1.摘要
这是《翻译：理解TCP/IP网络栈&编写网络应用》的下篇，文章中会通过讲解TCP的代码实现帮助大家理解发送、接收数据的流程，也描述了一些网卡、驱动等网络栈底层的原理。
原文地址：原文地址
原作者：Hyeongyeop Kim
2.数据结构
以下是一些关键数据结构。我们了解一下这些数据结构再开始查看代码。
2.1.sk_buff_structure
首先，sk_buff结构或skb结构代表一个数据包。图6展现了sk_buff中的一些结构。随着功能变得更强大，它们也变得更复杂了。但是还是有一些任何人都能想到的基本功能。
图6：数据包结构
2.1.1.包含数据和元数据
这个结构直接包含或者通过指针引用了数据包。在图6中，一些数据包（从Ethernet到Buffer部分）使用了指针，一些额外的数据(frags）引用了实际的内存页。
一些必要的信息比如头和内容长度被保存在元数据区。例如，在图6中，mac_header、network_header和transport_header都有相应的指针，指向链路头、IP头和TCP头的起始地址。这种方式让TCP协议处理过程变得简单。
2.1.2.如何增加或删除头
数据包在网络栈的各层中上升或下降时会增加或删除数据头。为了更有效率的处理而使用了指针。例如，要删除链路头只需要修改head pointer的值。
2.1.3.如何合并或切分数据包
为了更有效率的执行把数据包增到或从socket缓冲区中删除这类操作而使用了链表，或者叫数据包链。next和prev指针用于这个场景。
2.1.4.快速分配和释放
无论何时创建数据包都会分配一个数据结构，此时会用到快速分配器。比如，如果数据通过10Gb的以太网传输，每秒会有超过一百万个对象被创建和销毁。
3.TCP控制块（TCP Control Block）
其次，有一个表示TCP连接的数据结构，之前它被抽象的叫做TCP控制块。Linux使用了tcp_sock这个数据结构。在图7中，你可以看到文件、socket和tcp_socket的关系。
图7：TCP Connection结构
当系统调用发生后，它会找到应用程序在进行系统调用时使用的文件描述符对应的文件。对Unix系的操作系统来说，文件本身和通用文件系统存储的设备都被抽象成了文件。因此，文件结构包含了必要的信息。对于socket来说，使用独立的socket结构保存socket相关的信息，文件结构通过指针来引用socket。socket又引用了tcp_sock。tcp_sock可以分为sock,inet_sock等等,用来支持除了TCP之外的协议，可以认为这是一种多态。
所有TCP协议用到的状态信息都被存在tcp_sock里。例如顺序号、接收窗口、阻塞控制和重发送定时器都保存在tcp_sock中。
socket的发送缓冲区和接收缓冲区由sk_buff链表组成并被包含在tcp_sock中。为防止频繁查找路由，也会在tcp_sock中引用IP路由结果dst_entry。通过dst_entry可以简单的查找到目标的MAC地址之类的ARP的结果。dst_entry是路由表的一部分，而路由表是个很复杂的结构，在这篇文档里就不再讨论了。用来传送数据的网卡(NIC)可以通过dst_entry找到。网卡通过net_device描述。
因此，仅通过查找文件和指针就可以很简单的查找到处理TCP连接的所有的数据结构（从文件到驱动）。这个数据结构的大小就是每个TCP连接占用内存的大小。这个结构占用的内存只有几kb大小（排除了数据包中的数据）。但随着一些功能被加入，内存占用也在逐渐增加。
最后，我们来看一下TCP连接查找表（TCP connection lookup table）。这是一个用来查找接收到的数据包对应tcp连接的哈希表。系统会用数据包的<来源ip，目标ip，来源端口，目标端口>和Jenkins哈希算法去计算哈希值。选择这个哈希函数的原因是为了防止对哈希表的攻击。
4.追踪代码：如何传输数据
我们将会通过追踪实际的Linux内核源码去检查协议栈中执行的关键任务。在这里，我们将会观察经常使用的两条路径。
首先是应用程序调用了write系统调用时的执行路径。
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SYSCALL_DEFINE3(write, unsigned int, fd, const char __user *, buf, ...) { struct file *file; [...] file = fget_light(fd, &fput_needed); [...] ===> ret = filp->f_op->aio_write(&kiocb, &iov, 1, kiocb.ki_pos); struct file_operations { [...] ssize_t (*aio_read) (struct kiocb *, const struct iovec *, ...) ssize_t (*aio_write) (struct kiocb *, const struct iovec *, ...) [...] }; static const struct file_operations socket_file_ops = { [...] .aio_read = sock_aio_read, .aio_write = sock_aio_write, [...] }; |
