy_toiovec(to, vaddr + frag->page_offset +
offset - start, copy);
kunmap(page);
if (err)
goto fault;
if (!(len -= copy))
return 0;
offset += copy;
}
start = end;
}
if (skb_shinfo(skb)->frag_list) { struct sk_buff *list = skb_shinfo(skb)->frag_list;
for (; list; list = list->next) {
int end;
BUG_TRAP(start <= offset + len);
end = start + list->len;
if ((copy = end - offset) > 0) {
if (copy > len)
copy = len;
if (skb_copy_datagram_iovec(list,
offset - start,
to, copy))
goto fault;
if ((len -= copy) == 0)
return 0;
offset += copy;
}
start = end;
}
}
if (!len)
return 0;
fault:
return -EFAULT;
}[/code]
现在还没有分析 ip 的分片，所以，要完全理解这个函数的代码有点难度，等到 ip 分片分析完了，
再来补充完整它。
[code]三、socket 层的数据接收[/code]
recv(2)、recvfrom(2)和 recvmsg(3)，在 sys_socketcall()中，最终都会归于一个统一的系统调用
sock_recvmsg。例如：
[code]asmlinkage long sys_recv(int fd, void __user * ubuf, size_t size, unsigned flags)
{
return sys_recvfrom(fd, ubuf, size, flags, NULL, NULL);
}[/code]
sys_recv 转向了 sys_recvfrom()：
[code]
/*
* Receive a frame from the socket and optionally record the address of the
* sender. We verify the buffers are writable and if needed move the * sender address from kernel to user space.
*/
asmlinkage long sys_recvfrom(int fd, void __user * ubuf, size_t size, unsigned flags,
struct sockaddr __user *addr, int __user *addr_len)
{
struct socket *sock;
struct iovec iov;
struct msghdr msg;
char address[MAX_SOCK_ADDR];
int err,err2;
sock = sockfd_lookup(fd, &err);
if (!sock)
goto out;
msg.msg_control=NULL;
msg.msg_controllen=0;
msg.msg_iovlen=1;
msg.msg_iov=&iov;
iov.iov_len=size;
iov.iov_base=ubuf;
msg.msg_name=address;
msg.msg_namelen=MAX_SOCK_ADDR;
if (sock->file->f_flags & O_NONBLOCK)
flags |= MSG_DONTWAIT;
err=sock_recvmsg(sock, &msg, size, flags);
if(err >= 0 && addr != NULL)
{
err2=move_addr_to_user(address, msg.msg_namelen, addr, addr_len);
if(err2<0)
err=err2;
}
sockfd_put(sock);
out:
return err;
}[/code]
函数先调用 sockfd_lookup，根据 socket 描述符查找以相应的 sock 结构，然后封装了一个 msghdr结
构后，接着调用 sock_recvmsg（）。
[code]int sock_recvmsg(struct socket *sock, struct msghdr *msg,
size_t size, int flags)
{ struct kiocb iocb;
struct sock_iocb siocb;
int ret;
init_sync_kiocb(&iocb, NULL);
iocb.private = &siocb;
ret = __sock_recvmsg(&iocb, sock, msg, size, flags);
if (-EIOCBQUEUED == ret)
ret = wait_on_sync_kiocb(&iocb);
return ret;
}[/code]
iocb 和 siocb 用于内核和 socket 的 io 控制，函数中主要初始化了 iocb，siocb 的初始化，在
__sock_recvmsg 中完成。
进一步的按收动作，是通过__sock_recvmsg 函数设用完成的：
[code]static inline int __sock_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct socket *sock,
struct msghdr *msg, size_t size, int flags)
{
int err;
struct sock_iocb *si = kiocb_to_siocb(iocb);
si->sock = sock;
si->scm = NULL;
si->msg = msg;
si->size = size;
si->flags = flags;
err = security_socket_recvmsg(sock, msg, size, flags);
if (err)
return err;
return sock->ops->recvmsg(iocb, sock, msg, size, flags);
}
[/code]
初始化完 siocb，也就是 si 后，调用协议簇的 recvmsg 函数，对于 UDP 而言，是
sock_common_recvmsg()：
[code]int sock_common_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct socket *sock,
struct msghdr *msg, size_t size, int flags)
{
struct sock *sk = sock->sk; /*取得 sock 结构对应的 sk指针*/
int addr_len = 0;
int err;
err = sk->sk_prot->recvmsg(iocb, sk, msg, size, flags & MSG_DONTWAIT, flags & ~MSG_DONTWAIT, &addr_len);
if (err >= 0)
msg->msg_namelen = addr_len;
return err;
}[/code]
于是，udp_recvmsg 就被调用了。整个过程也就结束了。
最后再回到 sys_recvfrom中来，如果用户调用时，需要返回对方的地址信息：
[code] if(err >= 0 && addr != NULL)
{
err2=move_addr_to_user(address, msg.msg_namelen, addr, addr_len);
if(err2<0)
err=err2;
}[/code]
就需要调用 move_addr_to_user() 函数来完成，前面分析 msghdr 结构时已经提到其 msg_name 成员
变量，它包含了地址的相应信息，msg.msg_namelen 成员变量，决定了地址的长度信息：
[code]int move_addr_to_user(void *kaddr, int klen, void __user *uaddr, int __user *ulen)
{
int err;
int len;
if((err=get_user(len, ulen))) //缓存长度校验
return err;
if(len>klen)
len=klen;
if(len<0 || len> MAX_SOCK_ADDR)
return -EINVAL;
if(len)
{
if(copy_to_user(uaddr,kaddr,len)) //拷贝地址信息
return -EFAULT;
}
/*
* "fromlen shall refer to the value before truncation.."
* 1003.1g
*/
return __put_user(klen, ulen);
}[/code]
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