NETDEV 协议 七

这部分内容在于说明socket创建后如何被内核协议栈访问到，只关注两个问题：sock何时插入内核表的，sock如何被内核访问的。对于核心的sock的插入、查找函数都给出了流程图。

sock如何插入内核表
      socket创建后就可以用来与外部网络通信，用户可以通过文件描述符fd来找到要操作的socket，内核则通过查表来找到要操作的socket。这意味着socket创建时会在文件系统中生成相应项，同时还会插入到存储socket的表中，方便用户和内核通过两种方式进行访问。
      以创建如下udp socket为例，这里的创建仅仅指定socket的协议簇是AF_INET，类型是SOCK_DGRAM，协议是0，此时创建了socket，相应文件描述符，但仍缺少其它信息，此时socket并未插入到内核表中，还是处于游离态，除了用户通过fd操作，内核是看不到的socket的。

fd = socket(AF_INET, SOCK_DGRAM, 0);

      根据作为的角色(服务器或客户端)不同，接下来执行的动作也不相同。这两句分条时服务器和客户端与外部通信的第一句，执行后，与外部连接建立，socket的插入内核表也是由这两句触发的。
      服务器端udp socket

 

bind(fd, &serveraddr, sizeof(serveraddr));

      客户端udp socket

 

sendto(fd, buff, len, 0, &serveraddr, sizeof(serveraddr));

      下面来看下创建socket的具体动作，只涉及与socket存储相关的代码，这些系统调用的其它方面以后再具体分析。
      sys_socket()　创建socket，映射文件描述符fd

retval = sock_create(family, type, protocol, &sock);retval = sock_map_fd(sock, flags & (O_CLOEXEC | O_NONBLOCK));

      在内核中，有struct socket，也就是通常所说的socket，表示网络的接口，还有struct sock，则是AF_INET域的接口。一般struct socket成员叫sock，struct sock成员叫sk，在代码中不要混淆。
      sock_create() -- > __sock_create()　
      最终执行__sock_create()来创建，注意__sock_create()最后一个参数是0，表示是由用户创建的；如果是1，则表示是由内核创建的。
      分配socket并设置sock->type为SOCK_DGRAM。

sock = sock_alloc();sock->type = type;

      从net_families中取得AF_INET(也即PF_INET)协议族的参数，net_families数组存储不同协议族的参数，像AF_INET协议族是在加载IP模块时注册的，inet_init() -> sock_register(&inet_family_ops)，sock_register()就是将参数加入到net_families数组中，inet_family_ops定义如下：

pf = rcu_dereference(net_families[family]);static const struct net_proto_family inet_family_ops = { .family = PF_INET, .create = inet_create, .owner = THIS_MODULE,};

      最后调用相应协议簇的创建方法，这里的pf->create()就是inet_create()，它创建INET域的结构sock。

err = pf->create(net, sock, protocol, kern);

      从__sock_create()代码看到创建包含两步：sock_alloc()和pf->create()。sock_alloc()分配了sock内存空间并初始化inode；pf->create()初始化了sk。

sock_alloc()
       分配空间，通过new_inode()分配了节点(包括socket)，然后通过SOCKET_I宏获得sock，实际上inode和sock是在new_inode()中一起分配的，结构体叫作sock_alloc。

inode = new_inode(sock_mnt->mnt_sb);sock = SOCKET_I(inode);

      设置inode的参数，并返回sock。

inode->i_mode = S_IFSOCK | S_IRWXUGO;inode->i_uid = current_fsuid();inode->i_gid = current_fsgid();return sock;

      继续往下看具体的创建过程：new_inode()，在分配后，会设置i_ino和i_state的值。

struct inode *new_inode(struct super_block *sb){ …… inode = alloc_inode(sb); if (inode) {  spin_lock(&inode_lock);  __inode_add_to_lists(sb, NULL, inode);  inode->i_ino = ++last_ino;  inode->i_state = 0;  spin_unlock(&inode_lock); } return inode;}

      其中的alloc_inode() -> sb->s_op->alloc_inode()，sb是sock_mnt->mnt_sb，所以alloc_inode()指向的是sockfs的操作函数sock_alloc_inode。

static const struct super_operations sockfs_ops = { .alloc_inode = sock_alloc_inode, .destroy_inode =sock_destroy_inode, .statfs = simple_statfs,};

      sock_alloc_inode()中通过kmem_cache_alloc()分配了struct socket_alloc结构体大小的空间，而struct socket_alloc结构体定义如下，但只返回了inode，实际上socket和inode都已经分配了空间，在之后就可以通过container_of取到socket。

static struct inode *sock_alloc_inode(struct super_block *sb){ struct socket_alloc *ei; ei = kmem_cache_alloc(sock_inode_cachep, GFP_KERNEL); ….. return &ei->vfs_inode;}struct socket_alloc { struct socket socket; struct inode vfs_inode;};

inet_create()
      从inetsw中根据类型、协议查找相应的socket interface。

list_for_each_entry_rcu(answer, &inetsw[sock->type], list) { …… if (IPPROTO_IP == answer->protocol)  break; ……}

      inetsw是在inet_init()时被注册的，有三种：tcp, udp, raw，由于我们创建的是udp socket，所以查到的是第二项，udp_prot。