当应用调用了write系统调用时，内核将在文件层执行write()函数。首先，内核会取出文件描述符对应的文件结构体，之后会调用aio_write，这是一个函数指针。在文件结构体中，你可以看到file_perations结构体指针。这个结构被通称为函数表（function table），其中包含了一些函数的指针，比如aio_read或者aio_write。对于socket来说，实际的表是socket_file_ops，aio_write对应的函数是sock_aio_write。在这里函数表的作用类似于java中的interface，内核使用这种机制进行代码抽象或重构。
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staticssize_tsock_aio_write(structkiocb { [...] structsocket [...]===> returnsock->ops->sendmsg(iocb,sock,msg,size); structsocket{ [...] structfile structsock conststructproto_ops }; conststructproto_opsinet_stream_ops={ .family=PF_INET, [...] .connect=inet_stream_connect, .accept=inet_accept, .listen=inet_listen,.sendmsg=tcp_sendmsg, .recvmsg=inet_recvmsg, [...] }; structproto_ops{ [...] int(*connect)(structsocket int(*accept)(structsocket int(*listen)(structsocket int(*sendmsg)(structkiocb int(*recvmsg)(structkiocb [...] }; |
sock_aio_write()函数会从文件结构体中取出socket结构体并调用sendmsg，这也是一个函数指针。socket结构体中包含了proto_ops函数表。IPv4的TCP实现中，proto_ops的具体实现是inet_stream_ops，sendmsg的实现是tcp_sendmsg。
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int tcp_sendmsg(struct kiocb *iocb, struct socket *sock, struct msghdr *msg, size_t size) { struct sock *sk = sock->sk; struct iovec *iov; struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk); struct sk_buff *skb; [...] mss_now = tcp_send_mss(sk, &size_goal, flags); /* Ok commence sending. */ iovlen = msg->msg_iovlen; iov = msg->msg_iov; copied = 0; [...] while (--iovlen >= 0) { int seglen = iov->iov_len; unsigned char __user *from = iov->iov_base; iov++; while (seglen > 0) { int copy = 0; int max = size_goal; [...] skb = sk_stream_alloc_skb(sk, select_size(sk, sg), sk->sk_allocation); if (!skb) goto wait_for_memory; /* * Check whether we can use HW checksum. */ if (sk->sk_route_caps & NETIF_F_ALL_CSUM) skb->ip_summed = CHECKSUM_PARTIAL; [...] skb_entail(sk, skb); [...] /* Where to copy to? */ if (skb_tailroom(skb) > 0) { /* We have some space in skb head. Superb! */ if (copy > skb_tailroom(skb)) copy = skb_tailroom(skb); if ((err = skb_add_data(skb, from, copy)) != 0) goto do_fault; [...] if (copied) tcp_push(sk, flags, mss_now, tp->nonagle); [...] } |
tcp_sendmsg（译注：原文写的是tcp_sengmsg，应该是笔误)会从socket中取得tcp_sock（也就是TCP控制块，TCB），并把应用程序请求发送的数据拷贝到socket发送缓冲中（译注：就是根据发送数据创建sk_buff链表）。当把数据拷贝到sk_buff中时，每个sk_buff会包含多少字节数据？在代码创建数据包时，每个sk_buff中会包含MSS字节(通过tcp_send_mss函数获取)，在这里MSS表示每个TCP数据包能携带数据的最大值。通过使用TSO(TCP Segment Offload)和GSO(Generic Segmentation Offload)技术，一个sk_buff可以保存大于MSS的数据。在这篇文章里就不详细解释了。
