Linux内核分析 - 网络[十六]：TCP三次握手
????? TCP是應用最廣泛的傳輸層協議，其提供了面向連接的、可靠的字節流服務，但也正是因為這些特性，使得TCP較之UDP異常復雜，還是分兩部分[創建與使用]來進行分析。這篇主要包括TCP的創建及三次握手的過程。
????? 編程時一般用如下語句創建TCP Socket：
[cpp] view plain copy????? 由此開始分析，調用接口[net/socket.c]: SYSCALL_DEFINE3(socket)
????? 其中執行兩步關鍵操作：sock_create()與sock_map_fd()
????? sock_create()用于創建socket，sock_map_fd()將之映射到文件描述符，使socket能通過fd進行訪問，著重分析sock_create()的創建過程。
????? sock_create() -> __sock_create()
????? 從__sock_create()代碼看到創建包含兩步：sock_alloc()和pf->create()。sock_alloc()分配了sock內存空間并初始化inode；pf->create()初始化了sk。
sock_alloc()
????? 分配空間，通過new_inode()分配了節點(包括socket)，然后通過SOCKET_I宏獲得sock，實際上inode和sock是在new_inode()中一起分配的，結構體叫作sock_alloc。
????? 設置inode的參數，并返回sock。
[cpp] view plain copy????? 繼續往下看具體的創建過程：new_inode()，在分配后，會設置i_ino和i_state的值。
[cpp] view plain copy????? 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的操作函數sock_alloc_inode。
[cpp] view plain copy????? sock_alloc_inode()中通過kmem_cache_alloc()分配了struct socket_alloc結構體大小的空間，而struct socket_alloc結構體定義如下，但只返回了inode，實際上socket和inode都已經分配了空間，在之后就可以通過container_of取到socket。
[cpp] view plain copy
err = pf->create(net, sock, protocol, kern); ==> inet_create()
????? 這段代碼就是從inetsw[]中取到適合的協議類型answer，sock->type就是傳入socket()函數的type參數SOCK_DGRAM，最終取得結果answer->ops==inet_stream_ops，從上面這段代碼還可以看出以下問題：
? ? ? socket(AF_INET, SOCK_RAW, IPPROTO_IP)這樣是不合法的，因為SOCK_RAW沒有默認的協議類型；同樣socket(AF_INET, SOCK_DGRAM, IPPROTO_IP)與socket(AF_INET, SOCK_DGRAM, IPPROTO_TCP)是一樣的，因為TCP的默認協議類型是IPPTOTO_TCP；SOCK_STREAM與IPPROTO_UDP同上。
????? sock->ops指向inet_stream_ops，然后創建sk，sk->proto指向tcp_prot，注意這里分配的大小是struct tcp_sock，而不僅僅是struct sock大小
[cpp] view plain copy????? 然后設置inet的一些參數，這里直接將sk類型轉換為inet，因為在sk_alloc()中分配的是struct tcp_sock結構大小，返回的是struct sock，利用了第一個成員的特性，三者之間的關系如下圖：
[cpp] view plain copy????? 其中有些設置是比較重要的，如
[cpp] view plain copy?
????? 創建socket后，接下來的流程會因為客戶端或服務器的不同而有所差異，下面著重于分析建立連接的三次握手過程。典型的客戶端流程：
connect() -> send() -> recv()
????? 典型的服務器流程：
bind() -> listen() -> accept() -> recv() -> send()
?
客戶端流程
*發送SYN報文，向服務器發起tcp連接
????? connect(fd, servaddr, addrlen);
?????? -> SYSCALL＿DEFINE3()?