static struct inet_protosw inetsw_array[] ={ {  .type =       SOCK_STREAM,  .protocol =   IPPROTO_TCP,  .prot =       &tcp_prot,  .ops =        &inet_stream_ops,  .no_check =   0,  .flags =      INET_PROTOSW_PERMANENT |         INET_PROTOSW_ICSK, }, {  .type =       SOCK_DGRAM,  .protocol =   IPPROTO_UDP,  .prot =       &udp_prot,  .ops =        &inet_dgram_ops,  .no_check =   UDP_CSUM_DEFAULT,  .flags =      INET_PROTOSW_PERMANENT,       },       {        .type =       SOCK_RAW,        .protocol =   IPPROTO_IP, /* wild card */        .prot =       &raw_prot,        .ops =        &inet_sockraw_ops,        .no_check =   UDP_CSUM_DEFAULT,        .flags =      INET_PROTOSW_REUSE,       }};

      sock->ops指向inet_dgram_ops，然后创建sk，sk->proto指向udp_prot，注意这里分配的大小是struct udp_sock，而不仅仅是struct sock大小。

 

sock->ops = answer->ops;……sk = sk_alloc(net, PF_INET, GFP_KERNEL, answer_prot);

      然后设置inet的一些参数，这里直接将sk类型转换为inet，因为在sk_alloc()中分配的是struct udp_sock结构大小，返回的是struct sock，利用了第一个成员的特性，三者之间的关系如下图：

inet = inet_sk(sk);…..inet->inet_id = 0;

      此时sock和sk都已经分配了空间，再设置sock与sk关系，即sock->sk=sk，并做一些初始化操作，如sk的队列初始化。初后调用sk_prot->init()，inet_dgram_ops->init()为NULL，这里没做任何事情。

sock_init_data(sock, sk);if (sk->sk_prot->init) { err = sk->sk_prot->init(sk); if (err)  sk_common_release(sk);}

      当创建的是一个SOCK_RAW类型的socket时，还会额外执行下列语句。当协议值赋给inet->inet_num与inet->inet_sport，然后sk->sk_prot->hash(sk)将sk插入到内核的sock表中，使用的索引值是协议号。这个可以这样理解，如果创建的是UDP或TCP的socket，它们是标准的套接字，用[sip, sport, tip, tport]这样的四元组来查找，socket()时还缺少这些信息，还不能插入到内核的sock表中。但如果创建的是RAW的socket，它只属于某一特定协议，查找它使用的应是协议号而不是套接字的四元组，因此，socket()时就通过hash()插入到内核sock表中。

if (SOCK_RAW == sock->type) { inet->inet_num = protocol; if (IPPROTO_RAW == protocol)  inet->hdrincl = 1;}if (inet->inet_num) { inet->inet_sport = htons(inet->inet_num); sk->sk_prot->hash(sk);}

      那么sock是在什么时候插入到内核表中的，答案是sk->sk_prot->get_port()函数，对于UDP来讲，它指向udp_v4_get_port()函数，根据服务器和客户端的行为不同，bind()和sendto()都会调用到get_port()，也就是说，在bind()或sendto()调用时，sock才被插入到内核表中。
bind()　绑定地址
      sys_bind() -> sock->ops->bind() -> inet_bind() -> sk->sk_prot->get_port()
      sk->sk_prot是udp_prot，这里实际调用udp_v4_get_port()函数。

sendto()　发送到指定地址
      sys_sendto() -> sock_sendmsg() -> __sock_sendmsg()() -> sock->ops->sendmsg()
      由于创建的是udp socket，因此sock->ops指向inet_dgram_ops，sendmsg()实际调用inet_sendmsg()函数。该函数中的有如下语句：

if (!inet_sk(sk)->inet_num && inet_autobind(sk)) return -EAGAIN;

      客户端在执行sendto()前仅仅执行了socket()操作，此时inet_num=0，因此执行了inet_autobind()，该函数会调用sk->sk_prot->get_port()。从而回到了udp_v4_get_port()函数，它会将sk插入到内核表udp_table中。

下面重点看下插入sk的函数udp_v4_get_port()：
udp_v4_get_port() 插入sk到内核表udptable中
      哈希值hash2_nulladdr由[INADDR_ANY, snum]得到，hash2_partial由[inet_rcv_saddr, 0]得到，即前者用本地端口作哈希，后者用本地地址作哈希。udp_portaddr_hash存储后者的值hash2_partial，便于计算最后的哈希值。

unsigned int hash2_nulladdr = udp4_portaddr_hash(sock_net(sk), INADDR_ANY, snum);unsigned int hash2_partial = udp4_portaddr_hash(sock_net(sk), inet_sk(sk)->inet_rcv_saddr, 0);udp_sk(sk)->udp_portaddr_hash = hash2_partial;

      最后调用udp_lib_get_port()，ipv4_rcv_saddr_equal()是比较地址是否相等的函数，snum是本地端口，hash2_nulladdr是由它得到的哈杀值，sk是要插入的表项。

return udp_lib_get_port(sk, snum, ipv4_rcv_saddr_equal, hash2_nulladdr);

udp_lib_get_port()
      取得内核存放sock的表，对于udp socket来说，就是udp_table，它在udp_prot中被定义。在udp_table的创建过程中已经看到，udp_table有两个hash表：hash和hash2，两者大小相同，只是前者用snum作哈希值，后者用saddr, snum作哈希值。使用两个hash表的目的在于加速查找，先用snum在hash中查找，再用saddr, snum在hash2中查找，最后根据效率决定在hash或hash2中查找。

struct udp_table *udptable = sk->sk_prot->h.udp_table;