sk_stream_alloc_skb函数会创建新的sk_buff，之后通过skb_entail把新创建的sk_buff放到send_socket_buffer的末尾。skb_add_data函数会把应用层的数据拷贝到sk_buff的buffer中。通过重复这个过程（创建sk_buff然后把它加入到socket发送缓冲区）完成所有数据的拷贝。因此，大小是MSS的多个sk_buff会在socket发送缓冲区中形成一个链表。最终调用tcp_push把待发送的数据做成数据包，并且发送出去。
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staticinlinevoidtcp_push(structsock [...]===> staticinttcp_write_xmit(structsock intnonagle, { structtcp_sock structsk_buff [...] while((skb=tcp_send_head(sk))){ [...] cwnd_quota=tcp_cwnd_test(tp,skb); if(!cwnd_quota) break; if(unlikely(!tcp_snd_wnd_test(tp,skb,mss_now))) break; [...] if(unlikely(tcp_transmit_skb(sk,skb,1,gfp))) break; /* Advance the send_head. This one is sent out. * This call will increment packets_out. */ tcp_event_new_data_sent(sk,skb); [...] |
tcp_push函数会在TCP允许的范围内顺序发送尽可能多的sk_buff数据。首先会调用tcp_send_head取得发送缓冲区中第一个sk_buff，然后调用tcp_cwnd_test和tcp_send_wnd_test检查堵塞窗口和接收窗口，判断接收方是否可以接收新数据。之后调用tcp_transmit_skb函数来创建数据包。
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static int tcp_transmit_skb(struct sock *sk, struct sk_buff *skb, int clone_it, gfp_t gfp_mask) { const struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk); struct inet_sock *inet; struct tcp_sock *tp; [...] if (likely(clone_it)) { if (unlikely(skb_cloned(skb))) skb = pskb_copy(skb, gfp_mask); else skb = skb_clone(skb, gfp_mask); if (unlikely(!skb)) return -ENOBUFS; } [...] skb_push(skb, tcp_header_size); skb_reset_transport_header(skb); skb_set_owner_w(skb, sk); /* Build TCP header and checksum it. */ th = tcp_hdr(skb); th->source = inet->inet_sport; th->dest = inet->inet_dport; th->seq = htonl(tcb->seq); th->ack_seq = htonl(tp->rcv_nxt); [...] icsk->icsk_af_ops->send_check(sk, skb); [...] err = icsk->icsk_af_ops->queue_xmit(skb); if (likely(err <= 0)) return err; tcp_enter_cwr(sk, 1); return net_xmit_eval(err); } |
tcp_transmit_skb会创建指定sk_buff的拷贝（通过pskb_copy)，但它不会拷贝应用层发送的数据，而是拷贝一些元数据。之后会调用skb_push来确保和记录头部字段的值。send_check计算TCP校验和（如果使用校验和卸载checksum offload技术则不会做这一步计算）。最终调用queue_xmit把数据发送到IP层。IPv4中queue_xmit的实现函数是ip_queue_xmit。
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intip_queue_xmit(structsk_buff [...] rt=(structrtable [...] /* OK, we know where to send it, allocate and build IP header. */ skb_push(skb,sizeof(structiphdr)+(opt?opt->optlen:0)); skb_reset_network_header(skb); iph=ip_hdr(skb); *((__be16 if(ip_dont_fragment(sk,&rt->dst)&&!skb->local_df) iph->frag_off=htons(IP_DF); else iph->frag_off=0; iph->ttl=ip_select_ttl(inet,&rt->dst); iph->protocol=sk->sk_protocol; iph->saddr=rt->rt_src; iph->daddr=rt->rt_dst; [...] res=ip_local_out(skb); [...]