???????-> sock->ops->connect() == inet_stream_connect (sock->ops即inet_stream_ops)
?????? -> tcp_v4_connect()
????? 查找到達[daddr, dport]的路由項，路由項的查找與更新與”路由表”章節所述一樣。要注意的是由于是作為客戶端調用，創建socket后調用connect，因而saddr, sport都是0，同樣在未查找路由前，要走的出接口oif也是不知道的，因此也是0。在查找完路由表后(注意不是路由緩存)，可以得知出接口，但并未存儲到sk中。因此插入的路由緩存是特別要注意的：它的鍵值與實際值是不相同的，這個不同點就在于oif與saddr，鍵值是[saddr=0, sport=0, daddr, dport, oif=0]，而緩存項值是[saddr, sport=0, daddr, dport, oif]。
????? 通過查找到的路由項，對inet進行賦值，可以看到，除了sport，都賦予了值，sport的選擇復雜點，因為它要隨機從未使用的本地端口中選擇一個。
[cpp] view plain copy????? 狀態從CLOSING轉到TCP_SYN_SENT，也就是我們熟知的TCP的狀態轉移圖。
[cpp] view plain copy????? 插入到bind鏈表中
[cpp] view plain copy????? 當snum==0時，表明此時源端口沒有指定，此時會隨機選擇一個空閑端口作為此次連接的源端口。low和high分別表示可用端口的下限和上限，remaining表示可用端口的數，注意這里的可用只是指端口可以用作源端口，其中部分端口可能已經作為其它socket的端口號在使用了，所以要循環1~remaining，直到查找到空閑的源端口。
[cpp] view plain copy????? 下面來看下對每個端口的檢查，即//choose a valid port部分的代碼。這里要先了解下tcp的內核表組成，udp的表內核表udptable只是一張hash表，tcp的表則稍復雜，它的名字是tcp_hashinfo，在tcp_init()中被初始化，這個數據結構定義如下(省略了不相關的數據)：
[cpp] view plain copy????? 從定義可以看出，tcp表又分成了三張表ehash, bhash, listening_hash，其中ehash, listening_hash對應于socket處在TCP的ESTABLISHED, LISTEN狀態，bhash對應于socket已綁定了本地地址。三者間并不互斥，如一個socket可同時在bhash和ehash中，由于TIME_WAIT是一個比較特殊的狀態，所以ehash又分成了chain和twchain，為TIME_WAIT的socket單獨形成一張表。
回到剛才的代碼，現在還只是建立socket連接，使用的就應該是tcp表中的bhash。首先取得內核tcp表的bind表 – bhash，查看是否已有socket占用：
????? 如果沒有，則調用inet_bind_bucket_create()創建一個bind表項tb，并插入到bind表中，跳轉至goto ok代碼段；
如果有，則跳轉至goto ok代碼段。
????? 進入ok代碼段表明已找到合適的bind表項(無論是創建的還是查找到的)，調用inet_bind_hash()賦值源端口inet_num。
????? 在獲取到合適的源端口號后，會重建路由項來進行更新：
[cpp] view plain copy??????函數比較簡單，在獲取sport前已經查找過一次路由表，并插入了key=[saddr=0, sport=0, daddr, dport, oif=0]的路由緩存項；現在獲取到了sport，調用ip_route_output_flow()再次更新路由緩存表，它會添加key=[saddr=0, sport, daddr, dport, oif=0]的路由緩存項。這里可以看出一個策略選擇，查詢路由表->獲取sport->查詢路由表，為什么不是獲取sport->查詢路由表的原因可能是效率的問題。
[cpp] view plain copy????? write_seq相當于第一次發送TCP報文的ISN，如果為0，則通過計算獲取初始值，否則延用上次的值。在獲取完源端口號，并查詢過路由表后，TCP正式發送SYN報文，注意在這之前TCP狀態已經更新成了TCP_SYN_SENT，而在函數最后才調用tcp_connect(sk)發送SYN報文，這中間是有時差的。
[cpp] view plain copytcp_connect() 發送SYN報文
????? 幾步重要的代碼如下，tcp_connect_init()中設置了tp->rcv_nxt=0，tcp_transmit_skb()負責發送報文，其中seq=tcb->seq=tp->write_seq，ack_seq=tp->rcv_nxt。
?
