Linux tcp被动打开内核源码分析

【我是从2个角度来看，其实所谓2个角度，是发现我分析源码时，分析重复了，写了2个分析报告，所以现在都贴出来。】

【如果你是想看看，了解一下内核tcp被动打开时如何实现的话，我觉得还是看看概念就可以了，因为即使看了源码，过一个个礼拜你就忘了，如果是你正在修改协议栈，为不知道流程而发愁，那么希望你能看看源码以及注释，希望你给你帮助。】

概念：

tcp被动打开，前提是你listen，这个被动打开的前提。你listen过后，其实创建了一个监听套接字，专门负责监听，不会负责传输数据。

当第一个syn包到达你的服务器时，其实linux 内核并不会创建sock结构体，而是创建一个轻量级的request_sock结构体，里面能唯一确定某个客户端发来的syn的信息，接着我们就发送syn、ack给客户端，对的，服务器就做了这2个动作，1：建立request_sock，2：回复syn、ack。

客户端肯定接着回ack，这时，我们能从ack中，取出信息，在一堆request_sock匹配，看看是否之前有这个ack对应的syn发过来过。如果之前发过syn，那么现在我们就能找到request_sock，也就是客户端syn时建立的request_sock。此时，我们内核才会为这条流创建sock结构体，毕竟，sock结构体比request_sock大的多，犯不着三次握手都没建立起来我就建立一个大的结构体吧，三次握手没建立起来我就建立一个轻量级的request_sock，当三次握手建立以后，我就建立一个相对完整的sock，所谓相对完整，其实也是不完整，因为如果你写过socket程序你就知道，所谓的真正完整，是建立socket，而不是sock（socket结构体中有一个指针sock * sk，显然sock只是socket的一个子集）。那么我们什么时候才会创建完整的socket，或者换句话说，什么时候使得sock结构体和文件系统关联从而绑定一个fd，用这个fd就可以用来传输数据呢？

如果你有socket编程经验，那么你一定能想到，那就是在accetp系统调用时，返回了一个fd，所以说，是你在accept时，你三次握手完成后建立的sock才绑定了一个 fd。

 

 

