Linux核心分析 - 網路[十二]：UDP模組 - 收發__Linux

  核心版本：2.6.34

UDP報文接收
       UDP報文的接收可以分為兩個部分：協議棧收到udp報文，插入相應隊列中；使用者調用recvfrom()或recv()系統調用從隊列中取出報文，這裡的隊列就是sk->sk_receive_queue，它是報文中轉的紐帶，兩部分的聯絡如下圖所示。

第一部分：協議棧如何收取udp報文的。
      udp模組的註冊在inet_init()中，當收到的是udp報文，會調用udp_protocol中的handler函數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報文接收，初始化udp的校正和，並不驗證校正和的正確性。

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

      在udptable中以通訊端的[saddr, sport, daddr, dport]尋找相應的sk，在上一篇中已詳細講過”sk的尋找”，這裡報文的source源連接埠相當於源主機的連接埠，dest目的連接埠相當於本地連接埠。

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

      如果udptable中存在相應的sk，即有socket在接收，則通過udp_queue_rcv_skb()將報文skb入隊列，該函數稍後分析，總之，報文會被放到sk->sk_receive_queue隊列上，然後sock_put()減少sk的引用計算，並返回。之後的接收工作的完成將有賴於使用者的操作。

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

      當沒有在udptable中找到sk時，則本機沒有socket會接收它，因此要發送icmp不可達報文，在此之前，還要驗證校正和udp_lib_checksum_complete()，如果校正和錯誤，則直接丟棄報文；如果校正和正確，則會增加mib中的統計，並發送icmp連接埠不可達報文，然後丟棄該報文。

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() 報文入隊列
      sock_woned_by_user()判斷sk->sk_lock.owned的值，如果等於1，表示sk處於佔用狀態，此時不能向sk接收隊列中添加skb，執行else if部分，sk_add_backlog()將skb添加到sk->sk_backlog隊列上；如果等於0，表示sk沒被佔用，執行if部分，__udp_queue_rcv_skb()將skb添加到sk->sk_receive_queue隊列上。

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);

      那麼何時sk會被佔用。何時sk->sk_backlog上的skb被處理的。
      建立socket時，sys_socket() -> inet_create() -> sk_alloc() -> sock_lock_init() -> sock_lock_init_class_and_name()初始化sk->sk_lock_owned=0。
      比如當銷毀socket時，udp_destroy_sock()會調用lock_sock()對sk加鎖，操作完後，調用release_sock()對sk解鎖。

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

      實際上，lock_sock()設定sk->sk_lock.owned=1；而release_sock()設定sk->sk_lock.owned=0，並處理sk_backlog隊列上的報文，release_sock() -> __release_sock()，對於sk_backlog隊列上的每個報文，調用sk_backlog_rcv() -> sk->sk_backlog_rcv()。同樣是在socket的建立中，sk->sk_backlog_rcv = sk->sk_prot->backlog_rcv()即__udp_queue_rcv_skb()，這個函數的作用上面已經講過，將skb添加到sk_receive_queue，這樣，所有的sk_backlog上的報文轉移到了sk_receive_queue上。簡單來說，sk_backlog隊列的作用就是，鎖定時報文臨時存放在此，解鎖時，報文移到sk_receive_queue隊列。 

第二部分：使用者如何收取報文
      使用者可以調用sys_recvfrom()或sys_recv()來接收報文，所不同的是，sys_recvfrom()可能通過參數獲得報文的來源地址，而sys_recv()則不可以，但對接收報文並沒有影響。在使用者調用recvfrom()或recv()接收報文前，發給該socket的報文都會被添加到sk->sk_receive_queue上，recvfrom()和recv()要做的就是從sk_receive_queue上取出報文，拷貝到使用者空間，供使用者使用。
      sys_recv() -> sys_recvfrom()
      sys_recvfrom() -> sk->ops->recvmsg() 
                            ==> sock_common_recvmsg() -> sk->sk_prot->recvmsg()
                            ==> udp_recvmsg()

sys_recvfrom()
      調用sock_recvmsg()接收udp報文，存放在msg中，如果接收到報文，從核心到使用者空間拷貝報文的源地址到addr中，addr是recvfrom()調用的傳入參數，表示報文源的地址。而報文的內容是在udp_recvmsg()中從核心拷貝到使用者空間的。

