socket数据发送过程zz

本文在基于以下三个条件所写的：

1）  OSI七层网络通信模型。

2）  所阐述的函数是基于Linux2.6.1内核。

3）  在面向连接的通信协议TCP/IPV4的基础上。

由于七层模型(应用层, 表示层, 会话层, 传输层, 网络层, 数据链路层, 物理层)可以简化为以下五层结构: 应用层(Application Layer), 传输层(Transport Layer), 网络层(Network Layer), 数据链路层(Data Link Layer), 物理层(Physical Layer).其中七层模型中的前三层都归结为五层结构中的应用层。为了简化讨论，本文主要从这五层结构来探讨。

 

Layer 5:应用层(Application Layer)

 

在TCP协议上，当通过三方握手建立了连接之后，就进入数据包的实质发送阶段，在本文中以send命令来阐述。当通过send将数据包发送之后，glibc函数库会启用另外一个其定义的别用名函数__libc_sendto(),该函数最后会间接执行到sendto系统调用：

inline_syscall##nr(name, args);// ##nr说明是该系统调用带有nr个args参数sendto系统调用的参数值是6，而name就是sendto

从上面的分析可以看出glibc将要执行的下面一条语句是

inline_syscall6(name,arg1,arg2,arg3,arg4,arg5,arg6)

在该函数中一段主要功能实现代码如下：

__asm__ __volatile__                                    \

          ("callsys # %0 %1 <= %2 %3 %4 %5 %6 %7 %8"            \

           : inline_syscall_r0_out_constraint (_sc_0),          \

             "=r"(_sc_19), "=r"(_sc_16), "=r"(_sc_17),          \

             "=r"(_sc_18), "=r"(_sc_20), "=r"(_sc_21)           \

           : "0"(_sc_0), "2"(_sc_16), "3"(_sc_17), "4"(_sc_18), \

             "1"(_sc_19), "5"(_sc_20), "6"(_sc_21)              \

           : inline_syscall_clobbers);                          \

        _sc_ret = _sc_0, _sc_err = _sc_19; 

该代码采用了嵌入汇编(详细介绍查阅嵌入汇编相关书籍)，其中：

_sc_0=sendto;

_sc_19 --_sc_21分别是arg1—arg6;

inline_syscall_r0_out_constraint:功能相当于"=r",选用一个寄存器来存储输出变量。

"0"--"6"分别是%0--%6，代表_sc_0--_sc_21

接下来函数最终通过Linux中顶顶有名的INT 0X80陷入系统核心。具体的过程可以参考内核相关书籍。下面是一个兄弟对INT 0X80的简要介绍：

http://blog.chinaunix.net/u2/65427/showart_712571.html

在陷入系统内核以后，最终会调用系统所提供的系统调用函数sys_sendto()，该函数直接调用了__sock_sendmsg(),该函数对进程做一个简单的权限检查之后就触发套接字(socket)中定义的虚拟sendmsg的函数，进而进入到下一层传输层处理。

 

Layer 4: 传输层(Transport Layer)

 

由上层的讨论可知，系统触发了sendmsg虚拟接口函数，其实就是传输层中的tcp_sendmsg或是udp_sendmsg，看你所使用的协议而定。本文介绍tcp_sendmsg().

该函数需要做如下工作：

1）为sk_buff(后面简称skb)分配空间，该函数首先尝试在套接字缓冲队列中寻找空闲空间，如果找不到就使用tcp_alloc_pskb()为其重新分配空间。

2）  下面这步就会tcp_sendmsg函数的主要部分了，将数据拷贝到缓冲区。它分为如下两种情况：

2.1）如果skb还有剩余空间的话，就使用skb_add_data()来向skb尾部添加数据包。代码如下：

if (skb_tailroom(skb) > 0) {

                                /* We have some space in skb head. Superb! */

                                if (copy > skb_tailroom(skb))

                                        copy = skb_tailroom(skb);

                                if ((err = skb_add_data(skb, from, copy)) != 0)

                                        goto do_fault;

                        }

2.2)如果skb没有了可用空间，内核会使用TCP_PAGE宏来为发送的数据包分配一个高速缓存页空间，当该页被正确地分配后就调用Copy_from_user(to(page地址),from（usr空间）,n)将用户空间数据包复制到page所在的地址空间。

