Linux内核分析 - 网络[十六]:TCP三次握手

内核:2.6.34
     TCP是应用最广泛的传输层协议,其提供了面向连接的、可靠的字节流服务,但也正是因为这些特性,使得TCP较之UDP异常复杂,还是分两部分[创建与使用]来进行分析。这篇主要包括TCP的创建及三次握手的过程。

     编程时一般用如下语句创建TCP Socket:

socket(AF_INET, SOCK_DGRAM, IPPROTO_TCP)  

     由此开始分析,调用接口[net/socket.c]: SYSCALL_DEFINE3(socket)
     其中执行两步关键操作:sock_create()与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()用于创建socket,sock_map_fd()将之映射到文件描述符,使socket能通过fd进行访问,着重分析sock_create()的创建过程。
     sock_create() -> __sock_create()
     从__sock_create()代码看到创建包含两步:sock_alloc()和pf->create()。sock_alloc()分配了sock内存空间并初始化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()
     分配空间,通过new_inode()分配了节点(包括socket),然后通过SOCKET_I宏获得sock,实际上inode和sock是在new_inode()中一起分配的,结构体叫作sock_alloc。

inode = new_inode(sock_mnt->mnt_sb);     
sock = SOCKET_I(inode);

设置inode的参数,并返回sock。

inode->i_mode = S_IFSOCK | S_IRWXUGO;     
inode->i_uid = current_fsuid();     
inode->i_gid = current_fsgid();     
return sock;

继续往下看具体的创建过程:new_inode(),在分配后,会设置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的操作函数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()中通过kmem_cache_alloc()分配了struct socket_alloc结构体大小的空间,而struct socket_alloc结构体定义如下,但只返回了inode,实际上socket和inode都已经分配了空间,在之后就可以通过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()
     这段代码就是从inetsw[]中取到适合的协议类型answer,sock->type就是传入socket()函数的type参数SOCK_DGRAM,最终取得结果answer->ops==inet_stream_ops,从上面这段代码还可以看出以下问题:
     socket(AF_INET, SOCK_RAW, IPPROTO_IP)这样是不合法的,因为SOCK_RAW没有默认的协议类型;同样socket(AF_INET, SOCK_DGRAM, IPPROTO_IP)与socket(AF_INET, SOCK_DGRAM, IPPROTO_TCP)是一样的,因为TCP的默认协议类型是IPPTOTO_TCP;SOCK_STREAM与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,然后创建sk,sk->proto指向tcp_prot,注意这里分配的大小是struct tcp_sock,而不仅仅是struct sock大小

sock->ops = answer->ops;     
answer_prot = answer->prot;     
……     
sk = sk_alloc(net, PF_INET, GFP_KERNEL, answer_prot);

然后设置inet的一些参数,这里直接将sk类型转换为inet,因为在sk_alloc()中分配的是struct tcp_sock结构大小,返回的是struct sock,利用了第一个成员的特性,三者之间的关系如下图:

inet = inet_sk(sk);     
……     
inet->inet_id = 0;     
sock_init_data(sock, sk);

TCP三次


     其中有些设置是比较重要的,如

sk->sk_state = TCP_CLOSE;     
sk_set_socket(sk, sock);     
sk->sk_protocol = protocol;     
sk->sk_backlog_rcv = sk->sk_prot->backlog_rcv;

创建socket后,接下来的流程会因为客户端或服务器的不同而有所差异,下面着重于分析建立连接的三次握手过程。典型的客户端流程:
connect() -> send() -> recv()
     典型的服务器流程:
bind() -> listen() -> accept() -> recv() -> send()

客户端流程
*发送SYN报文,向服务器发起tcp连接
     connect(fd, servaddr, addrlen);
      -> SYSCALL_DEFINE3()
      -> sock->ops->connect() == inet_stream_connect (sock->ops即inet_stream_ops)
      -> tcp_v4_connect()
     查找到达[daddr, dport]的路由项,路由项的查找与更新与”路由表”章节所述一样。要注意的是由于是作为客户端调用,创建socket后调用connect,因而saddr, sport都是0,同样在未查找路由前,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(注意不是路由缓存),可以得知出接口,但并未存储到sk中。因此插入的路由缓存是特别要注意的:它的键值与实际值是不相同的,这个不同点就在于oif与saddr,键值是[saddr=0, sport=0, daddr, dport, oif=0],而缓存项值是[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;     
}

通过查找到的路由项,对inet进行赋值,可以看到,除了sport,都赋予了值,sport的选择复杂点,因为它要随机从未使用的本地端口中选择一个。

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;

状态从CLOSING转到TCP_SYN_SENT,也就是我们熟知的TCP的状态转移图。

tcp_set_state(sk, TCP_SYN_SENT);  

     插入到bind链表中

err = inet_hash_connect(&tcp_death_row, sk); //== > __inet_hash_connect()  