*收到服務端的SYN+ACK，發送ACK
tcp_rcv_synsent_state_process()
????? 此時已接收到對方的ACK，狀態變遷到TCP_ESTABLISHED。最后發送對方SYN的ACK報文。
?
服務端流程
*bind() -> inet_bind()
????? bind操作的主要作用是將創建的socket與給定的地址相綁定，這樣創建的服務才能公開的讓外部調用。當然對于socket服務器的創建來說，這一步不是必須的，在listen()時如果沒有綁定地址，系統會選擇一個隨機可用地址作為服務器地址。
一個socket地址分為ip和port，inet->inet_saddr賦值了傳入的ip，snum是傳入的port，對于端口，要檢查它是否已被占用，這是由sk->sk_prot->get_port()完成的(這個函數前面已經分析過，在傳入port時它檢查是否被占用；傳入port=0時它選擇未用的端口)。如果沒有被占用，inet->inet_sport被賦值port，因為是服務監聽端，不需要遠端地址，inet_daddr和inet_dport都置0。
注意bind操作不會改變socket的狀態，仍為創建時的TCP_CLOSE。
?
listen() -> inet_listen()
????? listen操作開始服務器的監聽，此時服務就可以接受到外部連接了。在開始監聽前，要檢查狀態是否正確，sock->state==SS_UNCONNECTED確保仍是未連接的socket，sock->type==SOCK_STREAM確保是TCP協議，old_state確保此時狀態是TCP_CLOSE或TCP_LISTEN，在其它狀態下進行listen都是錯誤的。
????? 如果已是TCP_LISTEN態，則直接跳過，不用再執行listen了，而只是重新設置listen隊列長度sk_max_ack_backlog，改變listen隊列長也是多次執行listen的作用。如果還沒有執行listen，則還要調用inet_csk_listen_start()開始監聽。
? ? ? inet_csk_listen_start()變遷狀態至TCP_LISTEN，分配監聽隊列，如果之前沒有調用bind()綁定地址，則這里會分配一個隨機地址。
?
accept()
accept() -> sys_accept4() -> inet_accept() -> inet_csk_accept()
????? accept()實際要做的事件并不多，它的作用是返回一個已經建立連接的socket(即經過了三次握手)，這個過程是異步的，accept()并不親自去處理三次握手過程，而只是監聽icsk_accept_queue隊列，當有socket經過了三次握手，它就會被加到icsk_accept_queue中，所以accept要做的就是等待隊列中插入socket，然后被喚醒并返回這個socket。而三次握手的過程完全是協議棧本身去完成的。換句話說，協議棧相當于寫者，將socket寫入隊列，accept()相當于讀者，將socket從隊列讀出。這個過程從listen就已開始，所以即使不調用accept()，客戶仍可以和服務器建立連接，但由于沒有處理，隊列很快會被占滿。
????? 協議棧向隊列中加入socket的過程就是完成三次握手的過程，客戶端通過向已知的listen fd發起連接請求，對于到來的每個連接，都會創建一個新的sock，當它經歷了TCP_SYN_RCV -> TCP_ESTABLISHED后，就會被添加到icsk_accept_queue中，而監聽的socket狀態始終為TCP_LISTEN，保證連接的建立不會影響socket的接收。
*接收客戶端發來的SYN，發送SYN+ACK
tcp_v4_do_rcv()
????? tcp_v4_do_rcv()是TCP模塊接收的入口函數，客戶端發起請求的對象是listen fd，所以sk->sk_state == TCP_LISTEN，調用tcp_v4_hnd_req()來檢查是否處于半連接，只要三次握手沒有完成，這樣的連接就稱為半連接，具體而言就是收到了SYN，但還沒有收到ACK的連接，所以對于這個查找函數，如果是SYN報文，則會返回listen的socket(連接尚未創建)；如果是ACK報文，則會返回SYN報文處理中插入的半連接socket。其中存儲這些半連接的數據結構是syn_table，它在listen()調用時被創建，大小由sys_ctl_max_syn_backlog和listen()傳入的隊列長度決定。