但是我们都知道数据包在协议层之间的传输是通过skb的，难道将数据包复制到这个新分配的page中，内核就可以去睡大觉了吗？当然不是！接下来内核就要来处理这个问题了，那么怎样来处理呢？

此时就需要使用到skb中的另外一个数据区struct skb_shared_info[],但是该数据区在创建skb时是没有为其分配空间的，也就是说它开始纯粹就是个指针，而没有具体的告诉它要指向什么地方。这时大家应该知道它可以指向什么地方了，对，就是page!在内核中对这种情况的具体是通过fill_page_desc(struct sk_buff *skb,int I,struct page *page,int off,int size)来实现的，代码如下：

static inline void fill_page_desc(struct sk_buff *skb, int i,

                                  struct page *page, int off, int size)

{

        skb_frag_t *frag = &skb_shinfo(skb)->frags[i];

        frag->page = page;

        frag->page_offset = off;

        frag->size = size;

        skb_shinfo(skb)->nr_frags = i + 1;

}

这里需要注意的是struct skb_shared_info[]只能通过skb_shinfo来获取，在该结构体中skb_flag_t类型的flags[i]就是具体指向page的数组。

2.3）至此skb数据包的装载工作算是结束了，接下来就需要做一些后续工作，包括是否要分片，以及后来的TCP协议头的添加。先看在tcp_sendmsg()中的最后一个重要函数tcp_push,它的调用格式如下：

static inline void tcp_push(struct sock *sk, struct tcp_opt *tp, int flags,

                            int mss_now, int nonagle)

细心的朋友会发现，在该函数中传输的竟然不是skb,而是一个名为sock的结构体，那这又是什么东东呢？个人理解是它在顶层协议层之间(例如：应用层和传输层之间)的传输起着非常重要的作用，相当于沟通两层之间的纽带。再深入查找下该结构体的构成，我们很容易发现这样一个结构体变量：struct sk_buff_head，有名称我们可以知道它是用来描述skb头部信息的一个结构体，它指向了buffer的数据区。这下我们也明白了点，这个结构体其实还充当了一个队列作用，是用来存储skb的数据区。协议层之间传输完之后，具体到该层处理时内核就会从sk_buff_head逐个中取出skb数据区来处理，例如添加协议头等。

好了，tcp_sendmsg到此结束了它的使命了，下面将要需要的一个函数就是在tcp_push()中直接用到的一个函数:__tcp_push_pending_frames(),该函数又直接调用tcp_write_xmit()函数来进一步对数据包处理，它包括一下两步：

1）检查是否需要对数据包进行分片，条件是只要skb中全部数据长度大于当前路由负荷量就需要分片。

2）  采用skb_clone(skb,GFP_ATOMIC)为TCP_HEAD分配一个sk_buff空间，这里需要注意的是skb_clone分配空间的特点，它首先是依照参数skb来来复制出一个新的sk_buff，新的skb和旧的skb共享数据变量缓存区，但是结构体缓冲区不是共享的，这似乎和copy on write机制有些相似。

3）  在分配了一个新的skb之后，内核就会执行tcp_transmit_skb().其实内核中是将2，3步合在一起的，如下：

tcp_transmit_skb(sk, skb_clone(skb, GFP_ATOMIC))

接下来就是tcp_transmit_skb函数的实现过程了。

1）  通过skb_push()在skb前面加入tcp协议头信息。这包括序列号，源地址，目的地址，校验和等。

2）  通过tcp_opt结构体(它是在该函数的开始部分从sock结构体中获得的)来访问tcp_func结构体中的.queue_xmit虚拟功能函数，在IPV4中是调用了ip_queue_xmit()，这样就进入了下一层——网络层。

 

Layer 3：网络层(Network Layer)

 

在ip_queue_xmit()函数中需要做的事情有一下几件：

1）  是否需要将数据包进行路由,如果需要的话就跳到包路由子程序段。判断是否需要路由是由如下语句执行的：

rt = (struct rtable *) skb->dst;

        if (rt != NULL)

                goto packet_routed;

在skb的dst变量中指明发送目标地址。它存放了路由路径中的下台主机地址。

如果是需要对数据包进行路由，那么其执行分如下步骤:

1.1)          使用skb_push()在skb前面插入一段ip_headsize大小的空间。

1.2)          填写ip协议头，包括ttl,protocol等

1.3)          写入校验和，最后调用NF_HOOK宏，关于NF_HOOK后面介绍。调用的NF_HOOK宏语句如下：

    NF_HOOK(PF_INET, NF_IP_LOCAL_OUT, skb, NULL, rt->u.dst.dev,dst_output);

2）  如果没有路由地址，内核会尝试从外部可选项中来获取该地址，此时传输层发现没有路由地址会不断地发出重发机制，直到路由地址获取到。当获取到路由地址之后，内核会通过以下语句重新将地址赋给skb->dst.之后就会进入到1)所述的路由子程序段执行。

skb->dst = dst_clone(&rt->u.dst);

所以这样看来正常情况下内核都会进入1.3)所阐述的NF_HOOK宏的执行。

关于NF_HOOK宏，我也不怎么了解，但是查了下内核后可以大体的知道，当二维数组nf_hooks[pf][hook](其下标分别是调用宏中的第一个和第二个参数)中定义了需要的钩子函数时，就会调用nf_hook_slow函数来处理，如果没有定义钩子函数就直接调用NF_HOOK中的最后一个参数所指向的函数，在这里是：dst_output(skb)。在网上搜了下，发现一篇讲解NF_HOOK的帖子，很详细，链接如下：

上面已经谈到，当存在钩子函数时，内核转向nf_hook_slow函数来处理。下面阐述下这个函数：

1）  检查hook函数是否真的已经设置，如果没有设置就将hook对应位通过移位来设置；当确认已经设置后就取出该钩子函数，如下：

elem = &nf_hooks[pf][hook];

2）  执行nf_iterate()函数，该函数采用list_for_each_continue_rcu()来搜索HOOK链表中的每个nf_hook_ops钩子结构体，通过其内部变量priority来判断它的优先级是否大于系统所定义的INT_MIN，如果小于就继续搜索，否则就执行该结构体单元中所指向的钩子函数。

if (hook_thresh > elem->priority)

                        continue;

                /* Optimization: we don't need to hold module

                   reference here, since function can't sleep. --RR */

                switch (elem->hook(hook, skb, indev, outdev, okfn)) {

。。。

}

当钩子函数成功执行之后，它会返回一个NF_ACCEPT标志，

3）  判断nf_iterate()函数的返回标志，如下：

switch (verdict) {

        case NF_ACCEPT:

                ret = okfn(skb);

                break;

        case NF_DROP:

                kfree_skb(skb);

                ret = -EPERM;

                break;

        }

由上面的代码可以看到，当标志是NF_ACCEPT时，内核会继续调用okfn(skb)函数，也就是传递给NF_HOOK的最后一个参数dst_output(skb)。该函数非常简单，就是间接启用和skb相关的output函数，如下：

for (;;) {

                err = skb->dst->output(skb);

                if (likely(err == 0))

                        return err;

                if (unlikely(err != NET_XMIT_BYPASS))

                        return err;

        }

内核这句skb->dst->output(skb)，就将skb打入到了下面的一层---数据链路层.

 

Layer 2：数据链路层(Data Link Layer)

 

上层的output函数最终会触发链路层中的dev_queue_xmit(skb)函数。在该函数中需要做的事情如下：

1）  对传输过来的skb包进行检查，主要是：

1.1）       数据包有分散的数据片段(即skb_info(skb)->nr_frags>0),但是接口不能传输这样的数据包片段(即dev->features中没有设置NETIF_F_FRAGLIST)，这个时候内核就会执行数据包线性化函数__skb_linearize(skb, GFP_ATOMIC)，简单来说该函数就是将skb中的数据片段存储到由内核所创建的一个缓冲区中，并释放掉原来的skb数据区，将skb指向新分配的数据缓冲区。

1.2）       和上面的条件很相似，不过还添加了一个判断条件，那就是设备是否在高内存缓冲区，并且设备又不支持DMA对数据的存取，此时也需要将数据包线性化。

2）  如果包没有实现IP校验，就需要再次对数据包检验。

3）  启用qdisc_run(dev),该函数检查网卡是否可以接收数据，如果不可以就重新检查直到可以发送为止，如果可以就调用qdisc_restart()来具体实现。qdisc_restart()的实现如下：