     当snum==0时,表明此时源端口没有指定,此时会随机选择一个空闲端口作为此次连接的源端口。low和high分别表示可用端口的下限和上限,remaining表示可用端口的数,注意这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经作为其它socket的端口号在使用了,所以要循环1~remaining,直到查找到空闲的源端口。

if (!snum) {     
 inet_get_local_port_range(&low, &high);     
 remaining = (high - low) + 1;     
 ……     
 for (i = 1; i <= remaining; i++) {     
……// choose a valid port     
}     
}

下面来看下对每个端口的检查,即//choose a valid port部分的代码。这里要先了解下tcp的内核表组成,udp的表内核表udptable只是一张hash表,tcp的表则稍复杂,它的名字是tcp_hashinfo,在tcp_init()中被初始化,这个数据结构定义如下(省略了不相关的数据):

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;     
};

从定义可以看出,tcp表又分成了三张表ehash, bhash, listening_hash,其中ehash, listening_hash对应于socket处在TCP的ESTABLISHED, LISTEN状态,bhash对应于socket已绑定了本地地址。三者间并不互斥,如一个socket可同时在bhash和ehash中,由于TIME_WAIT是一个比较特殊的状态,所以ehash又分成了chain和twchain,为TIME_WAIT的socket单独形成一张表。
回到刚才的代码,现在还只是建立socket连接,使用的就应该是tcp表中的bhash。首先取得内核tcp表的bind表 – bhash,查看是否已有socket占用:
     如果没有,则调用inet_bind_bucket_create()创建一个bind表项tb,并插入到bind表中,跳转至goto ok代码段;
如果有,则跳转至goto ok代码段。
     进入ok代码段表明已找到合适的bind表项(无论是创建的还是查找到的),调用inet_bind_hash()赋值源端口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;

在获取到合适的源端口号后,会重建路由项来进行更新:

err = ip_route_newports(&rt, IPPROTO_TCP, inet->inet_sport, inet->inet_dport, sk);  

     函数比较简单,在获取sport前已经查找过一次路由表,并插入了key=[saddr=0, sport=0, daddr, dport, oif=0]的路由缓存项;现在获取到了sport,调用ip_route_output_flow()再次更新路由缓存表,它会添加key=[saddr=0, sport, daddr, dport, oif=0]的路由缓存项。这里可以看出一个策略选择,查询路由表->获取sport->查询路由表,为什么不是获取sport->查询路由表的原因可能是效率的问题。

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相当于第一次发送TCP报文的ISN,如果为0,则通过计算获取初始值,否则延用上次的值。在获取完源端口号,并查询过路由表后,TCP正式发送SYN报文,注意在这之前TCP状态已经更新成了TCP_SYN_SENT,而在函数最后才调用tcp_connect(sk)发送SYN报文,这中间是有时差的。


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() 发送SYN报文
     几步重要的代码如下,tcp_connect_init()中设置了tp->rcv_nxt=0,tcp_transmit_skb()负责发送报文,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);

*收到服务端的SYN+ACK,发送ACK
tcp_rcv_synsent_state_process()
     此时已接收到对方的ACK,状态变迁到TCP_ESTABLISHED。最后发送对方SYN的ACK报文。

tcp_set_state(sk, TCP_ESTABLISHED);     
tcp_send_ack(sk);

服务端流程
*bind() -> inet_bind()
     bind操作的主要作用是将创建的socket与给定的地址相绑定,这样创建的服务才能公开的让外部调用。当然对于socket服务器的创建来说,这一步不是必须的,在listen()时如果没有绑定地址,系统会选择一个随机可用地址作为服务器地址。
一个socket地址分为ip和port,inet->inet_saddr赋值了传入的ip,snum是传入的port,对于端口,要检查它是否已被占用,这是由sk->sk_prot->get_port()完成的(这个函数前面已经分析过,在传入port时它检查是否被占用;传入port=0时它选择未用的端口)。如果没有被占用,inet->inet_sport被赋值port,因为是服务监听端,不需要远端地址,inet_daddr和inet_dport都置0。
注意bind操作不会改变socket的状态,仍为创建时的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操作开始服务器的监听,此时服务就可以接受到外部连接了。在开始监听前,要检查状态是否正确,sock->state==SS_UNCONNECTED确保仍是未连接的socket,sock->type==SOCK_STREAM确保是TCP协议,old_state确保此时状态是TCP_CLOSE或TCP_LISTEN,在其它状态下进行listen都是错误的。

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态,则直接跳过,不用再执行listen了,而只是重新设置listen队列长度sk_max_ack_backlog,改变listen队列长也是多次执行listen的作用。如果还没有执行listen,则还要调用inet_csk_listen_start()开始监听。
     inet_csk_listen_start()变迁状态至TCP_LISTEN,分配监听队列,如果之前没有调用bind()绑定地址,则这里会分配一个随机地址。

