NAPI驱动流程：

中断发生

-->确定中断原因是数据接收完毕(中断原因也可能是发送完毕，DMA完毕，甚至是中断通道上的其他设备中断)

-->通过netif_rx_schedule将驱动自己的napi结构加入softnet_data的poll_list链表，禁用网卡中断，并发出软中断

-->中断返回时触发软中断net_rx_action，从softnet_data的poll_list上取下刚挂入的napi结构，并且调用其

poll函数，这个poll函数也是驱动自己提供的，比如rtl8139网卡驱动中的rtl8139_poll等。

-->在poll函数中进行轮询，直到接受完所有的数据或者预算(budget)耗尽。每接收一个报文要分配skb，用eth_type_trans处理并交给netif_receive_skb。

-->如果数据全部接收完(预算没有用完)，则重新使能中断并将napi从链表中取下。如果数据没接收完，则什么也不作，等待下一次poll函数被调度。

非NAPI流程：

中断发生

-->确定中断发生的原因是接收完毕。分配skb，读入数据，用eth_type_trans处理并且将skb交给netif_rx

-->在netif_rx中，将packet加入到softnet_data的input_pkt_queue末尾(NAPI驱动不使用这个

input_pkt_queue)，再通过napi_schedule将softnet_data中的backlog(这也是个napi结构)加入

softnet_data的poll_list，最后发出软中断

-->软中断net_rx_action从poll_list上取下softnet_data的backlog，调用其poll函数，这个poll函数是内核提供的process_backlog

-->函数process_backlog从softnet_data的input_pkt_queue末尾取下skb，并且直接交给netif_receive_skb处理。

-->如果input_pkt_queue中所有skb都处理完则将backlog从队列中除去(注意input_pkt_queue中可能有多个网卡加入的报文，因为它是每cpu公用的)并退出循环;如果预算用完后也跳出循环。最后返回接受到的包数

总结：

NAPI和非NAPI的区别

1.NAPI使用中断＋轮询的方式，中断产生之后暂时关闭中断然后轮询接收完所有的数据包，接着再开中断。而非NAPI采用纯粹中断的方式，一个中断接收一个数据包

2.NAPI都有自己的struct napi结构，非NAPI没有

3.NAPI有自己的poll函数，而且接收数据都是在软中断调用poll函数时做的，而非NAPI使用公共的process_backlog函数作为其poll函数，接收数据是在硬件中断中做的

4.NAPI在poll函数中接收完数据之后直接把skb发给netif_receive_skb，而非NAPI在硬件中断中接收了数据通过

netif_rx把skb挂到公共的input_pkt_queue上，最后由软中断调用的process_backlog函数来将其发送给

netif_receive_skb

驱动以及软中断这块对skb仅仅做了以下简单处理：

1.调用skb_reserve预留出2个字节的空间，这是为了让ip首部对齐，因为以太网首部是14字节

2.调用skb_put将tail指向数据末尾

3.调用eth_type_trans进行如下处理：

(1)将skb->dev指向接收设备

(2)将skb->mac_header指向data(此时data就是指向mac起始地址)

(3)调用skb_pull(skb, ETH_HLEN)将skb->data后移14字节指向ip首部

(4)通过比较目的mac地址判断包的类型，并将skb->pkt_type赋值PACKET_BROADCAST或PACKET_MULTICAST或者PACKET_OTHERHOST，因为PACKET_HOST为0，所以是默认值

(5)最后判断协议类型，并返回(大部分情况下直接返回eth首部的protocol字段的值)，这个返回值被存在skb->protocol字段中

总结，结束后，skb->data指向ip首部，skb->mac_header指向

mac首部,skb->protocol储存L3的协议代码，skb->pkt_type已被设置，skb->len等于接收到的报文

长度减去eth首部长度，也就是整个ip报文的总长。其余字段基本上还是默认值。

netif_receive_skb

1.将skb->iif赋值为skb->dev->ifindex，将skb->network_header和

skb->transport_header都指向skb->data，也就是ip首部，然后skb->mac_len=skb-&

gt;network_header-skb->mac_header，正常情况下应该等于ETH_HLEN吧

2.向ptype_all中注册(通过dev_add_pack)的每一个packet_type调用一次deliver_skb,这里没有拷贝skb，只是先增加了一下skb->users