角度一：

所谓被动打开，前提是你的服务器listen后，才算被动打开。所以我们从listen系统调用开始。

sys_listen->inet_listen

直接从inet_listen()开始。

int inet_listen(struct socket *sock, int backlog) {  struct sock *sk = sock->sk;  unsigned char old_state;  int err;  lock_sock(sk);  err = -EINVAL; //检测socket状态,inet_create 时，初始化状态为SS_UNCONNECTED 。  if (sock->state != SS_UNCONNECTED || sock->type != SOCK_STREAM)   goto out;
//检测sock状态  old_state = sk->sk_state;  if (!((1 << old_state) & (TCPF_CLOSE | TCPF_LISTEN)))   goto out;  /* Really, if the socket is already in listen state   * we can only allow the backlog to be adjusted.   */ //注意：listen系统调用，最主要是这个函数inet_csk_listen_start  if (old_state != TCP_LISTEN) {   err = inet_csk_listen_start(sk, backlog); ........... }   现在我们来看看inet_csk_listen_start。 int inet_csk_listen_start(struct sock *sk, const int nr_table_entries) {  struct inet_sock *inet = inet_sk(sk);  struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk);
//重点：为inet_connection_sock结构体 中的 icsk_accept_queue结构体中listen_sock结构体指针，其指定一个监听队列 //具体的来说，你服务器某一个进程，肯定会listen一个端口，这是一个专门用来listen的套接字，是的专门用来监听，不进行数据传输。 //某个进程肯定单独有一个socket结构，即sock结构，如果程序是当服务器使用，那么肯定listen，你一listen //就在sock结构体中，新建一个listen_sock结构体，里面是一个散列表，散列着你收到的syn包。 //当服务器接被动收到syn时，怎么判断这个syn是否需要呢？当然遍历你不同sock的listen_sock。 //当你的第一个syn到来时，listen_sock里面当然是空的，然后把这个syn信息放到request_sock结构体中，然后request_sock挂到listen_sock上， //然后服务器回syn、ack，然后完事了。接着这个客户端回发送ack，我们接着从listen_sock里面找，. //发现找打了它对应的syn的request_sock，ok， //我们就给他创建一个sock结构体，然后把listen_sock中的request_sock摘链，放到icsk_accept_queue中的rskq_accetp_head队列中， //等待accept系统调用。当服务器一accept，就 //从accetp队列中取出sock，然后和文件系统关联（就是确定其fd），这样，用户态就能用这个fd，进行数据传输了。  int rc = reqsk_queue_alloc(&icsk->icsk_accept_queue, nr_table_entries); if (rc != 0)   return rc; //清除连接数  sk->sk_max_ack_backlog = 0;  sk->sk_ack_backlog = 0;  inet_csk_delack_init(sk);  /* There is race window here: we announce ourselves listening,   * but this transition is still not validated by get_port().   * It is OK, because this socket enters to hash table only   * after validation is complete.   */
//sock状态置成TCP_LISTEN  sk->sk_state = TCP_LISTEN;
//绑定端口  if (!sk->sk_prot->get_port(sk, inet->num)) {   inet->sport = htons(inet->num);   sk_dst_reset(sk);
//把sock加入到散列桶listening_hash   sk->sk_prot->hash(sk);
#if defined(CONFIG_KSSL) && defined(CONFIG_KSSL_THREAD)     if (sk->ssl)      sk->sk_socket->thread_id = kernel_thread(ssl_handle_accept, (void *)sk,                        CLONE_VM | CLONE_FS | CLONE_FILES | CLONE_SIGHAND); #endif   return 0;  }  sk->sk_state = TCP_CLOSE;  __reqsk_queue_destroy(&icsk->icsk_accept_queue);  return -EADDRINUSE; }
现在我们来看看reqsk_queue_alloc
struct listen_sock {  u8 max_qlen_log;  /* 3 bytes hole, try to use */  int qlen;  int qlen_young;  int clock_hand;  u32 hash_rnd;  u32 nr_table_entries;  struct request_sock *syn_table[0]; }; syn_table是动态开辟的。
int reqsk_queue_alloc(struct request_sock_queue *queue,         unsigned int nr_table_entries) {  size_t lopt_size = sizeof(struct listen_sock);  struct listen_sock *lopt;
//计算合理的listen_sock参数，用以动态开辟syn_table[0]。 //sysctl_max_syn_backlog：系统剩余未完成三次握手的请求数量
 nr_table_entries = min_t(u32, nr_table_entries, sysctl_max_syn_backlog);  nr_table_entries = max_t(u32, nr_table_entries, 8);
//确保lopt_size 大小是2^n，这样容易按页来分配内存  nr_table_entries = roundup_pow_of_two(nr_table_entries + 1);  lopt_size += nr_table_entries * sizeof(struct request_sock *);
//根据大小(大于还是小于一个页)，用不同方式开辟内存空间  if (lopt_size > PAGE_SIZE)   lopt = __vmalloc(lopt_size,    GFP_KERNEL | __GFP_HIGHMEM | __GFP_ZERO,    PAGE_KERNEL);  else   lopt = kzalloc(lopt_size, GFP_KERNEL);  if (lopt == NULL)   return -ENOMEM;  for (lopt->max_qlen_log = 3;       (1 << lopt->max_qlen_log) < nr_table_entries;       lopt->max_qlen_log++);  get_random_bytes(&lopt->hash_rnd, sizeof(lopt->hash_rnd));  rwlock_init(&queue->syn_wait_lock);  queue->rskq_accept_head = NULL;  lopt->nr_table_entries = nr_table_entries;  write_lock_bh(&queue->syn_wait_lock);
//指针指向listen_sock  queue->listen_opt = lopt;  write_unlock_bh(&queue->syn_wait_lock);  return 0; }
至此listen_sock开辟完成。其中 struct listen_sock {  u8 max_qlen_log;  /* 3 bytes hole, try to use */  int qlen;  int qlen_young;  int clock_hand;  u32 hash_rnd;  u32 nr_table_entries;  struct request_sock *syn_table[0]; }; 我们动态开辟了syn_table


