【这篇博文我是从2个角度来看的，其实所谓2个角度，是发现我分析源码时，分析重复了，写了2个分析报告，所以现在都贴出来。】
【如果你是想看看，了解一下内核tcp被动打开时如何实现的话，我觉得还是看看概念就可以了，因为即使看了源码，过一个个礼拜你就忘了，如果是你正在修改协议栈，为不知道流程而发愁，那么希望你能看看源码以及注释，希望你给你帮助。】
典型服务器程序：
socket()
listen()
while(1)
{
accept()
}
概念：
tcp被动打开，前提是你listen过了，这个是你作为服务器，想“被动打开”的前提。你listen过后，其实创建了一个监听套接字，专门负责监听，不会负责传输数据。那传输套接字是什么时候建立起来的呢？是你完成3次握手之后才建立起来的。
当客户端发起请求的第一个syn包到达你的服务器时，其实linux 内核并不会创建sock结构体，而是创建一个轻量级的request_sock结构体，里面能唯一确定某个客户端发来的syn的信息，接着我们就发送syn、ack给客户端，对的，服务器就做了这2个动作
1：建立request_sock，一个轻量级的sock，包含的字段非常少，反正字段只要能确定唯一一个客户端即可。
2：回复syn、ack。
客户端肯定接着回ack（回ack之后客户端established状态），这时，我们服务器收到这个ack，能从ack中，取出信息：提取出能唯一确定一套客户端的信息，然后内核在一堆request_sock匹配，如果找到request_sock，说明之前有发syn过来，那么服务器三级握手就算简历起来的。如果之前发过syn，那么现在我们就能找到request_sock，也就是客户端发syn到服务器时，服务器建立的request_sock。
此时，我们内核才会为这条流创建sock结构体，为什么一开始（服务器刚收到syn时）不建立sock ？原因很简单，sock结构体比request_sock大的多，犯不着三次握手都没建立起来我就建立一个大的结构体吧，三次握手没建立起来我就建立一个轻量级的request_sock，当三次握手建立以后，我就建立一个相对完整的sock，所谓相对完整，其实也是不完整，因为如果你写过socket程序你就知道，所谓的真正完整，是建立socket，而不是sock（socket结构体中有一个指针sock * sk，显然sock只是socket的一个子集）。
那么我们什么时候才会创建完整的socket，或者换句话说，什么时候使得sock结构体和文件系统关联从而绑定一个fd，用这个fd就可以用来传输数据呢？
如果你有socket编程经验，那么你一定能想到，那就是在accetp系统调用时，返回了一个fd，所以说，是你在accept时，你三次握手完成后建立的sock才绑定了一个 fd。即传输套接字绑定了一个文件描述符。这个新建立的fd，或者说socket就是传输套接字，负责传输数据。而之前那个监听套接字，依然在监听，不停的监听，监听来自不同客户端的请求。
角度一：
之前说过，所谓被动打开，前提是你的服务器listen后，才能算被动打开。所以我们从listen系统调用开始。
sys_listen->inet_listen
直接从inet_listen()开始。
int inet_listen(struct socket *sock, int backlog)
{
struct sock *sk = sock->sk;
unsigned char old_state;
int err;
lock_sock(sk);
err = -EINVAL;
//检测socket状态,inet_create 时，初始化状态为SS_UNCONNECTED 。
if (sock->state != SS_UNCONNECTED || sock->type != SOCK_STREAM)
goto out;
//检测sock状态
old_state = sk->sk_state;
if (!((1 << old_state) & (TCPF_CLOSE | TCPF_LISTEN)))
goto out;
/* Really, if the socket is already in listen state
* we can only allow the backlog to be adjusted.
*/
//注意：listen系统调用，最主要是这个函数inet_csk_listen_start
if (old_state != TCP_LISTEN) {
err = inet_csk_listen_start(sk, backlog);
...........