===> int__ip_local_out(structsk_buff [...] ip_send_check(iph); returnnf_hook(NFPROTO_IPV4,NF_INET_LOCAL_OUT,skb,NULL, skb_dst(skb)->dev,dst_output); [...]===> intip_output(structsk_buff { structnet_device [...] skb->dev=dev; skb->protocol=htons(ETH_P_IP); returnNF_HOOK_COND(NFPROTO_IPV4,NF_INET_POST_ROUTING,skb,NULL,dev, ip_finish_output, [...]===> staticintip_finish_output(structsk_buff [...] if(skb->len>ip_skb_dst_mtu(skb)&&!skb_is_gso(skb)) returnip_fragment(skb,ip_finish_output2); else returnip_finish_output2(skb); |
ip_queue_xmit函数执行IP层的一些必要的任务。__sk_dst_check检查缓存的路由是否有效。如果没有被缓存的路由项，或者路由无效，它将会执行IP路由选择（IP routing)。之后调用skb_push来计算和记录IP头字段的值。之后，随着函数执行，ip_send_check计算IP头校验和并且调用netfilter功能（译注：这是内核的一个模块）。如果使用ip_finish_output函数会创建IP数据分片，但在使用TCP协议时不会创建分片，因此内核会直接调用ip_finish_output2来增加链路头，并完成数据包的创建。
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int dev_queue_xmit(struct sk_buff *skb) [...] ===> static inline int __dev_xmit_skb(struct sk_buff *skb, struct Qdisc *q, ...) [...] if (...) { .... } else if ((q->flags & TCQ_F_CAN_BYPASS) && !qdisc_qlen(q) && qdisc_run_begin(q)) { [...] if (sch_direct_xmit(skb, q, dev, txq, root_lock)) { [...] ===> int sch_direct_xmit(struct sk_buff *skb, struct Qdisc *q, ...) [...] HARD_TX_LOCK(dev, txq, smp_processor_id()); if (!netif_tx_queue_frozen_or_stopped(txq)) ret = dev_hard_start_xmit(skb, dev, txq); HARD_TX_UNLOCK(dev, txq); [...] } int dev_hard_start_xmit(struct sk_buff *skb, struct net_device *dev, ...) [...] if (!list_empty(&ptype_all)) dev_queue_xmit_nit(skb, dev); [...] rc = ops->ndo_start_xmit(skb, dev); [...] } |
最终的数据包会通过dev_queue_xmit函数完成传输。首先，数据包通过排队规则（译注：qdisc，上篇文章简单介绍过）传递。如果使用了默认的排队规则并且队列是空的，那么会跳过队列而直接调用sch_direct_xmit把数据包发送到驱动。dev_hard_start_xmit会调用实际的驱动程序。在调用驱动之前，设备的发送（译注：TX，transmit）被锁定，防止多个线程同时使用设备。由于内核锁定了设备的发送，驱动发送数据相关的代码就不需要额外的锁了。这里下次要讲（译注：这里是说原作者的下篇文章）的并行开发有很大关系。
ndo_start_xmit函数会调用驱动的代码。在这之前，你会看到ptype_all和dev_queue_xmit_nit。ptype_all是个包含了一些模块的列表（比如数据包捕获）。如果捕获程序正在运行，数据包会被ptype_all拷贝到其它程序中。因此，tcpdump中显示的都是发送给驱动的数据包。当使用了校验和卸载(checksum offload)或TSO(TCP Segment Offload)这些技术时，网卡（NIC）会操作数据包，所以tcpdump得到的数据包和实际发送到网络的数据包有可能不一致。在结束了数据包传输以后，驱动中断处理程序会返回发送了的sk_buff。
5.追踪代码：如何接收数据
一般来说，接收数据的执行路径是接收一个数据包并把数据加入到socket的接收缓冲区。在执行了驱动中断处理程序之后，首先执行的是napi poll处理程序。