客户端第一个SYN包
首先，当客户端syn到来时，我们肯定在__inet_lookup_listener中找到相应的sock结构体。 然后进入tcp_v4_do_rcv函数，tcp_v4_do_rcv判断 
 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;   }  } 的确我们的sk->sk_state 状态的确是TCP_LISTEN，不记得的话回头看看inet_csk_listen_start函数。 我们会进入tcp_v4_hnd_req 函数 static struct sock *tcp_v4_hnd_req(struct sock *sk, struct sk_buff *skb) {  struct tcphdr *th = skb->h.th;  struct iphdr *iph = skb->nh.iph;  struct sock *nsk;  struct request_sock **prev;  /* Find possible connection requests. */
//找啊找啊找啊找  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);  nsk = inet_lookup_established(sock_vrf(sk), sock_litevrf_id(sk), &tcp_hashinfo, skb->nh.iph->saddr,           th->source, skb->nh.iph->daddr,           th->dest, inet_iif(skb));  if (nsk) {   if (nsk->sk_state != TCP_TIME_WAIT) {    bh_lock_sock(nsk);    return nsk;   }   inet_twsk_put(inet_twsk(nsk));   return NULL;  } #ifdef CONFIG_SYN_COOKIES  if (!th->rst && !th->syn && th->ack)   sk = cookie_v4_check(sk, skb, &(IPCB(skb)->opt)); #endif  return sk; } struct request_sock *inet_csk_search_req(const struct sock *sk,       struct request_sock ***prevp,       const __be16 rport, const __be32 raddr,       const __be32 laddr) {  const struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk);
// icsk->icsk_accept_queue.listen_opt是我们listen初始化时指向的结构体  struct listen_sock *lopt = icsk->icsk_accept_queue.listen_opt;  struct request_sock *req, **prev; //如果是客户端的第一个syn包（即被动打开），我们当然屁都找不到,返回req，其值是null（ (req = *prev) != NULL） //我们再回到上一个函数tcp_v4_hnd_req  for (prev = &lopt->syn_table[inet_synq_hash(raddr, rport, lopt->hash_rnd,           lopt->nr_table_entries)];       (req = *prev) != NULL;       prev = &req->dl_next) {   const struct inet_request_sock *ireq = inet_rsk(req);   if (ireq->rmt_port == rport &&       ireq->rmt_addr == raddr &&     .................................  return req; }
tcp_v4_hnd_req:  if (req)   return tcp_check_req(sk, skb, req, prev); 显然返回了null，这个判断条件不满足。然后走啊走啊走啊走就return sk;这个sk就是传参传进来的sk，我们直接返回了、
在tcp_v4_do_rcv中  if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {   struct sock *nsk =tcp_v4_hnd_req(sk, skb);   if (!nsk)    goto discard;
//显然nsk是等于sk的，因为我们刚才直接返回了传参进去的sk。   if (nsk != sk) {    if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {     rsk = nsk;     goto reset;    }    return 0;   }  } 所以接着下来执行tcp_v4_do_rcv，其调用了tcp_rcv_state_process，我们显然走这个分支：  caseTCP_LISTEN:   if(th->ack)    return 1;   if(th->rst)    goto discard;   if(th->syn) {    if (icsk->icsk_af_ops->conn_request(sk, skb) < 0)     return 1; conn_request被初始化为：tcp_v4_conn_request，所以我们看看tcp_v4_conn_request函数。 简单的来说， tcp_v4_conn_request，发送了syn,ack，接着创建了一个request_sock，挂在syn_table[i]中的链表中。 这个过程在tcp_v4_conn_request函数的最后，在inet_csk_reqsk_queue_hash_add中完成。 至此，第一个syn包接收完成。  