3.调用handle_bridge处理桥报文，如果该dev不是一个桥端口则直接返回

4.调用handle_macvlan处理vlan

5.对于每一个在ptype_base中注册的packet_type(也是用dev_add_pack),调用deliver_skb

6.如果没有任何一个注册的packet_type接受skb则直接kfree_skb并且返回NET_RX_DROP。否则返回最后一个pkt_type->func返回的值

总结，需要说一下dev_add_pack，这个函数根据传入的packet_type的type字

段决定加入哪个队列，如果是ETH_P_ALL就加入ptype_all，否则计算哈希值并加入ptype_base，通过这个函数注册的都是L3层的协

议，比如ip,arp,rarp,bootp等，其实还有packet协议族套接字的监听函数(除了ETH_P_ALL之外都加入ptype_base，

它们对应的接收函数是packet_rcv)，这里对于ip来说，接受函数就是ip_rcv。

经过这个函数，又有几个字段发生变化：

network_header和transport_header都指向ip首部,mac_len为mac首部长度

ip_rcv:

1.丢弃所有pkt_type为OTHER_HOST的包，注意对于将网卡设为混杂模式的监听进程来说，这个包已经在netif_receive_skb中给它们发送了一份拷贝

2.检查skb是否被共享，如果被共享需要用skb_clone拷贝一份，因为后面要对skb的内容进行变更

3.常规检测：如果报文的长度小于ip首部最小长度，丢弃；如果ip协议字段不等于4丢弃；若ip首部长度字段小于5，丢弃；若ip首部长度小于ip首部

长度字段*4，丢弃；如果ip首部校验和出错，丢弃；如果skb->len(此时len为整个ip报文长度)小于ip首部总长字段，丢弃；如果ip

首部总长字段小于ip首部长度字段，丢弃；

4.注意第三步中skb->len是可以小于ip首部的总长字段的，因为根据代码注释，传输介质有可能在末尾添加了padding，在这种情况下，

会调用pskb_trim_rcsum将多余的结尾部分砍掉(通过把skb->tail往前移)，并且还要将检查和无效化

5.此处调用NF_INET_PRE_ROUTING钩子函数

总结，ip_rcv主要进行的常规检查，唯一对skb进行操作的就是将结尾的填充字段砍掉。

ip_rcv_finish：

1.首先，如果skb->dst为空，说明还不确定这个ip报文的目的地是本机还是别的机器，这时通过ip_route_input来找到rtable并且赋给skb->rtable

2.如果ip首部长度字段大于5则调用ip_rcv_options处理ip选项。该函数调用ip_options_compile将选项全部处理放在

skb的cb字段中，作为一个struct

ip_options(还要详细看ip_options_compile)。如果有源站路由选项则检查设备是否支持源站路由(软件支持，可配置)，则调用

ip_options_rcv_srr(此函数也还需认真看)填写源站路由。

3.添加统计信息并调用dst_input，dst_input只是调用skb->dst->input函数，这个skb->dst就

是前面用ip_route_input确定的，而根据dst类型的不同，这个input函数可能是ip_local_deliver或者

ip_forward，这里我们看ip_local_deliver。

总结，ip_rcv_finish改变了skb->dst字段(如果本来

skb->dst字段已经有值则不改变)和skb->cb字段(在ip_rcv_options中将ip首部选项编译之后放入cb)。

ip_options_compile可以改变报文内容，比如填写路由记录选项，填写时间戳选项等

ip_local_deliver

1.如果ip首部offset或者MF不为0，则调用ip_defrag进行ip分片的重组，ip_defrag只在成功完全重组了一个报文之后才会返回

0，其他情况都是返回非0，如果返回非0就会从ip_local_deliver返回。ip_defrag也比较复杂，需要细看，总体来说就是将分片放在

一个哈希表中，开启定时器，来一个分片就与前面属于同一ip报文的分片合并(两个分片是否属于同一个ip报文是通过ip的id字段，源目的地址，L4协议

等多个参数确定的，可参考ip4_frag_match)