}
现在我们来看看inet_csk_listen_start。
int inet_csk_listen_start(struct sock *sk, const int nr_table_entries)
{
struct inet_sock *inet = inet_sk(sk);
struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk);
//重点：为inet_connection_sock结构体 中的 icsk_accept_queue结构体中listen_sock结构体指针，其指定一个监听队列
//具体的来说，你服务器某一个进程，肯定会listen一个端口，这是一个专门用来listen的套接字，是的专门用来监听，不进行数据传输。
//某个进程肯定单独有一个socket结构，即sock结构，如果程序是当服务器使用，那么肯定listen，你一listen
//就在sock结构体中，新建一个listen_sock结构体，里面是一个散列表，散列着你收到的syn包。
//当服务器接被动收到syn时，怎么判断这个syn是否需要呢？当然遍历你不同sock的listen_sock。
//当你的第一个syn到来时，listen_sock里面当然是空的，然后把这个syn信息放到request_sock结构体中，然后request_sock挂到listen_sock上，
//然后服务器回syn、ack，然后完事了。接着这个客户端回发送ack，我们接着从listen_sock里面找，.
//发现找打了它对应的syn的request_sock，ok，
//我们就给他创建一个sock结构体，然后把listen_sock中的request_sock摘链，放到icsk_accept_queue中的rskq_accetp_head队列中，
//等待accept系统调用。当服务器一accept，就
//从accetp队列中取出sock，然后和文件系统关联（就是确定其fd），这样，用户态就能用这个fd，进行数据传输了。
int rc = reqsk_queue_alloc(&icsk->icsk_accept_queue, nr_table_entries);
if (rc != 0)
return rc;
//清除连接数
sk->sk_max_ack_backlog = 0;
sk->sk_ack_backlog = 0;
inet_csk_delack_init(sk);
/* 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.
*/
//sock状态置成TCP_LISTEN
sk->sk_state = TCP_LISTEN;
//绑定端口
if (!sk->sk_prot->get_port(sk, inet->num)) {
inet->sport = htons(inet->num);
sk_dst_reset(sk);
//把sock加入到散列桶listening_hash
//这样，客户端请求时，就能在listening_hash 中找到这个监听套接字，从而判断服务器开启了这个功能
sk->sk_prot->hash(sk);
#if defined(CONFIG_KSSL) && defined(CONFIG_KSSL_THREAD)
if (sk->ssl)
sk->sk_socket->thread_id = kernel_thread(ssl_handle_accept, (void *)sk,
CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND);
#endif
return 0;
}
sk->sk_state = TCP_CLOSE;
__reqsk_queue_destroy(&icsk->icsk_accept_queue);
return -EADDRINUSE;
}
//细节：现在我们来看看reqsk_queue_alloc
struct listen_sock {
u8 max_qlen_log;
/* 3 bytes hole, try to use */
int qlen;
int qlen_young;
int clock_hand;
u32 hash_rnd;
u32 nr_table_entries;
struct request_sock *syn_table[0];
};
syn_table是动态开辟的。
//为新建立的socket，设置为listen socket，专门负责监听。
//监听套接字和传输套接字不同，监听套接字相当于一个门神，负责接收我要的，过滤我不要的，还可以设定自己想要几个。
int reqsk_queue_alloc(struct request_sock_queue *queue,
unsigned int nr_table_entries)
{
size_t lopt_size = sizeof(struct listen_sock);
struct listen_sock *lopt;
//计算合理的listen_sock参数，用以动态开辟syn_table[0]。
//sysctl_max_syn_backlog：系统剩余未完成三次握手的请求数量
nr_table_entries = min_t(u32, nr_table_entries, sysctl_max_syn_backlog);
nr_table_entries = max_t(u32, nr_table_entries, 8);
//确保lopt_size 大小是2^n，这样容易按页来分配内存
nr_table_entries = roundup_pow_of_two(nr_table_entries + 1);
lopt_size += nr_table_entries * sizeof(struct request_sock *);
//根据大小(大于还是小于一个页)，用不同方式开辟内存空间
if (lopt_size > PAGE_SIZE)
lopt = __vmalloc(lopt_size,
GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM | __GFP_ZERO,
PAGE_KERNEL);
else
lopt = kzalloc(lopt_size, GFP_KERNEL);
if (lopt == NULL)
return -ENOMEM;
for (lopt->max_qlen_log = 3;