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報文
      這個函數有三個關鍵操作：
        1. 取到資料包 -- __skb_recv_datagram()
        2. 拷貝資料 -- skb_copy_datagram_iovec()或skb_copy_and csum_datagram_iovec()
        3. 必要時計算校正和 – skb_copy_and_csum_datagram_iovec() 

      __skb_recv_datagram()，它會從sk->sk_receive_queue上取出一個skb，前面已經分析到，核心收到發往該socket的報文會放在sk->sk_receive_queue。

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

      如果沒有報文，有兩種情況：使用了非阻塞接收，且使用者接收時還沒有報文到來；使用阻塞接收，但之前沒有報文，且在sk->sk_rcvtimeo時間內都沒有報文到來。沒有報文，返回錯誤值。

if (!skb) goto out;

      len是recvfrom()傳入buf的大小，ulen是報文內容的長度，如果ulen > len，那麼只需要使用buf的ulen長度就可以了；如果len < ulen，那麼buf不夠報文填充，只能對報文截斷，取前len個位元組。

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

      如果報文被截斷或使用UDP-Lite，那麼需要提前驗證校正和，udp_lib_checksum_complete()完成校正和計算，函數在下面具體分析。

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

      如果報文不用驗證校正和，那麼執行if部分，調用skb_copy_datagram_iovec()直接拷貝報文到buf中就可以了；如果報文需要驗證校正和，那麼執行else部分，調用skb_copy_and_csum_datagram_iovec()拷貝報文到buf，並在拷貝過程中計算校正和。這也是為什麼在核心收到udp報文時為什麼先驗證校正和再處理的原因，udp報文可能很大，校正和的計算可能很耗時，將其放在拷貝過程中可以節約開銷，當然它的代價是一些校正和錯誤的報文也會被添加到socket的接收隊列上，直到使用者真正接收時它們才會被丟棄。

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;}

      拷貝地址到msg->msg_name中，在sys_recvfrom()中msg->msg_name=&address，然後address會從核心拷貝給使用者空間的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));}

      下面來重點看核心操作的三個函數：
__skb_recv_datagram()   從sk_receive_queue上取一個skb
      核心程式碼片段如下，skb_peek()從sk->sk_receive_queue中取出一個skb，如果有的話，則返回skb，作為使用者此次接收的報文，當然還有對skb的後續處理，但該函數只是取出一個skb；如果還沒有的話，則使用wait_for_packet()等待報文到來，其中參數timeo代表等待的時間，如果使用非阻塞接收的話，timeo會設定為0(即當前沒有skb的話則直接返回，不進行等待)，否則設定為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()   拷貝skb內容到msg中
      拷貝可以分三部分：線性地址空間的拷貝，彙總/發散地址空間的拷貝，非線性地址空間的拷貝。第二部分需要硬體的支援，這裡討論另兩部分。
      在skb的buff中的是線性地址空間，在skb的frag_list上的是非線性地址空間；當沒有分區發生的，用線性地址空間就足夠了，但是當報文過長而分區時，第一個分區會使用線性地址空間，其餘的分區將被鏈到skb的frag_list上，即非線性地址空間，具體可以參考”ipv4模組”中分區部分。
      拷貝報文內容時，就要將線性和非線性空間的內容都拷貝過去。下面是拷貝線性地址空間的程式碼片段，start是報文的線性部分長度(skb->len-skb->datalen)，copy是線性地址空間的大小，offset是相對skb的位移(即此次拷貝從哪裡開始)，以udp報文為例，這幾個值如下圖所示。memcpy_toiovec()拷貝核心到to中，要注意的是它改變了to的成員變數。