3.1）检查dev中数据包队列是否为空，如果不为空就试图获取驱动程序的使用权限，当网卡可以接收数据包时就调用dev->hard_start_xmit(skb, dev)来执行驱动程序的数据包发送函数。

3.2)如果没有获取到驱动程序的使用权限，这中情况一般是在调用hard_start_xmit(skb,dev)时出现了暂时的配置错误。这时可以检查下驱动程序在被什么使用，如果是死循环的话，将数据包丢弃！

3.3）执行netif_schedule(dev)，在该函数之后的情况我就不再多说了，有一个网友写的很精彩，链接如下：

=

至此，各协议层的数据包发送过程就算是全部完成了，接下来就进入到驱动程序的详细介绍。

 

网卡底层驱动开发

 

1）驱动模块的加载module_init(fn)

在驱动的开发之中，大家都知道是从module_init(fn)开始的，该内核宏允许你添加自定义的初始化函数。这里稍微扯远点，看下module_init是如何在内核中实现的，展开如下：

#define module_init(x)        __initcall(x);

#define __initcall(fn) device_initcall(fn)
#define device_initcall(fn)                __define_initcall("6",fn)
#define __define_initcall(level, fn) \
static initcall_t __initcall_##fn __attribute_used__ \
__attribute__((__section__(".initcall" level ".init"))) = fn

虽然很长，其实就是做了一件事情，说明了系统最终调用的初始化函数为initcall_t __initcall_##fn(##fn用fn代替即可)，在内核启动的过程中do_initcalls函数会调用该初始化函数。当然在以上宏定义中还给出一些关于初始化函数的其它信息：

__attribute_used__ \
__attribute__((__section__(".initcall"

这里的__attribute__、used、__section__都是GNU编译器的保留字。

__attribute__：表示属性，也就是赋予它所修饰的变量或函数后面指定的属性；
used：表示该变量或函数代码的执行过程中会被用到；
__section__(".initcall"：指将其所修饰的变量或函数编译进. initcall段。

那么initcall段的地址在什么地方呢?它包括在__initcall_start到__initcall_end区间里，在arch/i386/kernel/vmlinux.lds.S中找到可以找到该变量。

好了，言归正传。接下来内核将要调用初始化函数fn了。

2)      初始化函数fn,在该函数中需要做的事情如下：

2.1)为对应的网络设备(例如：ether,Wlan等)分配net_device结构体(alloc_netdev或是alloc_etherdev)，关于这两个函数其实很相似，后者也是直接调用了alloc_netdev最终实现。不同之处在于：后者使调用alloc_netdev时使用了内核所提供的初始化函数ether_setup;前者使用的是程序员自定义的函数xxx_setup。关于alloc_netdev的实现代码如下：

alloc_size = sizeof (*dev) + sizeof_priv + 31;

        dev = (struct net_device *) kmalloc (alloc_size, GFP_KERNEL);

        if (dev == NULL)

        {

                printk(KERN_ERR "alloc_dev: Unable to allocate device memory.\n");

                return NULL;

        }

        memset(dev, 0, alloc_size);

        if (sizeof_priv)

                dev->priv = (void *) (((long)(dev + 1) + 31) & ~31);

        setup(dev);

        strcpy(dev->name, mask);

从代码可以看出alloc_netdev函数间接调用了上层函数所提供的setup函数来初始化dev结构体。到此大家都知道了初始化函数中包括的是打开，关闭设备，传输函数等各个主要变量的初始化。

2.2）通过register_netdev(dev)来注册一个已经初始化好了的net_device设备。其实注册设备就是将dev链接到内核中的netdev的链表之中。

  当使用ifconfig来为一个网络设备配置地址时，内核ioctl函数就会设置dev->flag中的IFF_UP标志以打开接口，当IFF_UP设置之后，内核就将调用open函数。

3）接口的打开

接口打开函数中需要做的工作如下：

3.1）设置MAC地址，一般来说接口是不支持硬件地址改变的，所以就没有必要自定义MAC地址设置函数，而只需要采用默认设置。默认设置是在eth_setup()函数中赋予的，就是将dev->set_mac_address设置为eth_mac_add(),该函数首先会判断接口是否在工作，只有不在工作时才会启用设置命令memcpy()，如下所示：

struct sockaddr *addr=p;

        if (netif_running(dev))

                return -EBUSY;

        memcpy(dev->dev_addr, addr->sa_data,dev->addr_len);

