TCP/IP卷二：伯克利联网程序代码详解

TCP/IP卷二

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被传递到正确的主机(通过比较数据报的目标 I P地址与主机I P地址)，并当系统被配置为一个路

由器，且数据报被表注为其他的 I P地址时，转发此数据报。如果 I P数据报到达它的最终目标，

调用I P首部中标识的协议的输入例程： I C M P，I G M P，T C P 或U D P。在我们的例子中，调用

U D P 输入例程去处理U D P数据报。

1.10.3 UDP输入

U D P 输入例程验证U D P 首部中的各字段(长度与可选的检验和)，然后确定是否一个进程应

该接收此数据报。在第 2 3章我们要详细讨论这个检查是如何进行的。一个进程可以接收到一

指定U D P 端口的所有数据报，或让内核根据源与目标 I P 地址及源与目标端口号来限制数据报

的接收。

在我们的例子中， U D P 输入例程从一个全局变量 u d b (图1 - 5 ) 开始，查看所有 U D P 协议控

制块链表，寻找一个本地端口号 ( i n p _ l p o r t)与接收的U D P 数据报的目标端口号匹配的协议

控制块。这个P C B是由我们调用s o c k e t 创建的，它的成员i n p _ s o c k e t 指向相应插口结构，

并允许接收的数据在此插口排队。

在程序示例中，我们从未为应用程序指定本地端口号。在习题 2 3 . 3中，我们会看

到在写第一个 U D P 程序时创建一个插口而不绑定一个本地端口号会导致内核自动地

给此插口分配一个本地端口号 (称为短期端口 )。这就是为什么插口的 P C B成员

i n p _ l p o r t不是一个空值的原因。

因为这个U D P 数据报要传递给我们的进程，发送方的 I P 地址和U D P 端口号被放置到一个

m b u f 中，这个m b u f 和数据(在我们的例子中是 2 6 字节)被追加到此插口的接收队列中。图 1 - 11

所示的是被追加到这个插口的接收队列中的这两个 m b u f 。

图1 - 11 发送方地址和数据

比较这个链表中的第二个 m b u f ( M T _ D A T A 类型 )与图 1 - 1 0 中的 m b u f ，成员 m _ l e n 和

m _ p k t h d r . l e n都减小了 2 8字节( 2 0 字节的I P首部和8字节U D P首部)，并且指针m _ d a t a 也减

小了2 8字节。这有效地将I P和U D P 首部删去，只保留了2 6 字节数据追加到插口接收队列。

16计计TCP/IP详解卷2：实现

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指向链中下一个mbuf的指针

16字节sockaddr_in{}

带有发送方IP地址和端口号

插口的接

收队列

指向接口结构的指针

44字节(未用)

26字节(未用)

在链表的第一个 m b u f中包括一个 1 6 字节I n t e r n e t插口地址结构，它带有发送方 I P地址和

U D P 端口号。它的类型是 M T _ S O N A M E，与图1 - 6 中的m b u f类似。这个 m b u f 是插口层创建的，

将这些信息返回给通过调用系统调用 r e c v f o r m 或r e c v m s g 的调用进程。即使在这个链表的

第二个m b u f 中有空间( 1 6字节)存储这个插口地址结构，它也必须存放到它自己的 m b u f 中，因

为它们的类型不同(一个是M T _ S O N A M E，一个是M T _ D A T A )。

然后接收进程被唤醒。如果进程处于睡眠状态等待数据的到达 (我们例子中的情况)，进程

被标志为可运行状态等待内核的调度。也可以通过 s e l e c t 系统调用或S I G I O信号来通知进

程数据的到达。

1.10.4 进程输入

我们的进程调用 r e c v f r o m 时被阻塞，在内核中处于睡眠状态，现在进程被唤醒。 U D P

层追加到插口接收队列中的 2 6 字节的数据(接收的数据报 )被内核从m b u f 复制到我们程序的缓

存中。

注意，我们的程序把 r e c v f o r m 的第5，第6个参数设置为空指针，告诉系统在接收过程

中不关心发送方的 I P 地址和U D P 端口号。这使得系统调用 r e c v f r o m时，略过链表中的第一

个m b u f (图1 - 11 )，仅返回第二个m b u f中的2 6字节的数据。然后内核的 r e c v f r o m代码释放图1 -

11中的两个m b u f，并把它们放回到自由 m b u f 池中。

1 . 11 网络实现概述(续)