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;}

      下面是拷貝非線性地址空間的程式碼片段，遍曆skb的frag_list鏈表，對上面的每個分區，拷貝內容到to中，這裡start, end的值不重要，重要的是它們的差值end-start，表示了當前分區frag_iter的長度，使用skb_copy_datagram_iovec()拷貝當前分區內容，即把每個分區都作為單獨報文來處理。不過對於分區，感覺只有拷貝的第一部分和第二部分，在IP層分區重組時，並沒有將分區鏈在分區的frag_list上的情況，而都鏈在頭分區的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;}

      還是以一個例子來說明，主機收到一個udp報文，內容長度為4000 bytes，MTU是1500，傳入buff數組大小也為4000。根據MTU，報文會會被分成三片，分區IP報內容大小依次是1480, 1480, 1040。每個分區都有一個20節字的IP報文，第一個分區還有一個8節字的udp前序。接收時資料拷貝情況如下： 

 

      分區一是第一個分區，包含UDP報文，在拷貝時要跳過，因為使用的是udp socket接收，只要報文內容就可以了。三張圖片代表了三次調用skb_copy_datagram_iovec()的情況，iov是儲存內容的buff，最終結果是三個分區共4000位元組拷貝到了iov中。
memcpy_toiovec()函數需要注意，不僅因為它改變了iovec的成員值，還因為最後的iov++。在udp socket的接收recvfrom()中，msg.msg_iov = &iov，而iov定義成struct iovec iov，即傳入參數iov實際只有一個的空間，那麼在iov++後，iov將指向非法的地址。這裡只考慮udp使用時的情況，memcpy_toiovec()調用的前一句是，這裡len是接收buff的長度：

if (copy > len) copy = len;

      而memcpy_toiovec()中又有int copy = min_t(unsigned int, iov->iov_len, len)，這裡len是上面傳入的copy，iov_len是接收buff長度，這兩句保證了函數中copy值與len相等，即完成一次拷貝後，len-=copy會使len==0，雖然iov++指向了非法記憶體，但由於while(len > 0)已退出，所以不會使用iov做任何事情。其次，函數中的iov++並不會對參數iov產生影響，即函數完成iov還是傳入的值。最後，拷貝完後會修改iov_len和iov_base的值，iov_len表示可用長度，iov_base表示起始拷貝位置。

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()   拷貝skb內容到msg中，同時計算校正和
      這個函數提高了校正和計算效率，因為它合并了拷貝與計算操作，這樣只要一次遍曆操作就可以了。與skb_copy_datagram_iovec()相比，它在每次拷貝skb內容時，計算下這次拷貝內容的校正和。

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

UDP報文發送
      發送時有兩種調用方式：sys_send()和sys_sendto()，兩者的區別在於sys_sendto()需要給入目的地址的參數；而sys_send()調用前需要調用sys_connect()來綁定目的地址資訊；兩者的後續調用是相同的。如果調用sys_sendto()發送，地址資訊在sys_sendto()中從使用者空間拷貝到核心空間，而報文內容在udp_sendmsg()中從使用者空間拷貝到核心空間。
      sys_send() -> sys_sendto()
      sys_sendto() -> sock_sendmsg() -> __sock_sendmsg() -> sock->ops->sendmsg()
                         ==> inet_sendmsg() -> sk->sk_prot->sendmsg()
                         ==> udp_sendmsg()
      udp_sendmsg()的核心流程如下圖所示，只列出了核心的函數調用了參數賦值，大致步驟是：擷取資訊 -> 擷取路由項rt -> 添加資料 -> 發送資料。 

      udp_sock結構體中的pending用於標識當前udp_sock上是否有待發送資料，如果有的話，則直接goto do_append_data繼續添加資料；否則先要做些初始化工作，再才添加資料。實際上，pending!=0表示此調用前已經有資料在udp_sock中的，每次調和sendto()發送資料時，pending初始等於0；在添加資料時，設定up->pending = AF_INET。直到最後調用udp_push_pending_frames()將資料發送給IP層或skb_queue_empty(&sk->sk_write_queue)發送鏈表上為空白，這時設定up->pending = 0。因此，這裡可以看到，報文發送時pending值的變化： 

