內核：2.6.34
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：
socket(AF_INET, SOCK_DGRAM, IPPROTO_TCP)
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()
retval = sock_create(family, type, protocol, &sock); if (retval < 0) goto out; retval = sock_map_fd(sock, flags & (O_CLOEXEC | O_NONBLOCK)); if (retval < 0) goto out_release;
sock_create()用於創建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內存空間並初始化inode；pf->create()初始化了sk。
sock = sock_alloc(); sock->type = type; …… pf = rcu_dereference(net_families[family]); …… pf->create(net, sock, protocol, kern);
sock_alloc()
分配空間，通過 new_inode()分配了節點(包括socket)，然後通過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。
inode = new_inode(sock_mnt->mnt_sb); sock = SOCKET_I(inode);
設置inode的參數，並返回sock。
inode- >i_mode = S_IFSOCK | S_IRWXUGO; inode->i_uid = current_fsuid(); inode->i_gid = current_fsgid(); return sock;
繼續往下看具體的創建過程：new_inode()，在分配後，會設置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的操作函數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，在之後就可以通過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;
};
net_families[AF_INET]:
static const struct net_proto_family inet_family_ops = {
.family = PF_INET,
.create = inet_create,
.owner = THIS_MODULE,
};
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->state = SS_UNCONNECTED;
list_for_each_entry_rcu(answer, &inetsw[sock->type], list) {
err = 0;
/* Check the non-wild match. */
if (protocol == answer->protocol) {
if (protocol != IPPROTO_IP)
break;
} else {
/* Check for the two wild cases. */
if (IPPROTO_IP == protocol) {
protocol = answer->protocol;
break;
}
if (IPPROTO_IP == answer->protocol)
break;
}
err = -EPROTONOSUPPORT;
}
sock->ops指向inet_stream_ops，然後創建sk，sk->proto指向tcp_prot，注意這裡分配的大小是struct tcp_sock，而不僅僅是struct sock大小
sock->ops = answer->ops; answer_prot = answer->prot; …… sk = sk_alloc(net, PF_INET, GFP_KERNEL, answer_prot);
然後設置inet的一些參數，這裡直接將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：
inet = inet_sk(sk); …… inet->inet_id = 0; sock_init_data(sock, sk);
其中有些設置是比較重要的，如
sk->sk_state = TCP_CLOSE; sk_set_socket(sk, sock); sk->sk_protocol = protocol; sk->sk_backlog_rcv = sk->sk_prot->backlog_rcv;
創建socket後，接下來的流程會因為客戶端或服務器的 不同而有所差異，下面著重於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。要注意的是由於是作為客戶端調用，創建socket後調用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。在查找完路由表後(注意不是路由緩存)，可以得知出接口，但並未存儲到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，這個不同點就在於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]。
tmp = ip_route_connect(&rt, nexthop, inet->inet_saddr,
RT_CONN_FLAGS(sk), sk->sk_bound_dev_if,
IPPROTO_TCP,
inet->inet_sport, usin->sin_port, sk, 1);
if (tmp < 0) {
if (tmp == -ENETUNREACH)
IP_INC_STATS_BH(sock_net(sk), IPSTATS_MIB_OUTNOROUTES);
return tmp;
}
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。
if (!inet->inet_saddr) inet->inet_saddr = rt_rt_src; inet->inet_rcv_addr = inet->inet_saddr; …… inet->inet_dport = usin->sin_port; inet->inet_daddr = daddr;
狀態從CLOSING轉到TCP_SYN_SENT，也就是我們熟知的TCP的狀態轉移圖。
tcp_set_state(sk, TCP_SYN_SENT);
插入到bind鏈表中
err = inet_hash_connect(&tcp_death_row, sk); //== > __inet_hash_connect()
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閒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，注意這裡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，直到查找到空閒的源端口。
if (!
snum) {
inet_get_local_port_range(&low, &high);
remaining = (high - low) + 1;
……
for (i = 1; i <= remaining; i++) {
……// choose a valid port
}
}
下面來看下對每個端口的檢查，即//choose a valid port部分的代碼。這裡要先了解下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)：
struct inet_hashinfo {
struct inet_ehash_bucket *ehash;
……
struct inet_bind_hashbucket *bhash;
……
struct inet_listen_hashbucket listening_hash[INET_LHTABLE_SIZE]
____cacheline_aligned_in_smp;
};
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對應於 socket處在TCP的ESTABLISHED, LISTEN狀態，bhash對應於socket已綁定了本地地址。三者間並不互斥，如一個socket可同時在 bhash和ehash中，由於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，並插入到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。
for (i = 1; i <= remaining; i++) {
port = low + (i + offset) % remaining;
head = &hinfo->bhash[inet_bhashfn(net, port, hinfo->bhash_size)];
……
inet_bind_bucket_for_each(tb, node, &head->chain) {
if (net_eq(ib_net(tb), net) && tb->port == port) {
if (tb->fastreuse >= 0)
goto next_port;
WARN_ON(hlist_empty(&tb->owners));
if (!check_established(death_row, sk, port, &tw))
goto ok;
goto next_port;
}
}
tb = inet_bind_bucket_create(hinfo->bind_bucket_cachep, net, head, port);
……
next_port:
spin_unlock(&head->lock);
}
ok:
……
inet_bind_hash(sk, tb, port);
……
goto out;
在獲取到合適的源端口號後，會重建路由項來進行更新：
err = ip_route_newports(&rt, IPPROTO_TCP, inet->inet_sport, inet->inet_dport, sk);
函數比較簡單，在獲 取sport前已經查找過一次路由表，並插入了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。這裡可以看出一個策略選擇，查詢路由表->獲取sport->查詢路由表，為什麼不是獲取sport->查詢路由表的原因 可能是效率的問題。
if (sport != (*rp)->fl.fl_ip_sport ||
dport != (*rp)->fl.fl_ip_dport) {
struct flowi fl;
memcpy(&fl, &(*rp)->fl, sizeof(fl));
fl.fl_ip_sport = sport;