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staticvoidnet_rx_action(structsoftirq_action { structsoftnet_data unsignedlongtime_limit=jiffies+2; intbudget=netdev_budget; void*have; local_irq_disable(); while(!list_empty(&sd->poll_list)){ structnapi_struct [...] n=list_first_entry(&sd->poll_list,structnapi_struct, poll_list); if(test_bit(NAPI_STATE_SCHED,&n->state)){ work=n->poll(n,weight); trace_napi_poll(n); } [...] } intnetif_receive_skb(structsk_buff [...]===> staticint__netif_receive_skb(structsk_buff { structpacket_type [...] __be16type; [...] list_for_each_entry_rcu(ptype,&ptype_all,list){ if(!ptype->dev||ptype->dev==skb->dev){ if(pt_prev) ret=deliver_skb(skb,pt_prev,orig_dev); pt_prev=ptype; } } [...] type=skb->protocol; list_for_each_entry_rcu(ptype, &ptype_base[ntohs(type)&PTYPE_HASH_MASK],list){ if(ptype->type==type&& (ptype->dev==null_or_dev||ptype->dev==skb->dev|| ptype->dev==orig_dev)){ if(pt_prev) ret=deliver_skb(skb,pt_prev,orig_dev); pt_prev=ptype; } } if(pt_prev){ ret=pt_prev->func(skb,skb->dev,pt_prev,orig_dev); staticstructpacket_typeip_packet_type__read_mostly={ .type=cpu_to_be16(ETH_P_IP), .func=ip_rcv, [...] }; |
就像之前说的，net_rx_action函数是用于接收数据的软中断处理函数。首先，请求napi poll的驱动会检索poll_list，并且调用驱动的poll处理程序(poll handler)。驱动会把接收到的数据包包装成sk_buff，之后调用netif_receive_skb。
如果有模块在请求数据包，那么netif_receive_skb会把数据包发送给那个模块。类似于之前讨论过的发送的过程，在这里驱动接收到的数据包会发送给注册到ptype_all列表的那些模块，数据包在这里被捕获。
之后，根据数据包的类型，不同数据包会被传输到相应的上层。链路头中包含了2字节的以太网类型(ethertype)字段，这个字段的值标识了数据包的类型。驱动会把这个值记录到sk_buff中（skb->protocol)。每一种协议有自己的packet_type结构体，并且会把指向结构体的指针放入ptype_base哈希表中。IPv4使用的是ip_packate_type，类型字段中的值是IPv4类型(ETH_P_IP）。于是，对于IPv4类型的数据包会调用ip_recv函数。
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int ip_rcv(struct sk_buff *skb, struct net_device *dev, ...) { struct iphdr *iph; u32 len; [...] iph = ip_hdr(skb); [...] if (iph->ihl < 5 || iph->version != 4) goto inhdr_error; if (!pskb_may_pull(skb, iph->ihl*4)) goto inhdr_error; iph = ip_hdr(skb); if (unlikely(ip_fast_csum((u8 *)iph, iph->ihl))) goto inhdr_error; len = ntohs(iph->tot_len); if (skb->len < len) { IP_INC_STATS_BH(dev_net(dev), IPSTATS_MIB_INTRUNCATEDPKTS); goto drop; } else if (len < (iph->ihl*4)) goto inhdr_error; [...] return NF_HOOK(NFPROTO_IPV4, NF_INET_PRE_ROUTING, skb, dev, NULL, ip_rcv_finish); [...] ===> int ip_local_deliver(struct sk_buff *skb) [...] if (ip_hdr(skb)->frag_off & htons(IP_MF | IP_OFFSET)) { if (ip_defrag(skb, IP_DEFRAG_LOCAL_DELIVER)) return 0; } return NF_HOOK(NFPROTO_IPV4, NF_INET_LOCAL_IN, skb, skb->dev, NULL, ip_local_deliver_finish); [...] ===> static int