      通常使用sendto()發送都是一次調用對應一個報文，即pending=0->AF_INET->0；但如果調用sendto()時參數用到了MSG_MORE標誌，則pending=0->AF_INET，直到調用sendto()時未使用MSG_MORE標誌，表示此次發送資料是最後一部分資料時，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沒有待發送資料，執行初始化操作：報文長度、地址資訊、路由項。
      ulen初始為sendto()傳入的資料長度，由於是第一部分資料(如果沒有後續資料，則就是報文)，ulen要添加udp前序的8位元組。

ulen += sizeof(struct udphdr);

      這段代碼擷取要發送資料的目的地址和連接埠號碼。一種情況是調用sendto()發送資料，此時目的的資訊以參數傳入，儲存在msg->msg_name中，因此從中取出daddr和dport；另一種情況是調用connect(), send()發送資料，在connect()調用時綁定了目的的資訊，儲存在inet中，並且由於是調用了connect()，sk->sk_state會設定為TCP_ESTABLISHED。以後調用send()發送資料時，無需要再給入目的資訊參數，因此從inet中取出dadr和dport。而connected表示了該socket是否已綁定目的。

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;}

      下一步是擷取路由項rt，如果已串連(調用過connect)，則路由資訊在connect()時已擷取，直接拿就可以了；如果未串連或拿到的路由項已被刪除，則需要重新在路由表中尋找，還是使用ip_route_output_flow()來尋找，如果是串連狀態的socket，則要用新找到的rt來更新socket，當然，前提條件是之前的rt已到期。

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

      儲存資訊daddr, dport, saddr, sport到cork.fl中，它們會在產生udp前序和計算udp校正和時用到。up->pending=AF_INET標識了資料添加的開始，下面將開始資料的添加工作。

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或執行完初始化操作，則直接執行添加資料操作：
      up->len表示要發送資料的總長度，包括udp前序，因此每發送一部分資料就要累加它的長度，在發送後up->len被清0。然後調用ip_append_data()添加資料到sk->sk_write_queue，它會處理資料分區等問題，在 ”ICMP模組” 中有詳細分析過。

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()添加資料正確會返回0，否則udp_flush_pending_frames()丟棄將添加的資料；如果添加資料正確，且沒有後續的資料到來(由MSG_MORE來標識)，則udp_push_pending_frames()將資料發送給IP層，下面將詳細分析這個函數。最後一種情況是當sk_write_queue上為空白時，它觸發的條件必須是發送多個報文且sk_write_queue上為空白，而實際上在ip_append_data過後sk_write_queue不會為空白的，因此正常情況下並不會發生。哪種情況會發生呢。重設pending值為0就是在這裡完成的，三個條件陳述式都會將pending設定為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;

       資料已經處理完成，釋放取到的路由項rt，如果有IP選項，也釋放它。如果發送資料成功，返回傳送的長度len；否則根據錯誤值err進行錯誤處理並返回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模組” 中往IP層發送資料使用的是ip_push_pending_frames()。而在UDP模組中往IP層發送資料使用的是ip_push_pending_frames()。而在UDP模組中往IP層發送資料的udp_push_pending_frames()只是對ip_push_pending_frames()的封裝，主要是增加對UDP的前序的處理。同理，udp_flush_pending_frames()也是，只是它更簡單，僅僅重設了up->len和up->pending的值，重設後可以開始一個新報文。那麼udp_push_pending_frames()封裝了哪些處理呢。

udp_push_pending_frames() 發送資料給IP層
      設定udp前序，包括源連接埠source，目的連接埠dest，報文長度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;

      計算udp前序中的校正和，包括了偽前序、udp前序和報文內容。

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);

      將報文發送給IP層，這個函數已經分析過了。

err = ip_push_pending_frames(sk);

      同樣，在發送完報文後，重設len和pending的值，以便開始下一個報文發送。

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