      根据snum的不同会执行不同的操作，snum为0则先选择一个可用端口号，再插入；snum不为0则先确定之前没有存储相应sk，再插入。

if (!snum) { snum==0代码段} else { snum!=0代码段}

      如果snum!=0，此时执行else部分代码。hslot是从udp_table中hash表取出的表项，键值是snum。

 

hslot = udp_hashslot(udptable, net, snum);

      如果hslot->count大于10，即在hash表中以snum为键值的项的数目在于10，此时改用在hash2表中查找。如果hslot->count不足10，那么直接在hash表中查找就可以了。这样划分是出于效率的考虑。
      先看数目大于10的情况，hslot2是udptable中hash2表取出的表项，键值是[inet_rcv_addr, snum]，如果hslot2项的数目比hslot还多，那么查找hash2表是不划算的，返回直接查找hash表。如果hslot2更少(这也是设计hash2的目的)，使用udp_lib_lport_inuse2()查找是否有匹配项；如果没有找到，则使用新的键值hash2_nulladdr，即[INADDR_ANY, snum]从hash2中取出表项，再使用udp_lib_lport_inuse2()查找是否有匹配项。如果有，表明要插入的sk已经存在于内核表中，直接返回；如果没有，则执行sk的插入操作。scan_primary_hash代码段是在hash表的hslot项中查找，只有当在hash2中查找更费时时才会执行。

if (hslot->count > 10) { int exist; unsigned int slot2 = udp_sk(sk)->udp_portaddr_hash ^ snum; slot2          &= udptable->mask; hash2_nulladdr &= udptable->mask; hslot2 = udp_hashslot2(udptable, slot2); if (hslot->count < hslot2->count)  goto scan_primary_hash; exist = udp_lib_lport_inuse2(net, snum, hslot2, sk, saddr_comp); if (!exist && (hash2_nulladdr != slot2)) {  hslot2 = udp_hashslot2(udptable, hash2_nulladdr);  exist = udp_lib_lport_inuse2(net, snum, hslot2,     sk, saddr_comp); } if (exist)  goto fail_unlock; else  goto found;}scan_primary_hash: if (udp_lib_lport_inuse(net, snum, hslot, NULL, sk,  saddr_comp, 0))  goto fail_unlock;}

流程图：

      如果snum==0，即没有绑定本地端口，此时执行if部分代码段，这种情况一般发生在客户端使用socket，此时内核会为它选择一个未使用的端口，下面来看下内核选择临时端口的策略。
      在说明下列参数含义前要先弄清楚udptable中hash公式：(num + net_hash_mix(net)) & mask，net_hash_mix(net)返回一般为0，hash公式可简写为num&mask。即本地端口对udptable大小取模。因此表项是循环、均匀地分布在hash表中的。假设udptable大小为8，现插入16个表项，结果会如下图： 

      声明bitmap数组，大小为udp_table每个键值最多存储的表项，即最大端口号/哈希表大小。端口号的值规定范围是1-65536，而哈希表一般大小是256，因此实际分配bitmap[8]。low和high代表可用本地端口的下限和上限；remaining代表位于low和high间的端口号数目。用随机值rand生成first，注意它是unsigned short类型，16位，表示起始查找位置；last表示终止查找位置，first和last相差表大小保证了所有键值都会被查询一次。随机值rand最后处理成哈希表大小的奇数倍，之所以要是奇数倍，是为了保证哈希到同一个键值的所有端口号都能被遍历，可以试着1开始，每次+2和每次+3，直到回到1，所遍历的数有哪些不同，就会明白rand处理的意义。

DECLARE_BITMAP(bitmap, PORTS_PER_CHAIN);inet_get_local_port_range(&low, &high);remaining = (high - low) + 1;rand = net_random();first = (((u64)rand * remaining) >> 32) + low;rand = (rand | 1) * (udptable->mask + 1);last = first + udptable->mask + 1;

      使用first值作为端口号，从udptable的hash表中找到hslot项，重置bitmap数组全0，调用函数udp_lib_lport_inuse()遍历hslot项的所有表项，将所有已经使用的sport对应于bitmap的位置置1。

do { hslot = udp_hashslot(udptable, net, first); bitmap_zero(bitmap, PORTS_PER_CHAIN); spin_lock_bh(&hslot->lock); udp_lib_lport_inuse(net, snum, hslot, bitmap, sk,  addr_comp, udptable->log);

      此时bitmap中包含了所有哈希到hslot的端口的使用情况，下面要做的就是从first位置开始，每次递增rand(保证哈希值不变)，查找符合条件的端口：端口在low~high的可用范围内；端口还没有被占用。do{}while循环的判断条件snum!=first和snum+=rand一起保证了所有哈希到hslot的端口号都会被遍历到。如果找到了可用端口号，即跳出，执行插入sk的操作，否则++first，查找下一个键值，直到fisrt==last，表明所有键值都已轮循一遍，仍没有结果，则退出，sk插入失败。

 snum = first; do {  if (low <= snum && snum <= high &&   !test_bit(snum >> udptable->log, bitmap))   goto found;  snum += rand; } while (snum != first); spin_unlock_bh(&hslot->lock);} while (++first != last);goto fail;