ip_local_deliver_finish(struct sk_buff *skb) [...] __skb_pull(skb, ip_hdrlen(skb)); [...] int protocol = ip_hdr(skb)->protocol; int hash, raw; const struct net_protocol *ipprot; [...] hash = protocol & (MAX_INET_PROTOS - 1); ipprot = rcu_dereference(inet_protos[hash]); if (ipprot != NULL) { [...] ret = ipprot->handler(skb); [...] ===> static const struct net_protocol tcp_protocol = { .handler = tcp_v4_rcv, [...] }; |
ip_rcv函数执行IP层必要的操作。它会解析数据包中的长度和IP头校验和。在经过netfilter代码时会执行ip_local_deliver函数。如果需要的话还会装配IP分片。之后会通过netfilter的代码调用ip_local_deliver_finish函数，这个函数通过调用__skb_pull移除IP头，并且通过IP头的protocol值查找上层协议标记。类似于ptype_base，每个传输层协议会在inet_protos中注册自己的net_protocol结构体。IPv4 TCP使用tcp_protocol，于是会调用tcp_v4_rcv函数继续处理。
当数据包到达TCP层时，数据包的处理流程取决于TCP状态和包类型。在这里，我们将看到TCP连接处于ESTABLISHED状态时处理到达的数据包的过程。在没有出现出现丢包或者乱序等异常的情况下，服务器会频繁的执行这条路径。
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inttcp_v4_rcv(structsk_buff { conststructiphdr structtcphdr structsock [...] th=tcp_hdr(skb); if(th->doff<sizeof(structtcphdr)/4) gotobad_packet; if(!pskb_may_pull(skb,th->doff gotodiscard_it; [...] th=tcp_hdr(skb); iph=ip_hdr(skb); TCP_SKB_CB(skb)->seq=ntohl(th->seq); TCP_SKB_CB(skb)->end_seq=(TCP_SKB_CB(skb)->seq+th->syn+th->fin+ skb->len-th->doff TCP_SKB_CB(skb)->ack_seq=ntohl(th->ack_seq); TCP_SKB_CB(skb)->when=0; TCP_SKB_CB(skb)->flags=iph->tos; TCP_SKB_CB(skb)->sacked=0; sk=__inet_lookup_skb(&tcp_hashinfo,skb,th->source,th->dest); [...] ret=tcp_v4_do_rcv(sk,skb); |
首先，tcp_v4_rcv函数验证包的有效性，如果tcp头的大小比数据的偏移大时(th->doff < sizeof(struct tcphdr) /4)则说明包头有错误。（如果没有错误）之后会调用__inet_lookup_skb在存放TCP连接的哈希表里查找数据包所属的连接。从查找到的sock结构体可以找到所有需要的数据结构（比如tcp_sock），也可以取得对应的socket。
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inttcp_v4_do_rcv(structsock [...] if(sk->sk_state==TCP_ESTABLISHED){/* sock_rps_save_rxhash(sk,skb->rxhash); if(tcp_rcv_established(sk,skb,tcp_hdr(skb),skb->len)){ [...]===> inttcp_rcv_established(structsock [...] /* * Header prediction. */ if((tcp_flag_word(th)&TCP_HP_BITS)==tp->pred_flags&& TCP_SKB_CB(skb)->seq==tp->rcv_nxt&& !after(TCP_SKB_CB(skb)->ack_seq,tp->snd_nxt))){ [...] if((int)skb->truesize>sk->sk_forward_alloc) gotostep5; NET_INC_STATS_BH(sock_net(sk),LINUX_MIB_TCPHPHITS); /* Bulk data transfer: receiver */ __skb_pull(skb,tcp_header_len); __skb_queue_tail(&sk->sk_receive_queue,skb); skb_set_owner_r(skb,sk); tp->rcv_nxt=TCP_SKB_CB(skb)->end_seq; [...] if(!copied_early||tp->rcv_nxt!=tp->rcv_wup) __tcp_ack_snd_check(sk,0); [...] step5: if(th->ack&&tcp_ack(sk,skb,FLAG_SLOWPATH)<0) gotodiscard; tcp_rcv_rtt_measure_ts(sk,skb); /* Process urgent data. */ tcp_urg(sk,skb,th); /* step 7: process the segment text */ tcp_data_queue(sk,skb); tcp_data_snd_check(sk); tcp_ack_snd_check(sk); return0; [...] } |