客户端回ACK包
我们还是回到tcp_v4_rcv函数中 显然，established的哈希表中找不到sk，listen哈希表中能找到sk，状态是TCP_LISTEN。 进tcp_v4_do_rcv 老样子，这个分支：  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;   }  }
这个分支我们之前见过了，不过和之前的流程不一样的是，tcp_v4_hnd_req返回的是新的sk，并非传参传进去的sk（上次第一个syn报文过来，由于没有找到request_sock，所以tcp_v4_hnd_req返回原先的sk），而这个新的sk，就是完成三次握手后传输用的sk。如果你写过socket编程，那么这个就是accept返回的socket fd，专门用于传输数据。现在我们来看看新的sk如何被创建。
 struct sock *tcp_v4_hnd_req(struct sock *sk, struct sk_buff *skb)  {  struct tcphdr *th = skb->h.th;  struct iphdr *iph = skb->nh.iph;  struct sock *nsk;  struct request_sock **prev;  /* Find possible connection requests. */
//这次，req不再是null，而是上次syn过来时创建的req。  struct request_sock *req = inet_csk_search_req(sk, &prev, th->source,              iph->saddr, iph->daddr);
//显然，满足条件，我们调用tcp_check_req  if (req)   return tcp_check_req(sk, skb, req, prev); ................................ } 让我们来看看tcp_check_req是干嘛的？ 粗略的说，他就是返回一个新建的sk。 struct sock *tcp_check_req(struct sock *sk,struct sk_buff *skb,       struct request_sock *req,       struct request_sock **prev) { ....................... ........................   /* OK, ACK is valid, create big socket and    * feed this segment to it. It will repeat all    * the tests. THIS SEGMENT MUST MOVE SOCKET TO    * ESTABLISHED STATE. If it will be dropped after    * socket is created, wait for troubles.    */ //前面就是一些验证，我们不需要关心   child = inet_csk(sk)->icsk_af_ops->syn_recv_sock(sk, skb,          req, NULL);   if (child == NULL)    goto listen_overflow; } syn_recv_sock 被初始化为 tcp_v4_syn_recv_sock /*  * The three way handshake has completed - we got a valid synack -  * now create the new socket.  */ struct sock *tcp_v4_syn_recv_sock(struct sock *sk, struct sk_buff *skb,       struct request_sock *req,       struct dst_entry *dst) {  struct inet_request_sock *ireq;  struct inet_sock *newinet;  struct tcp_sock *newtp;  struct sock *newsk;
 if (sk_acceptq_is_full(sk))   goto exit_overflow;  if (!dst && (dst = inet_csk_route_req(sk, req)) == NULL)   goto exit;
//新建sk，并且初始化tcp_sock域的一些值  newsk = tcp_create_openreq_child(sk, req, skb);  if (!newsk)   goto exit; ................ ..................
//把newsk加入到ehash散列桶中，然后就返回了，回到函数tcp_v4_hnd_req  __inet_hash_nolisten(newsk);  __inet_inherit_port(sk, newsk);  return newsk; exit_overflow: .................... } 我们会带到了函数tcp_v4_hnd_req中， 有  tcp_v4_hnd_req 调用 inet_csk_reqsk_queue_add(sk, req, child);  强调一点，sk是监听sock,req是监听时，收到syn后，创建的request_sock，挂在icsk(sk的inet_connect_sock域)里，child是我们新创建的sk， 执行inet_csk_reqsk_queue_add前，child仅仅被加入到了ehash中，和sk,req 没有任何关系，so，当你socket层调用accept，虽然传参传入了listen的sk，但你又怎么知道listen sk对应的传输sk呢？ 所以inet_csk_reqsk_queue_add就是来完成listen sk 和传输用的sk（child）之间的联系： static inline void inet_csk_reqsk_queue_add(struct sock *sk,          struct request_sock *req,          struct sock *child) {  reqsk_queue_add(&inet_csk(sk)->icsk_accept_queue, req, sk, child); }
//parent指的是listen 的sk，child指的是新建的sk //把child挂在req上，req挂到listen sk 的accept队列上。这样三者就建立起了关系。 static inline void reqsk_queue_add(struct request_sock_queue *queue,        struct request_sock *req,        struct sock *parent,        struct sock *child) {  req->sk = child;  sk_acceptq_added(parent);  if (queue->rskq_accept_head == NULL)   queue->rskq_accept_head = req;  else   queue->rskq_accept_tail->dl_next = req;  queue->rskq_accept_tail = req;  req->dl_next = NULL; }   至此，新的sk，即child，也即传输用的sk创建完毕。我们一路返回到tcp_v4_do_rcv。
  struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);   if (!nsk)    goto discard; //肯定不相等了，因为nsk是我新建的child。显然执行tcp_child_processs   if (nsk != sk) {    if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {     rsk = nsk;     goto reset;    }
int tcp_child_process(struct sock *parent, struct sock *child,         struct sk_buff *skb) {  int ret = 0;  int state = child->sk_state;  if (!sock_owned_by_user(child)) {