流程图： 

      当没有在当前内核udp_table中找到匹配项时，执行插入新sk的操作。首先给sk参数赋值：inet_num, udp_port_hash, udp_portaddr_hash。然后将sk加入到hash表和hash2表中，并增加相应计数。

found: inet_sk(sk)->inet_num = snum; udp_sk(sk)->udp_port_hash = snum; udp_sk(sk)->udp_portaddr_hash ^= snum; if (sk_unhashed(sk)) {  sk_nulls_add_node_rcu(sk, &hslot->head);  hslot->count++;  sock_prot_inuse_add(sock_net(sk), sk->sk_prot, 1);  hslot2 = udp_hashslot2(udptable, udp_sk(sk)->udp_portaddr_hash);  spin_lock(&hslot2->lock);  hlist_nulls_add_head_rcu(&udp_sk(sk)->udp_portaddr_node,      &hslot2->head);  hslot2->count++;  spin_unlock(&hslot2->lock); }

sock如何被内核访问
      创建的udp socket成功后，当使用该socket与外部通信时，协议栈会收到发往该socket的udp报文。
      udp_rcv() -> __udp4_lib_rcv() -> __udp4_lib_lookup()
      在该函数中有关于udp socket的查找代码段，它以[saddr, sport, daddr, dport, iif]为键值在udptable中查找相应的sk。

return __udp4_lib_lookup(dev_net(skb_dst(skb)->dev), iph->saddr, sport,      iph->daddr, dport, inet_iif(skb), udptable); 

__udp4_lib_lookup() sock在udptable中查找
      查找的过程与插入sock的过程很相似，先以hnum作哈希得到hslot，daddr, hnum作哈希得到hslot2，如果hslot数目不足10或hslot的表项数少于hslot2的，则在hslot中查找(begin代码段)。否则，在hslot2中查找。查找时使用udp4_lib_lookup2()函数，它返回与收到报文相匹配的sock。

if (hslot->count > 10) { hash2 = udp4_portaddr_hash(net, daddr, hnum); slot2 = hash2 & udptable->mask; hslot2 = &udptable->hash2[slot2]; if (hslot->count < hslot2->count)  goto begin; result = udp4_lib_lookup2(net, saddr, sport,    daddr, hnum, dif, hslot2, slot2);

      如果在hslot2中没有查找结果，则用INADDR_ANY, hnum作哈希得到重新得到hslot2，因为服务器端的udp socket只绑定了本地端口，没有绑定本地地址，所以查找时需要先使用[saddr, sport]查找，没有时再使用[INADDR_ANY, sport]查找。如果hslot2->count比hslot->count要多，或者在hslot2中没有查找到，则在hslot中查找(begin代码段)。

if (!result) {  hash2 = udp4_portaddr_hash(net, INADDR_ANY, hnum);  slot2 = hash2 & udptable->mask;  hslot2 = &udptable->hash2[slot2];  if (hslot->count < hslot2->count)   goto begin;  result = udp4_lib_lookup2(net, saddr, sport,     INADDR_ANY, hnum, dif, hslot2, slot2); }

      只有当不必或不能在hslot2中查找时，才会执行下面的查找，它在hslot中查找，遍历每一项，使用comute_score()计算匹配值。最后返回查找的结果。

begin: result = NULL; badness = -1; sk_nulls_for_each_rcu(sk, node, &hslot->head) {  score = compute_score(sk, net, saddr, hnum, sport,          daddr, dport, dif);  if (score > badness) {   result = sk;   badness = score;  } }

流程图： 

      #对比udp socket的插入和查找的流程图，可以发现两者是有差别的，在使用INADDR_ANY作为本地地址重新计算hslot2后，前者并没有比较hslot2->count与hslot->count。虽然不碍查找结果，但个人认为，插入的流程是少了hslot2->count与hslot->count比较。

udp4_lib_lookup2()
      遍历hslot2的链表项，compute_score2计算与[saddr, sport, daddr, dport, dif]相匹配的表项，返回score作为匹配值，匹配值发越大表明匹配度越高。score==SCORE2_MAX表示与传入参数完全匹配，找到匹配项，goto exact_match；score==-1表示与传入参数完全不匹配；score==中间值表示部分匹配，如果没有更高的匹配项存在，则使用该项。

udp_portaddr_for_each_entry_rcu(sk, node, &hslot2->head) { score = compute_score2(sk, net, saddr, sport, daddr, hnum, dif); if (score > badness) {  result = sk;  badness = score;  if (score == SCORE2_MAX)   goto exact_match; }}

      其中compute_score2()用来计算匹配度，并用返回值作为匹配度，以通常的udp socket为例，只用到了本地地址、本地端口(如果是作为服务器，则本地地址也省略了)。因此compute_score2()要求本地地址和本地端口完全匹配，共余参数只要求当插入的socket有值时才进行匹配。

UDP报文接收
       UDP报文的接收可以分为两个部分：协议栈收到udp报文，插入相应队列中；用户调用recvfrom()或recv()系统调用从队列中取出报文，这里的队列就是sk->sk_receive_queue，它是报文中转的纽带，两部分的联系如下图所示。

第一部分：协议栈如何收取udp报文的。
      udp模块的注册在inet_init()中，当收到的是udp报文，会调用udp_protocol中的handler函数udp_rcv()。

if (inet_add_protocol(&udp_protocol, IPPROTO_UDP) < 0) printk(KERN_CRIT "inet_init: Cannot add UDP protocol\n");

      udp_rcv() -> __udp4_lib_rcv() 完成udp报文接收，初始化udp的校验和，并不验证校验和的正确性。

if (udp4_csum_init(skb, uh, proto)) goto csum_error;