图1 - 1 2 总结了在各层间为网络输入输出而进行的通信。图 1 - 1 2是对图1 - 3 进行了重画，它

只考虑I n t e r n e t协议，并且强调层间的通信。符号 s p l n e t 与s p l i m p在下一节讨论。

我们使用复数术语插口队列 (socket queues)和接口队列(interface queues)，因为每个插口

第1章概述计计17

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进程

插口队列

软件中断@splnet

(由接口层产生)

协议层

(TCP, UDP, IP, ICMP, IGMP)

协议队列

(IP输入队列)

接口层

硬件中断@splimp

(由网络设备产生)

插口层

系统调用

函数调用

接口队列

函数调用

来启动输出

图1-12 网络输入输出的层间通信

件顺序。

1) 当插口层以级别 s p l 0 执行时，一个以太网设备驱动程序中断发生，使接口层以级别

s p l i m p 执行。这个中断抢占了插口层代码的执行。这就是异步执行接口输入例程。

2) 当以太网设备驱动程序在运行时，它把一个接收的分组放置到 I P输出队列中并调度一

个s p l n e t级别的软中断。软中断不会立即有效，因为内核正在一个更高的优先级 (s p l i m p )

上运行。

3) 当以太网设备驱动程序完成后，协议层以级别s p l n e t执行。这就是异步执行I P输入例程。

4) 一个终端设备中断发生 (完成一个S L I P 分组)，它立即被处理，抢占协议层，因为终端

输入/输出(s p l t t y )优先级比图1 - 1 3中的协议层(s p l n e t )更高。

5) SLIP驱动程序把接收的分组放到 I P输入队列中并为协议层调度另一个软中断。

6) 当S L I P 驱动程序结束时，被抢占的协议层继续以级别 s p l n e t执行，处理完从以太网设备

驱动程序收到的分组后，处理从 S L I P驱动程序接收的分组。仅当没有其他输入分组要处理时，

它会把控制权交还给被它抢占的进程 (在本例中是插口层)。

7) 插口层从它被中断的地方继续执行。

对于这些不同优先级，一个要关心的问题就是如何处理那些在不同级别的进程间共享的

数据结构。在图1 - 2 中显示了三种在不同优先级进程间共享的数据结构

—

插口队列、接口队

列和协议队列。例如，当 I P 输入例程正在从它的输入队列中取出一个接收的分组时，一个设

备中断发生，抢占了协议层，并且那个设备驱动程序可能添加另一个分组到 I P 输入队列。这

些共享的数据结构(本例中的I P 输入队列，它共享于协议层和接口层 )，如果不协调对它们的访

问，可能会破坏数据的完整性。

N e t / 3的代码经常调用函数 s p l i m p 和s p l n e t 。这两个调用总是与 s p l x 成对出现，s p l x

使处理器返回到原来的优先级。例如下面这段代码，被协议层 I P 输入函数执行，去检查是否

有其他分组在它的输入队列中等待处理：

struct mbuf *m;

int s;

s = splimp ();

IF_DEQUEUE (&ipintrq, m);

splx(s);

if (m == 0)

return;

调用s p l i m p 把C P U 的优先级升高到网络设备驱动程序级，防止任何网络设备驱动程序中断发

生。原来的优先级作为函数的返回值存储到变量 s中。然后执行宏I F _ D E Q U E U E 把I P 输入队列

(i p i n t r q )头部的第二个分组删去，并把指向此 m b u f 链表的指针放到变量 m中。最后，通过

调用带有参数 s ( 其保存着前面调用 s p l i m p 的返回值 )的s p l x ，C P U 的优先级恢复到调用

s p l i m p 前的级别。

由于在调用s p l i m p 和s p l x之间所有的网络设备驱动程序的中断被禁止，在这两个调用

间的代码应尽可能的少。如果中断被禁止过长的时间，其他设备会被忽略，数据会被丢失。

因此，对变量m的测试(看是否有其他分组要处理)被放在调用s p l x 之后而不是之前。

当以太网输出例程把一个要输出的分组放到一个接口队列，并测试接口当前是否忙时，

若接口不忙则启动接口，这时例程需要调用这些 s p l调用。

第1章概述计计19

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