实际的协议在tcp_v4_do_rcv函数中处理。如果TCP正处于ESTABLISHED状态则会调用tcp_rcv_established（译注：原文写的是tcp_rcv_esablished，应该是笔误）。由于ESTABLISHED是最常用的状态，所以它被单独处理和优化了。 tcp_rcv_established首先会执行头部预测（header prediction)的代码。头部预测会快速检测和处理常见情况。在这里常见的情况是没有在发送数据，实际收到的数据包正是应该收到的下一个数据包，例如TCP接收到了它期望收到的那个顺序号。在这种情况下在把数据加入到socket缓冲区、发送ack之后完成处理。
往前翻的话你会看到比较truesize和sk_forward_allow的语句。这个用来检查socket接收缓冲区中是否还有空闲空间来存放刚收到的数据。如果有的话，头部预测为“命中”（预测成功）。之后调用__skb_pull来删除TCP头。再之后调用__skb_queue_tail来把数据包增加到socket接收缓冲区。最终会视情况调用__tcp_ack_snd_check发送ACK。此时处理完成。
如果没有足够的空间，那么会走一条比较慢的路径。tcp_data_queue函数会新分配socket接收缓冲区的空间并把数据增加到缓冲区中。在这种情况下，接受缓冲区的大小在需要时会自动增加。和上一段说的快速路径不同，此时会在可行的情况下会调用tcp_data_snd_check发送一个新的数据回包。最终，如果需要的话会调用tcp_ack_snd_check来发送一个ACK包。
这两条路径下执行的代码量不大，因为这里讨论的都是通常情况。或者说，其它特殊情况的处理会慢的多，比如接收乱序这类情况。
6.驱动和网卡如何通讯
驱动（driver）和网卡（nic）之间的通讯处于协议栈的底层，大多数人并不关心。但是，为了解决性能问题，网卡会处理越来越多的任务。理解基础的处理方式会帮助你理解额外这些优化技术。
网卡和驱动之间使用异步通讯。首先，驱动请求数据传输时CPU不会等待结果而是会继续处理其它任务，之后网卡发送数据包并通知CPU，驱动程序返回通过事件接收的数据包（这些数据包可以看作是异步发送的返回值）。
和数据包传输类似，数据包的接收也是异步的。首先驱动请求接受接收数据包然后CPU去执行其它任务，之后网卡接收数据包并通知CPU，然后驱动处理接收到的数据包（返回数据）。
因此需要有一个空间来保存请求和响应（request and response）。大多数情况网卡会使用环形队列数据结构（ring structure）。环形队列类似于普通的队列，其中有固定数量的元素，每个元素会保存一个请求或一个相应数据。环形队列中元素是顺序的，“环形”的意思是队列虽然是定长的，但是其中的元素会按顺序重用。
图8展示了数据包传输的过程，你会看到如何使用环形队列。
图8：驱动和网卡之间的通讯：如何传输数据包
驱动接收到上层发来的数据包并创建网卡能够识别的描述符。发送描述符（send descriptor）默认会包含数据包的大小和内存地址。这里网卡需要的是内存中的物理地址，驱动需要把数据包的虚拟地址转换成物理地址。之后，驱动会把发送描述符添加到发送环形队列（TX ring）（1），发送环形队列中包含的实际是发送描述符。
之后，驱动会把请求通知给网卡（2）。驱动直接把数据写入指定的网卡内存地址中（译注：这里应该是网卡的寄存器地址，写入的是通知而不是数据包）。这种CPU直接向设备发送数据的传输方式叫做程序化I/O（Programmed I/O，PIO）。
网卡被通知后从主机的发送队列中取得发送描述符（3）。这种设备直接访问内存而不需要调用CPU的内存访问方式叫做直接内存访问（Direct Memory Access，DMA）。
在取得发送描述符后，网卡会得到数据包的地址和大小并且从主机内存中取得实际的数据包（4）。如果有校验和卸载（checksum offload）的话，网卡会在拿到数据后计算数据包的校验和，因此开销不大。
网卡发送数据包（5）之后把发送数据包的数量写入主机内存（6）。之后它会触发一次中断，驱动程序会读取发送数据包的数量并根据数量返回已发送的数据包。
在图9中，你会看到接收数据包的流程。
图9：驱动和网卡之间的通讯：如何接收数据包
首先，驱动会在主机内存中分配一块缓冲区用来接收数据包，之后创建接收描述符（receive descriptor）。接收描述符默认会包含缓冲区的大小和地址。类似于发送描述符，接收描述符中保存的也是DMA使用的物理地址。之后，驱动会把接收描述符加入到接收环形队列（RX ring）（1），接收环形队列保存的都是接收数据的请求。
通过PIO，驱动程序通知网卡有一个新的描述符（2），网卡会把新的描述符从接收队列中取出来，然后把缓冲区的大小和地址保存到网卡内存中（3）。