2.钩子NF_INET_LOCAL_IN，并调用ip_local_deliver_finish

总结，从上两个函数可以看出NF_INET_PRE_ROUTING和

NF_INET_LOCAL_IN之间的区别，前者还没有经过路由处理，即skb->dst一般还没有确定，而后者是已经确定了

skb->dst且dst为本地地址，假如skb->dst不是本地地址则会调用ip_forward，这就不会触发

NF_INET_LOCAL_IN了。另外NF_INET_PRE_ROUTING尚未对ip分片进行合并处理，而NF_INET_LOCAL_IN抓到

的数据包是已经合并成的ip报文了

ip_local_deliver_finish

1.将skb->data继续移动指向传输层首部，并且将skb->transport_header也指向传输层首部，接下来开始处理

2.首先从ip首部取得传输层协议号，然后用这个协议号调用raw_local_deliver将skb传给raw_v4_hashinfo哈希表中的原始套接字协议

3.再利用protocol值作为下标取得inet_protos全局数组中的注册协议(对于tcp,udp,icmp分别是

tcp_protocol，udp_protocol，icmp_protocol)。如果找到了对应的协议处理结构，就把skb交给该结构的

handler函数处理(对于tcp,udp,icmp分别是tcp_v4_rcv，udp_rcv，icmp_rcv)。如果没找到对应的处理结构，则

回发一个icmp协议不可达的目的不可达报文，并释放skb。

总结：这里又一次移动了skb->data指针，将其指向传输层首部，同时设置了

transport_header也指向传输层首部。raw_v4_hashinfo和inet_protos都是一个256项的全局数组，以协议号为下

标保存了各个协议的处理结构。这两个数组就像是L4层的ptype_base，根据本层的协议号来决定处理函数

注意区别raw_v4_hashinfo和上面的ptype_all，前者是AF_INET的SOCK_RAW套接字注册的接收结构，而后者是

AF_PACKET套接字注册的接收结构，可见raw套接字是经过了ip层处理的而packet是在netif_receive_skb中接收的，尚未经

过任何处理，其中一个显著区别就是raw经过了ip_defrag而packet没有

对于udp来说，inet_protos中的结构是全局变量udp_protocol，它的handler函数是udp_rcv

udp_rcv所做的就是直接调用__udp4_lib_rcv(skb, udp_hash, IPPROTO_UDP);

__udp4_lib_rcv

此函数中会调用__udp4_lib_lookup_skb-->()__udp4_lib_lookup()来查找此udp包对应的socket，主要是查找源目的地址和端口号都符合的socket。

如果查找到了对应的socket，则调用udp_queue_rcv_skb将skb放入udp的接收队列，然后返回0

如果没有查找到对应的socket，要向源地址发送一个ICMP端口不可达消息

udp_queue_rcv_skb

它经过__udp_queue_rcv_skb(sk,

skb)-->__udp_queue_rcv_skb-->skb_queue_tail一系列调用过程将skb加入socket的接收队

列sk->sk_receive_queuek末尾。其中还要检测接收缓冲区是否已经满。

接着调用sk->sk_data_ready(sk, skb_len)通知socket有数据就绪，可以读了。一般情况下这个函数对应sock_def_readable，这个函数的功能就是唤醒在sk->sk_sleep上睡眠的进程

那么是谁在这里睡眠呢？在调用recvfrom系统调用接收报文的时候，会经过这样一个流程

sys_socketcall

-->sys_recvfrom

-->sock_recvmsg

-->__sock_recvmsg

-->sock->ops->recvmsg，这个sock->ops对应全局变量inet_dgram_ops，里面的recvmsg对应sock_common_recvmsg

-->sock_common_recvmsg

-->sk->sk_prot->recvmsg，这个sk->sk_prot对应全局变量udp_prot，里面的recvmsg对应udp_recvmsg

-->udp_recvmsg

-->__skb_recv_datagram

在__skb_recv_datagram中，会首先尝试从sk->sk_receive_queue上取下数据包，如果发现队列中没有数据包，则

开始在sk->sk_skeep上睡眠。而上面sock_def_readable唤醒的就是这里睡眠的进程。

可以看到，在__skb_recv_datagram中被唤醒后，函数又尝试从sk->sk_receive_queue上取下数据包，这时当然会

成功，成功之后返回到udp_recvmsg。udp_recvmsg再进行一些简单的检测之后就调用copy_to_user将数据拷贝到用户空间了

(其实这里并不是简单调用copy_to_user，还要处理很多情况，比如用户使用的msghdr可能包含多个iovec，skb可能有多个frags

等等)

这样，一个udp数据包就从网卡到达了用户的缓冲区

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