(1 << lopt->max_qlen_log) < nr_table_entries;
lopt->max_qlen_log++);
get_random_bytes(&lopt->hash_rnd, sizeof(lopt->hash_rnd));
rwlock_init(&queue->syn_wait_lock);
queue->rskq_accept_head = NULL;
lopt->nr_table_entries = nr_table_entries;
write_lock_bh(&queue->syn_wait_lock);
//指针指向listen_sock
queue->listen_opt = lopt;
write_unlock_bh(&queue->syn_wait_lock);
return 0;
}
至此listen_sock开辟完成。其中
struct listen_sock {
u8 max_qlen_log;
/* 3 bytes hole, try to use */
int qlen;
int qlen_young;
int clock_hand;
u32 hash_rnd;
u32 nr_table_entries;
struct request_sock *syn_table[0];
};
我们动态开辟了syn_table
至此，我们完成了listen系统调用的全部工作。
客户端第一个SYN包
首先，当客户端syn到来时，我们肯定在__inet_lookup_listener中找到相应的sock结构体，即syn匹配之前服务器在listen状态时创建的监听套接字
哈希规则就是匹配syn报文的目的地址，目的端口。
然后进入tcp_v4_do_rcv函数，tcp_v4_do_rcv判断
if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {
struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);
if (!nsk)
goto discard;
if (nsk != sk) {
if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {
rsk = nsk;
goto reset;
}
return 0;
}
}
的确我们的sk->sk_state 状态的确是TCP_LISTEN（这个sk，就是服务器进行socket()，listen()系统调用的那个sock），不记得的话回头看看inet_csk_listen_start函数。
接着我们会进入tcp_v4_hnd_req 函数。
tcp_v4_hnd_req ：收到的报文提取信息，查找是否有相对应的request_sock，对于第一个来的syn，显然找不到request_socket
因为我们都没建立过这个结构体。所以对于第一个syn，我们就建立一个socket结构体。
对于ack，我们就查找是否有相对应的request_sock，显然存在，request_sock，就是这条流第一个syn到来时建立的request_sock。
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 sock *nsk;
struct request_sock **prev;
/* Find possible connection requests. */
//找啊找啊找啊找，找是否存在request_sock
struct request_sock *req = inet_csk_search_req(sk, &prev, th->source,
iph->saddr, iph->daddr);
if (req)
return tcp_check_req(sk, skb, req, prev);
nsk = inet_lookup_established(sock_vrf(sk), sock_litevrf_id(sk), &tcp_hashinfo, skb->nh.iph->saddr,
th->source, skb->nh.iph->daddr,
th->dest, inet_iif(skb));
if (nsk) {
if (nsk->sk_state != TCP_TIME_WAIT) {
bh_lock_sock(nsk);
return nsk;
}
inet_twsk_put(inet_twsk(nsk));
return NULL;
}
#ifdef CONFIG_SYN_COOKIES
if (!th->rst && !th->syn && th->ack)
sk = cookie_v4_check(sk, skb, &(IPCB(skb)->opt));
#endif
return sk;
}
//我们看看具体怎么找的
struct request_sock *inet_csk_search_req(const struct sock *sk,
struct request_sock ***prevp,
const __be16 rport, const __be32 raddr,
const __be32 laddr)
{
const struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk);
// icsk->icsk_accept_queue.listen_opt是我们listen初始化时指向的结构体
struct listen_sock *lopt = icsk->icsk_accept_queue.listen_opt;
struct request_sock *req, **prev;
//如果是客户端的第一个syn包（即被动打开），我们当然屁都找不到,返回req，其值是null（ (req = *prev) != NULL）
for (prev = &lopt->syn_table[inet_synq_hash(raddr, rport, lopt->hash_rnd,
lopt->nr_table_entries)];
(req = *prev) != NULL;
prev = &req->dl_next) {
const struct inet_request_sock *ireq = inet_rsk(req);
if (ireq->rmt_port == rport &&
ireq->rmt_addr == raddr &&
.................................