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()实际要做的事件并不多,它的作用是返回一个已经建立连接的socket(即经过了三次握手),这个过程是异步的,accept()并不亲自去处理三次握手过程,而只是监听icsk_accept_queue队列,当有socket经过了三次握手,它就会被加到icsk_accept_queue中,所以accept要做的就是等待队列中插入socket,然后被唤醒并返回这个socket。而三次握手的过程完全是协议栈本身去完成的。换句话说,协议栈相当于写者,将socket写入队列,accept()相当于读者,将socket从队列读出。这个过程从listen就已开始,所以即使不调用accept(),客户仍可以和服务器建立连接,但由于没有处理,队列很快会被占满。

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);

协议栈向队列中加入socket的过程就是完成三次握手的过程,客户端通过向已知的listen fd发起连接请求,对于到来的每个连接,都会创建一个新的sock,当它经历了TCP_SYN_RCV -> TCP_ESTABLISHED后,就会被添加到icsk_accept_queue中,而监听的socket状态始终为TCP_LISTEN,保证连接的建立不会影响socket的接收。

*接收客户端发来的SYN,发送SYN+ACK
tcp_v4_do_rcv()
     tcp_v4_do_rcv()是TCP模块接收的入口函数,客户端发起请求的对象是listen fd,所以sk->sk_state == TCP_LISTEN,调用tcp_v4_hnd_req()来检查是否处于半连接,只要三次握手没有完成,这样的连接就称为半连接,具体而言就是收到了SYN,但还没有收到ACK的连接,所以对于这个查找函数,如果是SYN报文,则会返回listen的socket(连接尚未创建);如果是ACK报文,则会返回SYN报文处理中插入的半连接socket。其中存储这些半连接的数据结构是syn_table,它在listen()调用时被创建,大小由sys_ctl_max_syn_backlog和listen()传入的队列长度决定。
此时是收到SYN报文,tcp_v4_hnd_req()返回的仍是sk,调用tcp_rcv_state_process()来接收SYN报文,并发送SYN+ACK报文,同时向syn_table中插入一项表明此次连接的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()处理各个状态上socket的情况。下面是处于TCP_LISTEN的代码段,处于TCP_LISTEN的socket不会再向其它状态变迁,它负责监听,并在连接建立时创建新的socket。实际上,当收到第一个SYN报文时,会执行这段代码,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()中注意两个函数就可以了:tcp_v4_send_synack()向客户端发送了SYN+ACK报文,inet_csk_reqsk_queue_hash_add()将sk添加到了syn_table中,填充了该客户端相关的信息。这样,再次收到客户端的ACK报文时,就可以在syn_table中找到相应项了。

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);

*接收客户端发来的ACK
tcp_v4_do_rcv()
     过程与收到SYN报文相同,不同点在于syn_table中已经插入了有关该连接的条目,tcp_v4_hnd_req()会返回一个新的sock: nsk,然后会调用tcp_child_process()来进行处理。在tcp_v4_hnd_req()中会创建新的sock,下面详细看下这个函数。

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()
     之前已经分析过,inet_csk_search_req()会在syn_table中找到req,此时进入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()会创建一个新的sock并返回,创建的sock状态被直接设置为TCP_SYN_RECV,然后因为此时socket已经建立,将它添加到icsk_accept_queue中。
     状态TCP_SYN_RECV的设置可能比较奇怪,按照TCP的状态转移图,在服务端收到SYN报文后变迁为TCP_SYN_RECV,但看到在实现中收到ACK后才有了状态TCP_SYN_RECV,并且马上会变为TCP_ESTABLISHED,所以这个状态变得无足轻重。这样做的原因是listen和accept返回的socket是不同的,而只有真正连接建立时才会创建这个新的socket,在收到SYN报文时新的socket还没有建立,就无从谈状态变迁了。这里同样是一个平衡的存在,你也可以在收到SYN时创建一个新的socket,代价就是无用的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()
     如果此时sock: child被用户进程锁住了,那么就先添加到backlog中__sk_add_backlog(),待解锁时再处理backlog上的sock;如果此时没有被锁住,则先调用tcp_rcv_state_process()进行处理,处理完后,如果child状态到达TCP_ESTABLISHED,则表明其已就绪,调用sk_data_ready()唤醒等待在isck_accept_queue上的函数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()处理各个状态上socket的情况。下面是处于TCP_SYN_RECV的代码段,注意此时传入函数的sk已经是新创建的sock了(在tcp_v4_hnd_req()中),并且状态是TCP_SYN_RECV,而不再是listen socket,在收到ACK后,sk状态变迁为TCP_ESTABLISHED,而在tcp_v4_hnd_req()中也已将sk插入到了icsk_accept_queue上,此时它就已经完全就绪了,回到tcp_child_process()便可执行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);      
  ……     
}

最后总结三次握手的过程

Linux

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