Linux內核分析 - 網絡[十二]：UDP模塊 - 收發

內核版本：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；用戶 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 分的聯系如下圖所示。

第一部分：協議棧如何收取udp報文的。

udp模塊的注冊在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的校驗和，並不驗證校驗和的正確性。

if 

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

在udptable中以套接字的[saddr, sport, daddr, dport]查找相應的sk，在上一篇中已詳細講過” sk的查找”，這裡報文的source源端口相當於源主機的端口，dest目的端口相當於本地端口。

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用戶的操作。

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，還要驗證校驗 和udp_lib_checksum_complete()，如果校驗和錯誤，則直接丟棄報文；如果校驗和正確，則會增加mib中的統計，並發送icmp端 口不可達報文，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處於占用狀態，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沒被占用，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會被占用？何時sk->sk_backlog上的skb被處理的？

創建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()設置sk->sk_lock.owned=1；而release_sock()設置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的創建中，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：用戶如何收取報文

用戶可以調用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。在用戶調用 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，拷貝到用戶空間，供用戶使用。

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，從內核到用戶空 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 內核拷貝到用戶空間的。

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. 取到數據包 -- __skb_recv_datagram()

2. 拷貝數據 -- skb_copy_datagram_iovec()或skb_copy_and csum_datagram_iovec()

3. 必要時計算校 驗和 – 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，內核收到發往該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，且用戶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個字節。

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驗和， udp_lib_checksum_complete()完成校驗和計算，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驗和，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 報文需要驗證校驗和，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 驗和。這也是為什麼在內核收到udp報文時為什麼先驗證校驗和再處理的原因，udp報文可能很大，校驗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驗和錯誤的報文也會被添加到socket的接收隊列上，直到用戶真正接收 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會從內核拷貝 給用戶空間的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

核心代 碼段如下，skb_peek()從sk->sk_receive_queue中取出一個skb，如果有的話，則返回skb，作為用戶此次接收的報文，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會設置為0(即當前沒有skb的話則直接返回，不進行等待)，否則設置為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，聚合/發散地址空間的拷貝，非線性地址空間的拷貝。第二部分需要硬件的支持，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；當沒有分片發生的，用線性 地址空間就足夠了，但是當報文過長而分片時，第一個分片會使用線性地址空間，其余的分片將被鏈到skb的frag_list上，即非 線性地址空間，具體可以參考”ipv4模塊”中分片部分。

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代碼段，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的偏移(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()拷貝內核到to中， 要注意的是它改變了to的成員變量。

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代碼段，遍歷skb的frag_list鏈表，對上面的每個分片，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，表示了當前分片frag_iter的長度，使用skb_copy_datagram_iovec()拷貝當前分片內容，即 把每個分片都作為單獨報文來處理。不過對於分片，感覺只有拷貝的第一部分和第二部分，在IP層分片重組時，並沒有將分片鏈 在分片的frag_list上的情況，而都鏈在頭分片的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，分片IP報內容大小依次是1480, 1480, 1040。每個分片都有一個20節字的IP報文，第一個分片 還有一個8節字的udp報頭。接收時數據拷貝情況如下：

分片一是第一個分片 ，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是存儲內容的buff，最終結果是三個分片共4000字節拷貝到了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++指向了非法內存，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，同時計算校驗和

這個函數提高了校驗和計 算效率，因為它合並了拷貝與計算操作，這樣只要一次遍歷操作就可以了。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驗和。

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()來綁定目的地址信息；兩者的後續調用是相同的。如果調 用sys_sendto()發送，地址信息在sys_sendto()中從用戶空間拷貝到內核空間，而報文內容在udp_sendmsg()中從用戶空間拷貝 到內核空間。

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： 獲取信息 -> 獲取路由項rt -> 添加數據 -> 發送數據。

udp_sock結構體中的 pending用於標識當前udp_sock上是否有待發送數據，如果有的話，則直接goto do_append_data繼續添加數據；否則先要做些初 始化工作，再才添加數據。實際上，pending!=0表示此調用前已經有數據在udp_sock中的，每次調和sendto()發送數據時， pending初始等於0；在添加數據時，設置up->pending = AF_INET。直到最後調用udp_push_pending_frames()將數據發送給 IP層或skb_queue_empty(&sk->sk_write_queue)發送鏈表上為空，這時設置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標志，則pending=0->AF_INET，直到調用sendto()時未使用MSG_MORE標志，表示 此次發送數據是最後一部分數據時，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沒有待發送數據，執行初始化操作：報文長度、地址信息、路由項。

ulen初始為sendto()傳入的數 據長度，由於是第一部分數據(如果沒有後續數據，則就是報文)，ulen要添加udp報頭的8字節。

ulen += sizeof(struct udphdr);

這段代碼獲取要發送數據的目的地址和端口號。一種情況是調用sendto()發送數據，此 時目的的信息以參數傳入，存儲在msg->msg_name中，因此從中取出daddr和dport；另一種情況是調用connect(), send()發 送數據，在connect()調用時綁定了目的的信息，存儲在inet中，並且由於是調用了connect()，sk->sk_state會設置為 TCP_ESTABLISHED。以後調用send()發送數據時，無需要再給入目的信息參數，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;     
}

下一步是獲取路由項rt，如果已連接(調用過connect)，則路由信息在connect()時已獲取，直接拿就可以了；如果未 連接或拿到的路由項已被刪除，則需要重新在路由表中查找，還是使用ip_route_output_flow()來查找，如果是連接狀態的 socket，則要用新找到的rt來更新socket，當然，前提條件是之前的rt已過期。

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

存儲信息daddr, dport, saddr, sport到cork.fl中，它們會在生成udp報頭和計算udp校驗和時用到。up- >pending=AF_INET標識了數據添加的開始，下面將開始數據的添加工作。

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，則直接執行添加數據操作：

up->len表示要發送數據的總長度，包括udp報頭，因此每發送一部分數據就要累加它的長度，在發送後up->len被清0。然 後調用ip_append_data()添加數據到sk->sk_write_queue，它會處理數據分片等問題，在 ”ICMP模塊” 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()添加數據正確會返回0，否則 udp_flush_pending_frames()丟棄將添加的數據；如果添加數據正確，且沒有後續的數據到來(由MSG_MORE來標識)，則 udp_push_pending_frames()將數據發送給IP層，下面將詳細分析這個函數。最後一種情況是當sk_write_queue上為空時，它觸 發的條件必須是發送多個報文且sk_write_queue上為空，而實際上在ip_append_data過後sk_write_queue不會為空的，因此正常 情況下並不會發生。哪種情況會發生呢？重置pending值為0就是在這裡完成的，三個條件語句都會將pending設置為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;

數據已經處理完成，釋放取到的路由項rt，如果有IP選項，也釋放它。如果發送數據成功，返 回發送的長度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模塊” 中往IP層發送數據使用的是ip_push_pending_frames()。而在UDP模塊中往IP層發送數 據使用的是ip_push_pending_frames()。而在UDP模塊中往IP層發送數據的udp_push_pending_frames()只是對 ip_push_pending_frames()的封裝，主要是增加對UDP的報頭的處理。同理，udp_flush_pending_frames()也是，只是它更簡單 ，僅僅重置了up->len和up->pending的值，重置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() 發送數據給IP層

設置udp報頭，包括源端口source，目的端口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報頭中的校驗和，包括了偽報頭、udp報頭和報文內容。

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，重置len和pending的值，以便開始下一個報文發送。

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