//注意，此时tcp_rcv_state_process第一个参数是child，其状态是初始化的TCP_SYN_RECV。   ret = tcp_rcv_state_process(child, skb, skb->h.th, skb->len);   /* Wakeup parent, send SIGIO */   if (state == TCP_SYN_RECV && child->sk_state != state)    parent->sk_data_ready(parent, 0);  } else............  return ret; }
又见tcp_rcv_state_process 但是和之前的流程不一样，这次，客户端给我们发了sck，并且child的状态是syn_recv，所以走这个分支：  if (th->ack) {   int acceptable = tcp_ack(sk, skb, FLAG_SLOWPATH);   switch(sk->sk_state) {   case TCP_SYN_RECV:    if (acceptable) {     tp->copied_seq = tp->rcv_nxt;     smp_mb();
//至此，三次握手结束。     tcp_set_state(sk, TCP_ESTABLISHED);     sk->sk_state_change(sk); ...............................................
角度二： /* The socket must have it‘s spinlock held when we get  * here.  *  * We have a potential double-lock case here, so even when  * doing backlog processing we use the BH locking scheme.  * This is because we cannot sleep with the original spinlock  * held.  */ int tcp_v4_do_rcv(struct sock *sk, struct sk_buff *skb) {  struct sock *rsk; #ifdef CONFIG_TCP_MD5SIG  /*   * We really want to reject the packet as early as possible   * if:   * o We‘re expecting an MD5‘d packet and this is no MD5 tcp option   * o There is an MD5 option and we‘re not expecting one   */  if (tcp_v4_inbound_md5_hash(sk, skb))   goto discard; #endif  if (sk->sk_state == TCP_ESTABLISHED) { /* Fast path */   TCP_CHECK_TIMER(sk);   if (tcp_rcv_established(sk, skb, skb->h.th, skb->len)) {    rsk = sk;    goto reset;   }   TCP_CHECK_TIMER(sk);   return 0;  }  if (skb->len < (skb->h.th->doff << 2) || tcp_checksum_complete(skb))   goto csum_err;  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, skb->h.th, skb->len)) {   rsk = sk;   goto reset;  }  TCP_CHECK_TIMER(sk);  return 0; reset:  tcp_v4_send_reset(rsk, skb); discard:  kfree_skb(skb);  /* Be careful here. If this function gets more complicated and   * gcc suffers from register pressure on the x86, sk (in %ebx)   * might be destroyed here. This current version compiles correctly,   * but you have been warned.   */  return 0; csum_err:  TCP_INC_STATS_BH(sock_vrf(sk), TCP_MIB_INERRS);  goto discard; } tcp_v4_do_rcv 的第一个参数sk，可能是listen 的sk，其状态肯定一直是listen。 第一个参数也可能是established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;   }  } 一般都是处理被动三次握手的流程。 因为当调用socket listen 系统调用时，就把一个监听套接字放到了监听队列的哈希表中。 当新客户端访问服务器，只能在listen的哈希表中找到sk，其状态永远是listen。 当第一次的syn过来时，tcp_v4_hnd_req 返回listen的sk，所以只能进： if (tcp_rcv_state_process(sk, skb, skb->h.th, skb->len)) {   rsk = sk;   goto reset;  } 流程，在tcp_rcv_state_process中，判断sk(仍然是listen的sk)的状态，显然是Listen状态，执行tcp_v4_conn_request，此函数会建立一个request_sock结构体，挂在listen的sk上。然后给客户端发送syn，ack。 客户端回一个ack。此时tcp_v4_do_rcv中的第一个参数还是listen的sk，因为上次的syn包我们根本没去建立sock，而是建立一个挂在listen的sk的request_sock，我们肯定不能在established的哈希表中找到sk，所以只能在listen哈希表中找到sk。 这是还是进这个流程。 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;   }  } 我们先看看：tcp_v4_hnd_req static struct sock *tcp_v4_hnd_req(struct sock *sk, struct sk_buff *skb) {  struct tcphdr *th = skb->h.th;  struct iphdr *iph = skb->nh.iph;  struct sock *nsk;  struct request_sock **prev;  /* Find possible connection requests. */  struct request_sock *req = inet_csk_search_req(sk, &prev, th->source,              iph->saddr, iph->daddr);          //第一个syn包进来肯定找不到request_sock ，所以在tcp_v4_conn_request中建立一个request_sock ，并且插入                                                                 //当ack回来时，肯定能查到，也就是在tcp_v4_conn_request中建立的request_sock   if (req)   return tcp_check_req(sk, skb, req, prev); //是ack回来时，肯定满足if (req) ，因为查到req了嘛！tcp_check_req函数很重要。我们下里面就来讲讲这个函数。  nsk = inet_lookup_established(sock_vrf(sk), sock_litevrf_id(sk), &tcp_hashinfo, skb->nh.iph->saddr,           th->source, skb->nh.iph->daddr,           th->dest, inet_iif(skb));  if (nsk) {   if (nsk->sk_state != TCP_TIME_WAIT) {    bh_lock_sock(nsk);    return nsk;   }   inet_twsk_put(inet_twsk(nsk));   return NULL;  } #ifdef CONFIG_SYN_COOKIES  if (!th->rst && !th->syn && th->ack)   sk = cookie_v4_check(sk, skb, &(IPCB(skb)->opt)); #endif  return sk; }