fl.fl_ip_dport = dport;
fl.proto = protocol;
ip_rt_put(*rp);
*rp = NULL;
security_sk_classify_flow(sk, &fl);
return ip_route_output_flow(sock_net(sk), rp, &fl, sk, 0);
}
write_seq相當於第一次發送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，並查詢過路由表後，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，而在函數最後才調用 tcp_connect(sk)發送SYN報文，這中間是有時差的。
if (!tp->write_seq)
tp->write_seq = secure_tcp_sequence_number(inet->inet_saddr,
inet->inet_daddr,
inet->inet_sport,
usin->sin_port);
inet->inet_id = tp->write_seq ^ jiffies;
err = tcp_connect(sk);
tcp_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。
tcp_connect_init(sk); tp->snd_nxt = tp->write_seq; …… tcp_transmit_skb(sk, buff, 1, sk->sk_allocation);
*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 後發送對方SYN的ACK報文。
tcp_set_state(sk, TCP_ESTABLISHED); tcp_send_ack(sk);
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。當然對於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，對於端口，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。
snum = ntohs
(addr->sin_port);
……
inet->inet_rcv_saddr = inet->inet_saddr = addr->sin_addr.s_addr;
if (sk->sk_prot->get_port(sk, snum)) {
inet->inet_saddr = inet->inet_rcv_saddr = 0;
err = -EADDRINUSE;
goto out_release_sock;
}
……
inet->inet_sport = htons(inet->inet_num);
inet->inet_daddr = 0;
inet->inet_dport = 0;
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。
if (sock->state != SS_UNCONNECTED || sock- >type != SOCK_STREAM) goto out; old_state = sk->sk_state; if (!((1 << old_state) & (TCPF_CLOSE | TCPF_LISTEN))) goto out;
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，則這裡會分配一個隨機地址。
if
(old_state != TCP_LISTEN) {
err = inet_csk_listen_start(sk, backlog);
if (err)
goto out;
}
sk->sk_max_ack_backlog = backlog;
accept()
accept() -> sys_accept4() -> inet_accept() - > inet_csk_accept()
accept()實際要做的事件並不多，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()並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，然後被喚 醒並返回這個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，協議棧相當於寫者，將socket寫入隊列， accept()相當於讀者，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，但由於沒有處理，隊列很快會被占滿。
if (reqsk_queue_empty
(&icsk->icsk_accept_queue)) {
long timeo = sock_rcvtimeo(sk, flags & O_NONBLOCK);
……
error = inet_csk_wait_for_connect(sk, timeo);
……
}
newsk = reqsk_queue_get_child(&icsk->icsk_accept_queue, sk);
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，對於到來的每個連接，都會創建一個新的sock，當它經歷了 TCP_SYN_RCV -> TCP_ESTABLISHED後，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()來檢查是否處於半連接，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，所以對於這個查找函數，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，並發送SYN+ACK報文，同時向syn_table中插入一項表明此次連接的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;
}
}
TCP_CHECK_TIMER(sk);
if (tcp_rcv_state_process(sk, skb, tcp_hdr(skb), skb->len)) {
rsk = sk;
goto reset;
}
tcp_rcv_state_process()處理各個狀態上socket的情況。下面是處於TCP_LISTEN的代碼段，處於TCP_LISTEN的 socket不會再向其它狀態變遷，它負責監聽，並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。
case TCP_LISTEN:
……
if (th->syn) {
if (icsk->icsk_af_ops->conn_request(sk, skb) < 0)
return 1;
kfree_skb(skb);
return 0;
}
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。
if (tcp_v4_send_synack(sk, dst, req, (struct request_values *)&tmp_ext) || want_cookie) goto drop_and_free; inet_csk_reqsk_queue_hash_add(sk, req, TCP_TIMEOUT_INIT);
*接收客戶端發來的ACK
tcp_v4_do_rcv()
過程與收到SYN報文相同，不同點在於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，然後會調用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。
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_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()
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);
tcp_check_req()
syn_recv_sock() - > tcp_v4_syn_recv_sock()會創建一個新的sock並返回，創建的sock狀態被直接設置為TCP_SYN_RECV，然後因為此時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報文後變遷為TCP_SYN_RECV，但看到在實現中收到ACK後才有了狀態TCP_SYN_RECV，並且馬上會 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。這裡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。
child = inet_csk(sk)->icsk_af_ops->syn_recv_sock(sk, skb, req, NULL); if (child == NULL) goto listen_overflow; inet_csk_reqsk_queue_unlink(sk, req, prev); inet_csk_reqsk_queue_removed(sk, req); inet_csk_reqsk_queue_add(sk, req, child);
tcp_child_process()
如果此時sock: child被用戶進程鎖住了，那麼就先添加到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，處理完後，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()。
if (!
sock_owned_by_user(child)) {
ret = tcp_rcv_state_process(child, skb, tcp_hdr(skb), skb->len);
if (state == TCP_SYN_RECV && child->sk_state != state)
parent->sk_data_ready(parent, 0);
} else {
__sk_add_backlog(child, skb);
}
tcp_rcv_state_process()處理各個狀態上socket的情況。下面是處於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)，並且狀態是TCP_SYN_RECV，而不再是listen socket，在收到ACK後，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()。
case TCP_SYN_RECV:
if (acceptable) {
……
tcp_set_state(sk, TCP_ESTABLISHED);
sk->sk_state_change(sk);
……
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)->seq);
……
}
最後總結三次握手的過程