      在udptable中以套接字的[saddr, sport, daddr, dport]查找相应的sk，在上一篇中已详细讲过”sk的查找”，这里报文的source源端口相当于源主机的端口，dest目的端口相当于本地端口。

 

sk = __udp4_lib_lookup_skb(skb, uh->source, uh->dest, udptable);

      如果udptable中存在相应的sk，即有socket在接收，则通过udp_queue_rcv_skb()将报文skb入队列，该函数稍后分析，总之，报文会被放到sk->sk_receive_queue队列上，然后sock_put()减少sk的引用计算，并返回。之后的接收工作的完成将有赖于用户的操作。

if (sk != NULL) { int ret = udp_queue_rcv_skb(sk, skb); sock_put(sk);if (ret > 0)  return -ret; return 0;}

      当没有在udptable中找到sk时，则本机没有socket会接收它，因此要发送icmp不可达报文，在此之前，还要验证校验和udp_lib_checksum_complete()，如果校验和错误，则直接丢弃报文；如果校验和正确，则会增加mib中的统计，并发送icmp端口不可达报文，然后丢弃该报文。

 

if (udp_lib_checksum_complete(skb)) goto csum_error;UDP_INC_STATS_BH(net, UDP_MIB_NOPORTS, proto == IPPROTO_UDPLITE);icmp_send(skb, ICMP_DEST_UNREACH, ICMP_PORT_UNREACH, 0);kfree_skb(skb);

udp_queue_rcv_skb() 报文入队列
      sock_woned_by_user()判断sk->sk_lock.owned的值，如果等于1，表示sk处于占用状态，此时不能向sk接收队列中添加skb，执行else if部分，sk_add_backlog()将skb添加到sk->sk_backlog队列上；如果等于0，表示sk没被占用，执行if部分，__udp_queue_rcv_skb()将skb添加到sk->sk_receive_queue队列上。

bh_lock_sock(sk);if (!sock_owned_by_user(sk)) rc = __udp_queue_rcv_skb(sk, skb);else if (sk_add_backlog(sk, skb)) { bh_unlock_sock(sk); goto drop;}bh_unlock_sock(sk);

      那么何时sk会被占用？何时sk->sk_backlog上的skb被处理的？
      创建socket时，sys_socket() -> inet_create() -> sk_alloc() -> sock_lock_init() -> sock_lock_init_class_and_name()初始化sk->sk_lock_owned=0。
      比如当销毁socket时，udp_destroy_sock()会调用lock_sock()对sk加锁，操作完后，调用release_sock()对sk解锁。

void udp_destroy_sock(struct sock *sk){ lock_sock(sk); udp_flush_pending_frames(sk); release_sock(sk);}

      实际上，lock_sock()设置sk->sk_lock.owned=1；而release_sock()设置sk->sk_lock.owned=0，并处理sk_backlog队列上的报文，release_sock() -> __release_sock()，对于sk_backlog队列上的每个报文，调用sk_backlog_rcv() -> sk->sk_backlog_rcv()。同样是在socket的创建中，sk->sk_backlog_rcv = sk->sk_prot->backlog_rcv()即__udp_queue_rcv_skb()，这个函数的作用上面已经讲过，将skb添加到sk_receive_queue，这样，所有的sk_backlog上的报文转移到了sk_receive_queue上。简单来说，sk_backlog队列的作用就是，锁定时报文临时存放在此，解锁时，报文移到sk_receive_queue队列。 

第二部分：用户如何收取报文
      用户可以调用sys_recvfrom()或sys_recv()来接收报文，所不同的是，sys_recvfrom()可能通过参数获得报文的来源地址，而sys_recv()则不可以，但对接收报文并没有影响。在用户调用recvfrom()或recv()接收报文前，发给该socket的报文都会被添加到sk->sk_receive_queue上，recvfrom()和recv()要做的就是从sk_receive_queue上取出报文，拷贝到用户空间，供用户使用。
      sys_recv() -> sys_recvfrom()
      sys_recvfrom() -> sk->ops->recvmsg() 
                            ==> sock_common_recvmsg() -> sk->sk_prot->recvmsg()
                            ==> udp_recvmsg()

sys_recvfrom()
      调用sock_recvmsg()接收udp报文，存放在msg中，如果接收到报文，从内核到用户空间拷贝报文的源地址到addr中，addr是recvfrom()调用的传入参数，表示报文源的地址。而报文的内容是在udp_recvmsg()中从内核拷贝到用户空间的。

err = sock_recvmsg(sock, &msg, size, flags);if (err >= 0 && addr != NULL) { err2 = move_addr_to_user((struct sockaddr *)&address,    msg.msg_namelen, addr, addr_len); if (err2 < 0)  err = err2;}

udp_recvmsg() 接收udp报文
      这个函数有三个关键操作：
        1. 取到数据包 -- __skb_recv_datagram()
        2. 拷贝数据 -- skb_copy_datagram_iovec()或skb_copy_and csum_datagram_iovec()
        3. 必要时计算校验和 – skb_copy_and_csum_datagram_iovec() 