此時是收到SYN報文，tcp_v4_hnd_req()返回的仍是sk，調用tcp_rcv_state_process()來接收SYN報文，并發送SYN+ACK報文，同時向syn_table中插入一項表明此次連接的sk。
????? tcp_rcv_state_process()處理各個狀態上socket的情況。下面是處于TCP_LISTEN的代碼段，處于TCP_LISTEN的socket不會再向其它狀態變遷，它負責監聽，并在連接建立時創建新的socket。實際上，當收到第一個SYN報文時，會執行這段代碼，conn_request() => tcp_v4_conn_request。
[cpp] view plain copy????? tcp_v4_conn_request()中注意兩個函數就可以了：tcp_v4_send_synack()向客戶端發送了SYN+ACK報文，inet_csk_reqsk_queue_hash_add()將sk添加到了syn_table中，填充了該客戶端相關的信息。這樣，再次收到客戶端的ACK報文時，就可以在syn_table中找到相應項了。
[cpp] view plain copy?
*接收客戶端發來的ACK
tcp_v4_do_rcv()
????? 過程與收到SYN報文相同，不同點在于syn_table中已經插入了有關該連接的條目，tcp_v4_hnd_req()會返回一個新的sock: nsk，然后會調用tcp_child_process()來進行處理。在tcp_v4_hnd_req()中會創建新的sock，下面詳細看下這個函數。
tcp_v4_hnd_req()
????? 之前已經分析過，inet_csk_search_req()會在syn_table中找到req，此時進入tcp_check_req()
tcp_check_req()
????? syn_recv_sock() -> tcp_v4_syn_recv_sock()會創建一個新的sock并返回，創建的sock狀態被直接設置為TCP_SYN_RECV，然后因為此時socket已經建立，將它添加到icsk_accept_queue中。
????? 狀態TCP_SYN_RECV的設置可能比較奇怪，按照TCP的狀態轉移圖，在服務端收到SYN報文后變遷為TCP_SYN_RECV，但看到在實現中收到ACK后才有了狀態TCP_SYN_RECV，并且馬上會變為TCP_ESTABLISHED，所以這個狀態變得無足輕重。這樣做的原因是listen和accept返回的socket是不同的，而只有真正連接建立時才會創建這個新的socket，在收到SYN報文時新的socket還沒有建立，就無從談狀態變遷了。這里同樣是一個平衡的存在，你也可以在收到SYN時創建一個新的socket，代價就是無用的socket大大增加了。
tcp_child_process()
????? 如果此時sock: child被用戶進程鎖住了，那么就先添加到backlog中__sk_add_backlog()，待解鎖時再處理backlog上的sock；如果此時沒有被鎖住，則先調用tcp_rcv_state_process()進行處理，處理完后，如果child狀態到達TCP_ESTABLISHED，則表明其已就緒，調用sk_data_ready()喚醒等待在isck_accept_queue上的函數accept()。
????? tcp_rcv_state_process()處理各個狀態上socket的情況。下面是處于TCP_SYN_RECV的代碼段，注意此時傳入函數的sk已經是新創建的sock了(在tcp_v4_hnd_req()中)，并且狀態是TCP_SYN_RECV，而不再是listen socket，在收到ACK后，sk狀態變遷為TCP_ESTABLISHED，而在tcp_v4_hnd_req()中也已將sk插入到了icsk_accept_queue上，此時它就已經完全就緒了，回到tcp_child_process()便可執行sk_data_ready()。
[cpp] view plain copy????? 最后總結三次握手的過程
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總結
以上是生活随笔為你收集整理的Linux内核分析 - 网络[十六]：TCP三次握手的全部內容，希望文章能夠幫你解決所遇到的問題。
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