return req;
}
//我们再回到上一个函数tcp_v4_hnd_req
tcp_v4_hnd_req:
if (req)
return tcp_check_req(sk, skb, req, prev);
对于第一个来的syn，显然返回了null，这个判断条件不满足。然后走啊走啊走啊走就return sk;这个sk就是传参传进来的sk，我们直接返回了、
在tcp_v4_do_rcv中
if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {
struct sock *nsk =tcp_v4_hnd_req(sk, skb);
if (!nsk)
goto discard;
//显然nsk是等于sk的，因为我们刚才直接返回了传参进去的sk。
if (nsk != sk) {
if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {
rsk = nsk;
goto reset;
}
return 0;
}
}
所以接着下来执行tcp_v4_do_rcv，其调用了tcp_rcv_state_process，我们显然走这个分支：
caseTCP_LISTEN:
if(th->ack)
return 1;
if(th->rst)
goto discard;
if(th->syn) {
if (icsk->icsk_af_ops->conn_request(sk, skb) < 0)
return 1;
conn_request被初始化为：tcp_v4_conn_request，所以我们看看tcp_v4_conn_request函数。
简单的来说， tcp_v4_conn_request，发送了syn,ack，接着创建了一个request_sock，挂在syn_table[i]中的链表中。
这个过程在tcp_v4_conn_request函数的最后，在inet_csk_reqsk_queue_hash_add中完成。
至此，第一个syn包接收完成。
客户端回ACK包
我们还是回到tcp_v4_rcv函数中
显然，established的哈希表中找不到sk，listen哈希表中能找到sk，状态是TCP_LISTEN。
进tcp_v4_do_rcv
老样子，这个分支：
if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {
struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);
if (!nsk)
goto discard;
if (nsk != sk) {
if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {
rsk = nsk;
goto reset;
}
return 0;
}
}
这个分支我们之前见过了，不过和之前的流程不一样的是，tcp_v4_hnd_req返回的是新的sk，并非传参传进去的sk（上次第一个syn报文过来，由于没有找到request_sock，所以tcp_v4_hnd_req返回原先的sk），而这个新的sk，就是完成三次握手后传输用的sk。如果你写过socket编程，那么这个就是accept返回的socket fd，专门用于传输数据。现在我们来看看新的sk如何被创建。
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 sock *nsk;
struct request_sock **prev;
/* Find possible connection requests. */
//这次，req不再是null，而是上次syn过来时创建的req。
struct request_sock *req = inet_csk_search_req(sk, &prev, th->source,
iph->saddr, iph->daddr);
//显然，满足条件，我们调用tcp_check_req
if (req)
return tcp_check_req(sk, skb, req, prev);
................................
}
让我们来看看tcp_check_req是干嘛的？
粗略的说，他就是返回一个新建的sk。
struct sock *tcp_check_req(struct sock *sk,struct sk_buff *skb,
struct request_sock *req,
struct request_sock **prev)
{
.......................
........................
/* OK, ACK is valid, create big socket and
* feed this segment to it. It will repeat all
* the tests. THIS SEGMENT MUST MOVE SOCKET TO
* ESTABLISHED STATE. If it will be dropped after
* socket is created, wait for troubles.
*/
//前面就是一些验证，我们不需要关心
child = inet_csk(sk)->icsk_af_ops->syn_recv_sock(sk, skb,
req, NULL);
if (child == NULL)
goto listen_overflow;
}
syn_recv_sock 被初始化为 tcp_v4_syn_recv_sock
/*
* The three way handshake has completed - we got a valid synack -
* now create the new socket.
*/
struct sock *tcp_v4_syn_recv_sock(struct sock *sk, struct sk_buff *skb,
struct request_sock *req,
struct dst_entry *dst)
{
struct inet_request_sock *ireq;
struct inet_sock *newinet;
struct tcp_sock *newtp;
struct sock *newsk;
if (sk_acceptq_is_full(sk))
goto exit_overflow;
if (!dst && (dst = inet_csk_route_req(sk, req)) == NULL)
goto exit;
//新建sk，并且初始化tcp_sock域的一些值
newsk = tcp_create_openreq_child(sk, req, skb);
if (!newsk)
goto exit;
................
..................
//把newsk加入到ehash散列桶中，然后就返回了，回到函数tcp_v4_hnd_req
__inet_hash_nolisten(newsk);
__inet_inherit_port(sk, newsk);
return newsk;
exit_overflow:
....................