      __skb_recv_datagram()，它会从sk->sk_receive_queue上取出一个skb，前面已经分析到，内核收到发往该socket的报文会放在sk->sk_receive_queue。

skb = __skb_recv_datagram(sk, flags | (noblock ? MSG_DONTWAIT : 0), &peeked, &err);

      如果没有报文，有两种情况：使用了非阻塞接收，且用户接收时还没有报文到来；使用阻塞接收，但之前没有报文，且在sk->sk_rcvtimeo时间内都没有报文到来。没有报文，返回错误值。

if (!skb) goto out;

      len是recvfrom()传入buf的大小，ulen是报文内容的长度，如果ulen > len，那么只需要使用buf的ulen长度就可以了；如果len < ulen，那么buf不够报文填充，只能对报文截断，取前len个字节。

ulen = skb->len - sizeof(struct udphdr);if (len > ulen) len = ulen;else if (len < ulen) msg->msg_flags |= MSG_TRUNC;

      如果报文被截断或使用UDP-Lite，那么需要提前验证校验和，udp_lib_checksum_complete()完成校验和计算，函数在下面具体分析。

if (len < ulen || UDP_SKB_CB(skb)->partial_cov) { if (udp_lib_checksum_complete(skb))  goto csum_copy_err;}

      如果报文不用验证校验和，那么执行if部分，调用skb_copy_datagram_iovec()直接拷贝报文到buf中就可以了；如果报文需要验证校验和，那么执行else部分，调用skb_copy_and_csum_datagram_iovec()拷贝报文到buf，并在拷贝过程中计算校验和。这也是为什么在内核收到udp报文时为什么先验证校验和再处理的原因，udp报文可能很大，校验和的计算可能很耗时，将其放在拷贝过程中可以节约开销，当然它的代价是一些校验和错误的报文也会被添加到socket的接收队列上，直到用户真正接收时它们才会被丢弃。

if (skb_csum_unnecessary(skb)) err = skb_copy_datagram_iovec(skb, sizeof(struct udphdr), msg->msg_iov, len);else { err = skb_copy_and_csum_datagram_iovec(skb, sizeof(struct udphdr), msg->msg_iov); if (err == -EINVAL)  goto csum_copy_err;}

      拷贝地址到msg->msg_name中，在sys_recvfrom()中msg->msg_name=&address，然后address会从内核拷贝给用户空间的addr。

if (sin) { sin->sin_family = AF_INET; sin->sin_port = udp_hdr(skb)->source; sin->sin_addr.s_addr = ip_hdr(skb)->saddr; memset(sin->sin_zero, 0, sizeof(sin->sin_zero));}

      下面来重点看核心操作的三个函数：
__skb_recv_datagram()   从sk_receive_queue上取一个skb
      核心代码段如下，skb_peek()从sk->sk_receive_queue中取出一个skb，如果有的话，则返回skb，作为用户此次接收的报文，当然还有对skb的后续处理，但该函数只是取出一个skb；如果还没有的话，则使用wait_for_packet()等待报文到来，其中参数timeo代表等待的时间，如果使用非阻塞接收的话，timeo会设置为0(即当前没有skb的话则直接返回，不进行等待)，否则设置为sk->sk_rcvtimeo。

do { …… skb = skb_peek(&sk->sk_receive_queue); if (skb) {  *peeked = skb->peeked;  if (flags & MSG_PEEK) {   skb->peeked = 1;   atomic_inc(&skb->users);  } else   __skb_unlink(skb, &sk->sk_receive_queue); } if (skb)  return skb;……} while (!wait_for_packet(sk, err, &timeo));

skb_copy_datagram_iovec()   拷贝skb内容到msg中
      拷贝可以分三部分：线性地址空间的拷贝，聚合/发散地址空间的拷贝，非线性地址空间的拷贝。第二部分需要硬件的支持，这里讨论另两部分。
      在skb的buff中的是线性地址空间，在skb的frag_list上的是非线性地址空间；当没有分片发生的，用线性地址空间就足够了，但是当报文过长而分片时，第一个分片会使用线性地址空间，其余的分片将被链到skb的frag_list上，即非线性地址空间，具体可以参考”ipv4模块”中分片部分。
      拷贝报文内容时，就要将线性和非线性空间的内容都拷贝过去。下面是拷贝线性地址空间的代码段，start是报文的线性部分长度(skb->len-skb->datalen)，copy是线性地址空间的大小，offset是相对skb的偏移(即此次拷贝从哪里开始)，以udp报文为例，这几个值如下图所示。memcpy_toiovec()拷贝内核到to中，要注意的是它改变了to的成员变量。

int start = skb_headlen(skb);int i, copy = start - offset;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;}

      下面是拷贝非线性地址空间的代码段，遍历skb的frag_list链表，对上面的每个分片，拷贝内容到to中，这里start, end的值不重要，重要的是它们的差值end-start，表示了当前分片frag_iter的长度，使用skb_copy_datagram_iovec()拷贝当前分片内容，即把每个分片都作为单独报文来处理。不过对于分片，感觉只有拷贝的第一部分和第二部分，在IP层分片重组时，并没有将分片链在分片的frag_list上的情况，而都链在头分片的frag_list上。

skb_walk_frags(skb, frag_iter) { int end; end = start + frag_iter->len; if ((copy = end - offset) > 0) {  if (copy > len)   copy = len;  if (skb_copy_datagram_iovec(frag_iter,    offset - start, to, copy))   goto fault;  if ((len -= copy) == 0)   return 0;  offset += copy; } start = end;}