在接收到数据包时，网卡会把数据包发送到主机内存缓冲区中（5）。如果存在校验和卸载函数，那么网卡会在此时计算校验和。接收数据包的实际大小、校验和结果和其他信息会保存在独立的环形队列中（接收返回环形队列，receive return ring）（6）。接收返回队列保存了接收请求的处理结果，或者叫响应（response）。之后网卡会发出一个中断（7）。驱动程序从接收返回队列中获取接收到的数据包的信息，如果必要的话，还会分配新内存缓冲区并重复（1）和（2）。
调优网络栈时，大部分人会说环形队列和中断的设置需要被调整。当发送环形队列很大时，很多次的发送请求可以一次完成；当接收环形队列很大，可以一次性接收多个数据包。更大的环形队列对于大流量数据包接收/发送是很有用的。由于CPU在处理中断时有大量开销，大量大多数情况下，网卡使用一个计时器来减少中断。为了避免对宿主机过多的中断，发送和接收数据包的时候中断会被收集起来并且定期调用（interrupt coalescing，中断聚合）。
7.网络栈中的缓冲区和流量控制
在网络栈中流量控制在几个阶段被执行。图10展示了传输数据时的一些缓冲区。首先，应用会创建数据并把数据加入到socket发送缓冲区。如果缓冲区中没有剩余空间的话，系统调用会失败或阻塞应用进程。因此，应用程序到内核的发送速率由socket缓冲区大小来限制。
图10：数据发送相关的缓冲
TCP通过传输队列（qdisc）创建并把数据包发送给驱动程序。这是一个典型的先入先出队列，队列最大长度是txqueuelen，可以通过ifconfig命令来查看实际大小。通常来说，大约有几千个数据包。
驱动和网卡之间是传输环形队列（TX ring），它被认为是传输请求队列（transmission request queue）。如果队列中没有剩余空间的话就不会再继续创建传输请求，并且数据包会积累在传输队列中，如果数据包积累的太多，那么新的数据包会被丢弃。
网卡会把要发送的数据包保存在内部缓冲区中。这个队列中的数据包速度受网卡物理速度的影响（例如，1Gb/s的网卡不能承担10Gb/s的性能）。根据以太网流量控制，当网卡的接收缓冲区没有空间时，数据包传输会被停止。
当内核速度大于网卡时，数据包会堆积在网卡的缓冲区中。如果缓冲区中没有空间时会停止处理传输环形队列（TX ring）。越来越多的请求堆积在传输环形队列中，最终队列中空间被耗尽。驱动程序不能再继续创建传输请求数据包会堆积在传输队列（transmit queue）中。压力通过各种缓冲从底向上逐级反馈。
图11展示了接收数据包经过的缓冲区。数据包先被保存在网卡的接收缓冲区中。从流量控制的视角来看，驱动和网卡之间的接收环形缓冲区(RX ring)可以被看作是数据包的缓冲区。驱动程序从环形缓冲区取得数据包并把它们发送到上层。服务器系统的网卡驱动默认会使用NAPI，所以在驱动和上层之间没有缓冲区。因此，可以认为上层直接从接收环形缓冲区中取得数据，数据包的数据部分被保存在socket的接收缓冲区中。应用程序从socket接收缓冲区取得数据。
图11：与接收数据包相关的缓冲
不支持NAPI的驱动程序会把数据包保存在积压队列（backlog queue）中。之后，NAPI处理程序取得数据包，因此积压队列可以被认为是在驱动程序和上层之间的缓冲区。
如果内核处理数据包的速度低于网卡的速度，接收循环缓冲区队列(RX ring)会被写满，网卡的缓冲区空间(NIC internal buffer)也会被写满，当使用了以太流量控制（Ethernet flow control）时，接收方网卡会向发送方网卡发送请求来停止传输或丢弃数据包。
因为TCP支持端对端流量控制，所以不会出现由于socket接收队列空间不足而丢包的情况。但是，当使用UDP协议时，因为UDP协议不支持流量控制，如果应用程序处理速度不够的时候会出现socket接收缓冲区空间不足而丢包的情况。
在图10和图11中展示的传输环形队列（TX ring）和接收环形队列（RX ring）的大小可以用ethtool查看。在大多数看重吞吐量的负载情况下，增加环形队列的大小和socket缓冲区大小会有一些帮助。增加大小会减少高速收发数据包时由于缓冲区空间不足而造成的异常。
8.结论
最初，我计划只解释那些会对你编写网络程序有帮助的东西，执行性能测试和解决问题。即使是我最初的计划，在这篇文档中包含的内容也会很多。我希望这篇文章会帮助你开发网络程序并监控它们的性能。TCP/IP协议本身就十分复杂并有很多异常情况。但是，你不需要理解OS中TCP/IP协议相关的每一行代码来理解性能和分析现象。只需要理解它的上下文对你就会十分有帮助。
随着系统性能和操作系统网络栈实现的持续提升，最近的服务器能承受10-20Gb/s的TCP吞吐量而不出现任何问题。近期也出现了与性能相关的很多的新技术，例如TSO, LRO, RSS, GSO, GRO, UFO, XPS, IOAT, DDIO, TOE等等（译注：这些我就不翻译了……），让我们有些困惑。
在下篇文章中，我会从性能的观点解释关于网络栈，并且讨论这些技术的问题和收益。
By Hyeongyeop Kim, Senior Engineer at Performance Engineering Lab, NHN Corporation.
9.译者最后说几句
本来看着文章内容不多，但是实际翻译下来才发现有这么多字……翻译过程中发现有很多地方自己之前的理解也有一些错误，如果各位发现哪里翻译的有问题的话麻烦告知一下，感激不尽~~
对于TCP协议来说，虽然已经看过很多相关的文章，但是真正要完整的描述一次tcp数据包发送和接收的过程实际上还是很难做到的。对于TCP或者内核之类的文章很多，但是我观察了一下，大部分人的问题并不是看的文章不够多，而是看的不够仔细。
与其每天乐此不疲的mark一堆技术文章然后随便扫几眼，还不如安心把一篇文章完整的读透，甚至再退一步，把文章从头到尾通读一遍，那也是极好的。这也是这次翻译这篇文章的初衷，与各位共勉。