3.2）必要时使用端口申请request_region().为什么说是必要时呢？因为端口申请的目的就是使得进程能够独享IO端口访问权限，不至于出现资源争用。但是当你能确定IO端口只是被单个进程使用时，就可以省去该步骤。但是为了程序的健壮性考虑，还是加上这个函数为妙。下面简单介绍下request_region()，他的调用格式如下：

requset_region(start, size, name)

调用该函数时时确定start---start+size地址空间是否可以使用，当确认可以使用之后就调用端口读写函数来对端口进行访问。一些端口读写函数如下：

void insb(unsigned port, void *addr, unsigned long count);

void outsb(unsigned port, void *addr, unsigned long count);

读或写从内存地址addr 开始的count 字节. 数据读自或者写入单个 port 端口.

void insw(unsigned port, void *addr, unsigned long count);

void outsw(unsigned port, void *addr, unsigned long count);

读或写 16-位值到一个单个16-位 端口.

void insl(unsigned port, void *addr, unsigned long count);

void outsl(unsigned port, void *addr, unsigned long count);

读或写 32-位值到一个单个32-位 端口.

还补充一点：start的值是在驱动程序中赋予的，一般驱动程序都会定义一个io[n]，接着通过MODULE_PARM（）将其输出，这样在用户在通过insmod加载模块时可以将该参数传递进来。

3.3）中断申请

中断申请使用的时request_irq()函数。该函数的调用形式如下：

int request_irq(unsigned int irq, void (*handler)(int irq, void *dev_id, struct pt_regs *regs )

irq是要申请的硬件中断号。在Intel平台，范围0--15。

handler是向系统登记的中断处理函数。这是一个回调函数，中断发生时，系统调用这个函数，传入的参数包括硬件中断号，device id，寄存器值。

dev_id就是下面的request_irq时传递给系统的参数dev_id。

irqflags是中断处理的一些属性。比较重要的有SA_INTERRUPT，
标明中断处理程序是快速处理程序(设置SA_INTERRUPT)还是慢速处理程序(不设置SA_INTERRUPT)。快速处理程序被调用时屏蔽所有中断。慢速处理程序不屏蔽。还有一个SA_SHIRQ属性，设置了以后运行多个设备共享中断。dev_id在中断共享时会用到。一般设置这个设备为device结构本身或者NULL。中断处理程序可以用dev_id找到相应的控制这个中断的设备，或者用irq2dev_map找到中断对应的设备。

在该函数的具体实现中就是先用kmalloc()来分配一个struct irqaction，用所传递过来的参数填充该结构体中的相应值，最后将该结构体压入系统中断队列之中。

 

   4）  数据的发送

讲到数据的发送，我们就不得不稍微再回到前面一点：关于IO端口的分配。

当IO端口分配成功之后，就需要使用该IO端口来访问设备存储空间，提前为数据包的发送来建立缓冲区。那么这个缓冲区的建立过程又是怎样的呢？

首先通过inw/outw(当然这要看你分配的IO端口是多少位的了),来分别向网卡控制寄存器读出状态/写入命令。当控制器命令成功写入之后，就需要做一个简单的检查，从寄存器读取状态值来判断缓冲区空间是否已经分配好了。好了，当缓冲区分配好了之后，我们就进入正式的数据发送的讨论。

   4.1）在驱动程序的开始就定义一个描述你所使用卡的结构体，之后就使用dev->priv来初始化该数据结构，之后的传输过程就主要靠你自定义的这个数据结构来完成了。

  4.2）调用正式的数据发送函数

     4.2.1）该函数首先对数据包头类型进行区分，并赋予相应的数据包头的大小。

     4.2.2）查询上面所阐述的数据缓冲区是否空闲，如果空闲就将数据打入到网卡所分配的数据缓冲中，这个打入过程是通过outw/outsb来完成的（即由内存向某以端口地址写入size大小的数据量）。

     4.2.3）设置硬件发送命令，将该命令写入到网卡数据发送控制寄存器中，启动网卡发送。

     4.2.4)判断数据是否发送成功。

这样数据包在链路层和物理层的发送工作就算是全部完成了！

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