      还是以一个例子来说明，主机收到一个udp报文，内容长度为4000 bytes，MTU是1500，传入buff数组大小也为4000。根据MTU，报文会会被分成三片，分片IP报内容大小依次是1480, 1480, 1040。每个分片都有一个20节字的IP报文，第一个分片还有一个8节字的udp报头。接收时数据拷贝情况如下： 

 

      分片一是第一个分片，包含UDP报文，在拷贝时要跳过，因为使用的是udp socket接收，只要报文内容就可以了。三张图片代表了三次调用skb_copy_datagram_iovec()的情况，iov是存储内容的buff，最终结果是三个分片共4000字节拷贝到了iov中。
memcpy_toiovec()函数需要注意，不仅因为它改变了iovec的成员值，还因为最后的iov++。在udp socket的接收recvfrom()中，msg.msg_iov = &iov，而iov定义成struct iovec iov，即传入参数iov实际只有一个的空间，那么在iov++后，iov将指向非法的地址。这里只考虑udp使用时的情况，memcpy_toiovec()调用的前一句是，这里len是接收buff的长度：

if (copy > len) copy = len;

      而memcpy_toiovec()中又有int copy = min_t(unsigned int, iov->iov_len, len)，这里len是上面传入的copy，iov_len是接收buff长度，这两句保证了函数中copy值与len相等，即完成一次拷贝后，len-=copy会使len==0，虽然iov++指向了非法内存，但由于while(len > 0)已退出，所以不会使用iov做任何事情。其次，函数中的iov++并不会对参数iov产生影响，即函数完成iov还是传入的值。最后，拷贝完后会修改iov_len和iov_base的值，iov_len表示可用长度，iov_base表示起始拷贝位置。

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;}

skb_copy_and_csum_datagram_iovec()   拷贝skb内容到msg中，同时计算校验和
      这个函数提高了校验和计算效率，因为它合并了拷贝与计算操作，这样只要一次遍历操作就可以了。与skb_copy_datagram_iovec()相比，它在每次拷贝skb内容时，计算下这次拷贝内容的校验和。

 

csum = csum_partial(skb->data, hlen, skb->csum);if (skb_copy_and_csum_datagram(skb, hlen, iov->iov_base, chunk, &csum)) goto fault; 

UDP报文发送
      发送时有两种调用方式：sys_send()和sys_sendto()，两者的区别在于sys_sendto()需要给入目的地址的参数；而sys_send()调用前需要调用sys_connect()来绑定目的地址信息；两者的后续调用是相同的。如果调用sys_sendto()发送，地址信息在sys_sendto()中从用户空间拷贝到内核空间，而报文内容在udp_sendmsg()中从用户空间拷贝到内核空间。
      sys_send() -> sys_sendto()
      sys_sendto() -> sock_sendmsg() -> __sock_sendmsg() -> sock->ops->sendmsg()
                         ==> inet_sendmsg() -> sk->sk_prot->sendmsg()
                         ==> udp_sendmsg()
      udp_sendmsg()的核心流程如下图所示，只列出了核心的函数调用了参数赋值，大致步骤是：获取信息 -> 获取路由项rt -> 添加数据 -> 发送数据。 

      udp_sock结构体中的pending用于标识当前udp_sock上是否有待发送数据，如果有的话，则直接goto do_append_data继续添加数据；否则先要做些初始化工作，再才添加数据。实际上，pending!=0表示此调用前已经有数据在udp_sock中的，每次调和sendto()发送数据时，pending初始等于0；在添加数据时，设置up->pending = AF_INET。直到最后调用udp_push_pending_frames()将数据发送给IP层或skb_queue_empty(&sk->sk_write_queue)发送链表上为空，这时设置up->pending = 0。因此，这里可以看到，报文发送时pending值的变化： 

      通常使用sendto()发送都是一次调用对应一个报文，即pending=0->AF_INET->0；但如果调用sendto()时参数用到了MSG_MORE标志，则pending=0->AF_INET，直到调用sendto()时未使用MSG_MORE标志，表示此次发送数据是最后一部分数据时，pending=AF_INET->0。

if (up->pending) { lock_sock(sk); if (likely(up->pending)) {  if (unlikely(up->pending != AF_INET)) {   release_sock(sk);   return -EINVAL;  }  goto do_append_data; } release_sock(sk);}

      如果pending=0没有待发送数据，执行初始化操作：报文长度、地址信息、路由项。
      ulen初始为sendto()传入的数据长度，由于是第一部分数据(如果没有后续数据，则就是报文)，ulen要添加udp报头的8字节。

ulen += sizeof(struct udphdr);

      这段代码获取要发送数据的目的地址和端口号。一种情况是调用sendto()发送数据，此时目的的信息以参数传入，存储在msg->msg_name中，因此从中取出daddr和dport；另一种情况是调用connect(), send()发送数据，在connect()调用时绑定了目的的信息，存储在inet中，并且由于是调用了connect()，sk->sk_state会设置为TCP_ESTABLISHED。以后调用send()发送数据时，无需要再给入目的信息参数，因此从inet中取出dadr和dport。而connected表示了该socket是否已绑定目的。

if (msg->msg_name) { struct sockaddr_in * usin = (struct sockaddr_in *)msg->msg_name; if (msg->msg_namelen < sizeof(*usin))  return -EINVAL; if (usin->sin_family != AF_INET) {  if (usin->sin_family != AF_UNSPEC)   return -EAFNOSUPPORT; } daddr = usin->sin_addr.s_addr; dport = usin->sin_port; if (dport == 0)  return -EINVAL;} else { if (sk->sk_state != TCP_ESTABLISHED)  return -EDESTADDRREQ; daddr = inet->inet_daddr; dport = inet->inet_dport; connected = 1;}