}
我们会带到了函数tcp_v4_hnd_req中，
有
tcp_v4_hnd_req 调用 inet_csk_reqsk_queue_add(sk, req, child);
强调一点，sk是监听sock,req是监听时，收到syn后，创建的request_sock，挂在icsk(sk的inet_connect_sock域)里，child是我们新创建的sk，
执行inet_csk_reqsk_queue_add前，child仅仅被加入到了ehash中，和sk,req 没有任何关系，so，当你socket层调用accept，虽然传参传入了listen的sk，但你又怎么知道listen sk对应的传输sk呢？
所以inet_csk_reqsk_queue_add就是来完成listen sk 和传输用的sk（child）之间的联系：
static inline void inet_csk_reqsk_queue_add(struct sock *sk,
struct request_sock *req,
struct sock *child)
{
reqsk_queue_add(&inet_csk(sk)->icsk_accept_queue, req, sk, child);
}
//parent指的是listen 的sk，child指的是新建的sk
//把child挂在req上，req挂到listen sk 的accept队列上。这样三者就建立起了关系。
static inline void reqsk_queue_add(struct request_sock_queue *queue,
struct request_sock *req,
struct sock *parent,
struct sock *child)
{
req->sk = child;
sk_acceptq_added(parent);
if (queue->rskq_accept_head == NULL)
queue->rskq_accept_head = req;
else
queue->rskq_accept_tail->dl_next = req;
queue->rskq_accept_tail = req;
req->dl_next = NULL;
}
至此，新的sk，即child，也即传输用的sk创建完毕。我们一路返回到tcp_v4_do_rcv。
struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);
if (!nsk)
goto discard;
//肯定不相等了，因为nsk是我新建的child。显然执行tcp_child_processs
if (nsk != sk) {
if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {
rsk = nsk;
goto reset;
}
int tcp_child_process(struct sock *parent, struct sock *child,
struct sk_buff *skb)
{
int ret = 0;
int state = child->sk_state;
if (!sock_owned_by_user(child)) {
//注意，此时tcp_rcv_state_process第一个参数是child，其状态是初始化的TCP_SYN_RECV。
ret = tcp_rcv_state_process(child, skb, skb->h.th, skb->len);
/* Wakeup parent, send SIGIO */
if (state == TCP_SYN_RECV && child->sk_state != state)
parent->sk_data_ready(parent, 0);
} else............
return ret;
}
又见tcp_rcv_state_process
但是和之前的流程不一样，这次，客户端给我们发了sck，并且child的状态是syn_recv，所以走这个分支：
if (th->ack) {
int acceptable = tcp_ack(sk, skb, FLAG_SLOWPATH);
switch(sk->sk_state) {
case TCP_SYN_RECV:
if (acceptable) {
tp->copied_seq = tp->rcv_nxt;
smp_mb();
//至此，三次握手结束。
tcp_set_state(sk, TCP_ESTABLISHED);
sk->sk_state_change(sk);
...............................................
角度二：
/* The socket must have it's spinlock held when we get
* here.
*
* We have a potential double-lock case here, so even when
* doing backlog processing we use the BH locking scheme.
* This is because we cannot sleep with the original spinlock
* held.
*/
int tcp_v4_do_rcv(struct sock *sk, struct sk_buff *skb)
{
struct sock *rsk;
#ifdef CONFIG_TCP_MD5SIG
/*
* We really want to reject the packet as early as possible
* if:
* o We're expecting an MD5'd packet and this is no MD5 tcp option
* o There is an MD5 option and we're not expecting one
*/
if (tcp_v4_inbound_md5_hash(sk, skb))
goto discard;
#endif
if (sk->sk_state == TCP_ESTABLISHED) { /* Fast path */
TCP_CHECK_TIMER(sk);
if (tcp_rcv_established(sk, skb, skb->h.th, skb->len)) {
rsk = sk;
goto reset;
}
TCP_CHECK_TIMER(sk);
return 0;
}
if (skb->len < (skb->h.th->doff << 2) || tcp_checksum_complete(skb))
goto csum_err;
if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {
struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);
if (!nsk)
goto discard;
if (nsk != sk) {
if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {
rsk = nsk;
goto reset;
}
return 0;
}
}
TCP_CHECK_TIMER(sk);
if (tcp_rcv_state_process(sk, skb, skb->h.th, skb->len)) {
rsk = sk;
goto reset;
}
TCP_CHECK_TIMER(sk);
return 0;
reset:
tcp_v4_send_reset(rsk, skb);
discard:
kfree_skb(skb);
/* Be careful here. If this function gets more complicated and
* gcc suffers from register pressure on the x86, sk (in %ebx)
* might be destroyed here. This current version compiles correctly,
* but you have been warned.