struct sock *tcp_check_req(struct sock *sk,struct sk_buff *skb,       struct request_sock *req,       struct request_sock **prev) {     //一些验证   /* OK, ACK is valid, create big socket and    * feed this segment to it. It will repeat all    * the tests. THIS SEGMENT MUST MOVE SOCKET TO    * ESTABLISHED STATE. If it will be dropped after    * socket is created, wait for troubles.    */ //看到这段话你就知道前面就是invalid的ack，所以我直接跳过了前面的。   child = inet_csk(sk)->icsk_af_ops->syn_recv_sock(sk, skb,          req, NULL);                                                         //syn_recv_sock中会创建将来客户端和你服务器交互传递数据的sock结构体！就是这个！                                                                                     //注意他叫child，是sock结构提。刚创建的child状态是TCP_SYN_RECV，inet_csk_clone中被赋值。   if (child == NULL)    goto listen_overflow; #ifdef CONFIG_TCP_MD5SIG   else {    /* Copy over the MD5 key from the original socket */    struct tcp_md5sig_key *key;    struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);    key = tp->af_specific->md5_lookup(sk, child);    if (key != NULL) {     /*      * We‘re using one, so create a matching key on the      * newsk structure. If we fail to get memory then we      * end up not copying the key across. Shucks.      */     char *newkey = kmemdup(key->key, key->keylen,              GFP_ATOMIC);     if (newkey) {      if (!tcp_alloc_md5sig_pool())       BUG();      tp->af_specific->md5_add(child, child,          newkey,          key->keylen);     }    }   } #endif //既然建立了child，那么之前的request_sock就没用了~，我们做掉它。 //然后把child挂到listen的accetp队列里面去。    inet_csk_reqsk_queue_unlink(sk, req, prev);   inet_csk_reqsk_queue_removed(sk, req);   inet_csk_reqsk_queue_add(sk, req, child);     return child; //把child一路返回，直接返回到tcp_v4_do_rcv中了，我们再看看tcp_v4_do_rcv。 }

