TCP三次握手的抓包与源码分析
一、抓包分析SYN
为了理解三次握手的具体情形，我们先在应用层进行验证，打开wireshark，进行一次网络连接，追踪数据包；
在显示筛选规则编辑框中输入“tcp”,可以看到在本地主机和服务器之间传输的一系列tcp和HTTP消息，你应该能看到包含SYN Segment的三次握手。通过Analyze的Follow TCP Stream分析出传输内容。写出其中某TCP数据包的源
IP地址，目的IP地址，源端口，目的端口，窗口大小。
首先根据seq与ack字段的值确定三次握手的过程：
三次握手的理解如下：
然后利用Analyze中的Follow TCP Stream来抓取数据包：
根据数据内容可知，上述操作只抓取了TCP报文内的数据内容，而过滤了首部信息；
然后选取一个数据包进行分析：源IP地址（40.90.189.152）：
目的IP地址（192.168.0.3）：
源端口与目的端口（443，50855）：
窗口大小（1460）：
二、设置断点追踪
下面我们在menuOS系统中运行client以及server端程序，并对connect（）及bind（）、listen（）、accept（）设置断点追踪内核源码；
然后我们分析内核源码；
由上次的实验我们知道建立socket套接字的流程大致如下：
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()
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()
三、源码分析
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。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;
这时，状态从CLOSING转到TCP_SYN_SENT。
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。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); }
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()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; } }
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); …… }
好啦，就这样吧！