*/
return 0;
csum_err:
TCP_INC_STATS_BH(sock_vrf(sk), TCP_MIB_INERRS);
goto discard;
}
tcp_v4_do_rcv 的第一个参数sk，可能是listen 的sk，其状态肯定一直是listen。
第一个参数也可能是established的sk。
if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {
struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);
if (!nsk)
goto discard;
if (nsk != sk) {
if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {
rsk = nsk;
goto reset;
}
return 0;
}
}
一般都是处理被动三次握手的流程。
因为当调用socket listen 系统调用时，就把一个监听套接字放到了监听队列的哈希表中。
当新客户端访问服务器，只能在listen的哈希表中找到sk，其状态永远是listen。
当第一次的syn过来时，tcp_v4_hnd_req 返回listen的sk，所以只能进：
if (tcp_rcv_state_process(sk, skb, skb->h.th, skb->len)) {
rsk = sk;
goto reset;
}
流程，在tcp_rcv_state_process中，判断sk(仍然是listen的sk)的状态，显然是Listen状态，执行tcp_v4_conn_request，此函数会建立一个request_sock结构体，挂在listen的sk上。然后给客户端发送syn，ack。
客户端回一个ack。此时tcp_v4_do_rcv中的第一个参数还是listen的sk，因为上次的syn包我们根本没去建立sock，而是建立一个挂在listen的sk的request_sock，我们肯定不能在established的哈希表中找到sk，所以只能在listen哈希表中找到sk。
这是还是进这个流程。
if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {
struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);
if (!nsk)
goto discard;
if (nsk != sk) {
if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {
rsk = nsk;
goto reset;
}
return 0;
}
}
我们先看看：tcp_v4_hnd_req
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 sock *nsk;
struct request_sock **prev;
/* Find possible connection requests. */
struct request_sock *req = inet_csk_search_req(sk, &prev, th->source,
iph->saddr, iph->daddr); //第一个syn包进来肯定找不到request_sock ，所以在tcp_v4_conn_request中建立一个request_sock ，并且插入
//当ack回来时，肯定能查到，也就是在tcp_v4_conn_request中建立的request_sock
if (req)
return tcp_check_req(sk, skb, req, prev); //是ack回来时，肯定满足if (req) ，因为查到req了嘛！tcp_check_req函数很重要。我们下里面就来讲讲这个函数。
nsk = inet_lookup_established(sock_vrf(sk), sock_litevrf_id(sk), &tcp_hashinfo, skb->nh.iph->saddr,
th->source, skb->nh.iph->daddr,
th->dest, inet_iif(skb));
if (nsk) {
if (nsk->sk_state != TCP_TIME_WAIT) {
bh_lock_sock(nsk);
return nsk;
}
inet_twsk_put(inet_twsk(nsk));
return NULL;
}
#ifdef CONFIG_SYN_COOKIES
if (!th->rst && !th->syn && th->ack)
sk = cookie_v4_check(sk, skb, &(IPCB(skb)->opt));
#endif
return sk;
}
struct sock *tcp_check_req(struct sock *sk,struct sk_buff *skb,
struct request_sock *req,
struct request_sock **prev)
{
//一些验证
/* OK, ACK is valid, create big socket and
* feed this segment to it. It will repeat all
* the tests. THIS SEGMENT MUST MOVE SOCKET TO
* ESTABLISHED STATE. If it will be dropped after
* socket is created, wait for troubles.
*/ //看到这段话你就知道前面就是invalid的ack，所以我直接跳过了前面的。
child = inet_csk(sk)->icsk_af_ops->syn_recv_sock(sk, skb,
req, NULL); //syn_recv_sock中会创建将来客户端和你服务器交互传递数据的sock结构体！就是这个！
//注意他叫child，是sock结构提。刚创建的child状态是TCP_SYN_RECV，inet_csk_clone中被赋值。
if (child == NULL)
goto listen_overflow;
#ifdef CONFIG_TCP_MD5SIG
else {
/* Copy over the MD5 key from the original socket */
struct tcp_md5sig_key *key;
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
key = tp->af_specific->md5_lookup(sk, child);
if (key != NULL) {
/*
* We're using one, so create a matching key on the
* newsk structure. If we fail to get memory then we
* end up not copying the key across. Shucks.