if (sk->sk_state == TCP_LISTEN) {   struct sock *nsk = tcp_v4_hnd_req(sk, skb);   if (!nsk)    goto discard;   if (nsk != sk) {                                            //ack来时，返回的是我新建的sock，肯定跟listen的sk不一样。为什么不一样，因为是刚刚新建的，名字就是child    if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {        //所以也不奇怪为什么这里函数名叫tcp_child_process，因为概念上来说，tcp_child_process第二个阐述就是之前的child     rsk = nsk;     goto reset;    } 
//parent是listen 的 sk，child是挂在listen sk 中的accept队列。  int tcp_child_process(struct sock *parent, struct sock *child,         struct sk_buff *skb) {  int ret = 0;  int state = child->sk_state;  if (!sock_owned_by_user(child)) {   ret = tcp_rcv_state_process(child, skb, skb->h.th, skb->len);   /* Wakeup parent, send SIGIO */   if (state == TCP_SYN_RECV && child->sk_state != state)    parent->sk_data_ready(parent, 0);  } else {   /* Alas, it is possible again, because we do lookup    * in main socket hash table and lock on listening    * socket does not protect us more.    */   sk_add_backlog(child, skb);  }  bh_unlock_sock(child);  sock_put(child);  return ret; } 然后对这个child（child是在listen的sk中的accept队列）调用tcp_rcv_state_process，并不是对listen的sk处理了，这个要注意了。 在tcp_rcv_state_process中，我走这个分支：
 /* step 5: check the ACK field */  if (th->ack) {   int acceptable = tcp_ack(sk, skb, FLAG_SLOWPATH);   switch(sk->sk_state) {   case TCP_SYN_RECV:    if (acceptable) {     tp->copied_seq = tp->rcv_nxt;     smp_mb();     tcp_set_state(sk, TCP_ESTABLISHED);     sk->sk_state_change(sk);     /* Note, that this wakeup is only for marginal      * crossed SYN case. Passively open sockets      * are not waked up, because sk->sk_sleep ==      * NULL and sk->sk_socket == NULL.      */     if (sk->sk_socket) {      sk_wake_async(sk,0,POLL_OUT);     }     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)->ack_seq,          TCP_SKB_CB(skb)->seq);     /* tcp_ack considers this ACK as duplicate      * and does not calculate rtt.      * Fix it at least with timestamps.      */     if (tp->rx_opt.saw_tstamp && tp->rx_opt.rcv_tsecr &&         !tp->srtt)      tcp_ack_saw_tstamp(sk, 0);     if (tp->rx_opt.tstamp_ok)      tp->advmss -= TCPOLEN_TSTAMP_ALIGNED;     /* Make sure socket is routed, for      * correct metrics.      */     icsk->icsk_af_ops->rebuild_header(sk);     tcp_init_metrics(sk);     tcp_init_congestion_control(sk);     /* Prevent spurious tcp_cwnd_restart() on      * first data packet.      */     tp->lsndtime = tcp_time_stamp;     tcp_mtup_init(sk);     tcp_initialize_rcv_mss(sk);     tcp_init_buffer_space(sk);     tcp_fast_path_on(tp);    } else {     return 1;    }    break;

Linux tcp被动打开内核源码分析,gxlsystem