      下一步是获取路由项rt，如果已连接(调用过connect)，则路由信息在connect()时已获取，直接拿就可以了；如果未连接或拿到的路由项已被删除，则需要重新在路由表中查找，还是使用ip_route_output_flow()来查找，如果是连接状态的socket，则要用新找到的rt来更新socket，当然，前提条件是之前的rt已过期。

if (rt == NULL) { …… err = ip_route_output_flow(net, &rt, &fl, sk, 1); …… if (connected)  sk_dst_set(sk, dst_clone(&rt->u.dst));}

      存储信息daddr, dport, saddr, sport到cork.fl中，它们会在生成udp报头和计算udp校验和时用到。up->pending=AF_INET标识了数据添加的开始，下面将开始数据的添加工作。

inet->cork.fl.fl4_dst = daddr;inet->cork.fl.fl_ip_dport = dport;inet->cork.fl.fl4_src = saddr;inet->cork.fl.fl_ip_sport = inet->inet_sport;up->pending = AF_INET;

      如果pending!=0或执行完初始化操作，则直接执行添加数据操作：
      up->len表示要发送数据的总长度，包括udp报头，因此每发送一部分数据就要累加它的长度，在发送后up->len被清0。然后调用ip_append_data()添加数据到sk->sk_write_queue，它会处理数据分片等问题，在 ”ICMP模块” 中有详细分析过。

up->len += ulen;getfrag  =  is_udplite ?  udplite_getfrag : ip_generic_getfrag;err = ip_append_data(sk, getfrag, msg->msg_iov, ulen,  sizeof(struct udphdr), &ipc, &rt,  corkreq ? msg->msg_flags|MSG_MORE : msg->msg_flags);

      ip_append_data()添加数据正确会返回0，否则udp_flush_pending_frames()丢弃将添加的数据；如果添加数据正确，且没有后续的数据到来(由MSG_MORE来标识)，则udp_push_pending_frames()将数据发送给IP层，下面将详细分析这个函数。最后一种情况是当sk_write_queue上为空时，它触发的条件必须是发送多个报文且sk_write_queue上为空，而实际上在ip_append_data过后sk_write_queue不会为空的，因此正常情况下并不会发生。哪种情况会发生呢？重置pending值为0就是在这里完成的，三个条件语句都会将pending设置为0。

 

if (err) udp_flush_pending_frames(sk);else if (!corkreq) err = udp_push_pending_frames(sk);else if (unlikely(skb_queue_empty(&sk->sk_write_queue))) up->pending = 0;

       数据已经处理完成，释放取到的路由项rt，如果有IP选项，也释放它。如果发送数据成功，返回发送的长度len；否则根据错误值err进行错误处理并返回err。

ip_rt_put(rt);if (free) kfree(ipc.opt);if (!err) return len;if (err == -ENOBUFS || test_bit(SOCK_NOSPACE, &sk->sk_socket->flags)) { UDP_INC_STATS_USER(sock_net(sk), UDP_MIB_SNDBUFERRORS, is_udplite);}return err;

      在 “ICMP模块” 中往IP层发送数据使用的是ip_push_pending_frames()。而在UDP模块中往IP层发送数据使用的是ip_push_pending_frames()。而在UDP模块中往IP层发送数据的udp_push_pending_frames()只是对ip_push_pending_frames()的封装，主要是增加对UDP的报头的处理。同理，udp_flush_pending_frames()也是，只是它更简单，仅仅重置了up->len和up->pending的值，重置后可以开始一个新报文。那么udp_push_pending_frames()封装了哪些处理呢。

udp_push_pending_frames() 发送数据给IP层
      设置udp报头，包括源端口source，目的端口dest，报文长度len。

uh = udp_hdr(skb);uh->source = fl->fl_ip_sport;uh->dest = fl->fl_ip_dport;uh->len = htons(up->len);uh->check = 0;

      计算udp报头中的校验和，包括了伪报头、udp报头和报文内容。

if (is_udplite) csum  = udplite_csum_outgoing(sk, skb);else if (sk->sk_no_check == UDP_CSUM_NOXMIT) {   /* UDP csum disabled */ skb->ip_summed = CHECKSUM_NONE; goto send;} else if (skb->ip_summed == CHECKSUM_PARTIAL) { /* UDP hardware csum */ udp4_hwcsum_outgoing(sk, skb, fl->fl4_src, fl->fl4_dst, up->len); goto send;} else       /*   `normal' UDP    */ csum = udp_csum_outgoing(sk, skb);uh->check = csum_tcpudp_magic(fl->fl4_src, fl->fl4_dst, up->len, sk->sk_protocol, csum);

      将报文发送给IP层，这个函数已经分析过了。

err = ip_push_pending_frames(sk);

      同样，在发送完报文后，重置len和pending的值，以便开始下一个报文发送。

up->len = 0;up->pending = 0;