*/
char *newkey = kmemdup(key->key, key->keylen,
GFP_ATOMIC);
if (newkey) {
if (!tcp_alloc_md5sig_pool())
BUG();
tp->af_specific->md5_add(child, child,
newkey,
key->keylen);
}
}
}
#endif
//既然建立了child，那么之前的request_sock就没用了~，我们做掉它。
//然后把child挂到listen的accetp队列里面去。
inet_csk_reqsk_queue_unlink(sk, req, prev);
inet_csk_reqsk_queue_removed(sk, req);
inet_csk_reqsk_queue_add(sk, req, child);
return child;
//把child一路返回，直接返回到tcp_v4_do_rcv中了，我们再看看tcp_v4_do_rcv。
}
if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {
struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);
if (!nsk)
goto discard;
if (nsk != sk) { //ack来时，返回的是我新建的sock，肯定跟listen的sk不一样。为什么不一样，因为是刚刚新建的，名字就是child
if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) { //所以也不奇怪为什么这里函数名叫tcp_child_process，因为概念上来说，tcp_child_process第二个阐述就是之前的child
rsk = nsk;
goto reset;
}
//parent是listen 的 sk，child是挂在listen sk 中的accept队列。
int tcp_child_process(struct sock *parent, struct sock *child,
struct sk_buff *skb)
{
int ret = 0;
int state = child->sk_state;
if (!sock_owned_by_user(child)) {
ret = tcp_rcv_state_process(child, skb, skb->h.th, skb->len);
/* Wakeup parent, send SIGIO */
if (state == TCP_SYN_RECV && child->sk_state != state)
parent->sk_data_ready(parent, 0);
} else {
/* Alas, it is possible again, because we do lookup
* in main socket hash table and lock on listening
* socket does not protect us more.
*/
sk_add_backlog(child, skb);
}
bh_unlock_sock(child);
sock_put(child);
return ret;
}
然后对这个child（child是在listen的sk中的accept队列）调用tcp_rcv_state_process，并不是对listen的sk处理了，这个要注意了。
在tcp_rcv_state_process中，我走这个分支：
/* step 5: check the ACK field */
if (th->ack) {
int acceptable = tcp_ack(sk, skb, FLAG_SLOWPATH);
switch(sk->sk_state) {
case TCP_SYN_RECV:
if (acceptable) {
tp->copied_seq = tp->rcv_nxt;
smp_mb();
tcp_set_state(sk, TCP_ESTABLISHED);
sk->sk_state_change(sk);
/* Note, that this wakeup is only for marginal
* crossed SYN case. Passively open sockets
* are not waked up, because sk->sk_sleep ==
* NULL and sk->sk_socket == NULL.
*/
if (sk->sk_socket) {
sk_wake_async(sk,0,POLL_OUT);
}
tp->snd_una = TCP_SKB_CB(skb)->ack_seq;
tp->snd_wnd = ntohs(th->window) <<
tp->rx_opt.snd_wscale;
tcp_init_wl(tp, TCP_SKB_CB(skb)->ack_seq,
TCP_SKB_CB(skb)->seq);
/* tcp_ack considers this ACK as duplicate
* and does not calculate rtt.
* Fix it at least with timestamps.
*/
if (tp->rx_opt.saw_tstamp && tp->rx_opt.rcv_tsecr &&
!tp->srtt)
tcp_ack_saw_tstamp(sk, 0);
if (tp->rx_opt.tstamp_ok)
tp->advmss -= TCPOLEN_TSTAMP_ALIGNED;
/* Make sure socket is routed, for
* correct metrics.
*/
icsk->icsk_af_ops->rebuild_header(sk);
tcp_init_metrics(sk);
tcp_init_congestion_control(sk);
/* Prevent spurious tcp_cwnd_restart() on
* first data packet.
*/
tp->lsndtime = tcp_time_stamp;
tcp_mtup_init(sk);
tcp_initialize_rcv_mss(sk);
tcp_init_buffer_space(sk);
tcp_fast_path_on(tp);
} else {
return 1;
}
break;
