目录： 1.Linux网络子系统的分层
2.TCP/IP分层模型
3.Linux 网络协议栈
4.Linux 网卡收包时的中断处理问题
5.Linux 网络启动的准备工作
6.Linux网络包：中断到网络层接收
7.总结
【温馨提示】文章略长，请耐心观看！
Linux网络子系统的分层
Linux网络子系统实现需要：
l 支持不同的协议族 ( INET, INET6, UNIX, NETLINK...)
l 支持不同的网络设备
l 支持统一的BSD socket API
需要屏蔽协议、硬件、平台(API)的差异，因而采用分层结构：

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系统调用提供用户的应用程序访问内核的唯一途径。协议无关接口由socket layer来实现的，其提供一组通用功能，以支持各种不同的协议。网络协议层为socket层提供具体协议接口——proto{}，实现具体的协议细节。设备无关接口，提供一组通用函数供底层网络设备驱动程序使用。设备驱动与特定网卡设备相关，定义了具体的协议细节，会分配一个net_device结构，然后用其必需的例程进行初始化。
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TCP/IP分层模型 在TCP/IP网络分层模型里，整个协议栈被分成了物理层、链路层、网络层，传输层和应用层。物理层对应的是网卡和网线，应用层对应的是我们常见的Nginx，FTP等等各种应用。Linux实现的是链路层、网络层和传输层这三层。
在Linux内核实现中，链路层协议靠网卡驱动来实现，内核协议栈来实现网络层和传输层。内核对更上层的应用层提供socket接口来供用户进程访问。我们用Linux的视角来看到的TCP/IP网络分层模型应该是下面这个样子的。

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首先我们梳理一下每层模型的职责：
链路层：对0和1进行分组，定义数据帧，确认主机的物理地址，传输数据;
网络层：定义IP地址，确认主机所在的网络位置，并通过IP进行MAC寻址，对外网数据包进行路由转发;
传输层：定义端口，确认主机上应用程序的身份，并将数据包交给对应的应用程序;
应用层：定义数据格式，并按照对应的格式解读数据。
然后再把每层模型的职责串联起来，用一句通俗易懂的话讲就是：
当你输入一个网址并按下回车键的时候，首先，应用层协议对该请求包做了格式定义; 紧接着传输层协议加上了双方的端口号，确认了双方通信的应用程序; 然后网络协议加上了双方的IP地址，确认了双方的网络位置; 最后链路层协议加上了双方的MAC地址，确认了双方的物理位置，同时将数据进行分组，形成数据帧，采用广播方式，通过传输介质发送给对方主机。而对于不同网段，该数据包首先会转发给网关路由器，经过多次转发后，最终被发送到目标主机。目标机接收到数据包后，采用对应的协议，对帧数据进行组装，然后再通过一层一层的协议进行解析，最终被应用层的协议解析并交给服务器处理。
Linux 网络协议栈
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基于TCP/IP协议栈的send/recv在应用层，传输层，网络层和链路层中具体函数调用过程已经有很多人研究，本文引用一张比较完善的图如下：

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以上说明基本大致说明了TCP/IP中TCP，UDP协议包在网络子系统中的实现流程。本文主要在链路层中，即关于网卡收报触发中断到进入网络层之间的过程探究。
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Linux 网卡收包时的中断处理问题

中断，一般指硬件中断，多由系统自身或与之链接的外设（如键盘、鼠标、网卡等）产生。中断首先是处理器提供的一种响应外设请求的机制，是处理器硬件支持的特性。一个外设通过产生一种电信号通知中断控制器，中断控制器再向处理器发送相应的信号。处理器检测到了这个信号后就会打断自己当前正在做的工作，转而去处理这次中断（所以才叫中断）。当然在转去处理中断和中断返回时都有保护现场和返回现场的操作，这里不赘述。 那软中断又是什么呢？我们知道在中断处理时CPU没法处理其它事物，对于网卡来说，如果每次网卡收包时中断的时间都过长，那很可能造成丢包的可能性。当然我们不能完全避免丢包的可能性，以太包的传输是没有100%保证的，所以网络才有协议栈，通过高层的协议来保证连续数据传输的数据完整性（比如在协议发现丢包时要求重传）。但是即使有协议保证，那我们也不能肆无忌惮的使用中断，中断的时间越短越好，尽快放开处理器，让它可以去响应下次中断甚至进行调度工作。基于这样的考虑，我们将中断分成了上下两部分，上半部分就是上面说的中断部分，需要快速及时响应，同时需要越快结束越好。而下半部分就是完成一些可以推后执行的工作。对于网卡收包来说，网卡收到数据包，通知内核数据包到了，中断处理将数据包存入内存这些都是急切需要完成的工作，放到上半部完成。而解析处理数据包的工作则可以放到下半部去执行。

软中断就是下半部使用的一种机制，它通过软件模仿硬件中断的处理过程，但是和硬件没有关系，单纯的通过软件达到一种异步处理的方式。其它下半部的处理机制还包括tasklet，工作队列等。依据所处理的场合不同，选择不同的机制，网卡收包一般使用软中断。对应NET_RX_SOFTIRQ这个软中断，软中断的类型如下：
enum
{

HI_SOFTIRQ=0, TIMER_SOFTIRQ, NET_TX_SOFTIRQ, NET_RX_SOFTIRQ, BLOCK_SOFTIRQ, IRQ_POLL_SOFTIRQ, TASKLET_SOFTIRQ, SCHED_SOFTIRQ, HRTIMER_SOFTIRQ, RCU_SOFTIRQ,/* Preferable RCU should always be the last softirq */ NR_SOFTIRQS

};
通过以上可以了解到，Linux中断注册显然应该包括网卡的硬中断，包处理的软中断两个步骤。
l 注册网卡中断
我们以一个具体的网卡驱动为例，比如e1000。其模块初始化函数就是：
static int __init e1000_init_module(void)
{

int ret; pr_info("%s - version %s\n", e1000_driver_string, e1000_driver_version); pr_info("%s\n", e1000_copyright); ret = pci_register_driver(&e1000_driver);

...

return ret;

}
其中e1000_driver这个结构体是一个关键，这个结构体中很主要的一个方法就是.probe方法，也就是e1000_probe()：
/**

• e1000_probe - Device Initialization Routine
• @pdev: PCI device information struct
• @ent: entry in e1000_pci_tbl
• Returns 0 on success, negative on failure
• e1000_probe initializes an adapter identified by a pci_dev structure.
• The OS initialization, configuring of the adapter private structure,
• and a hardware reset occur.
  **/

static int e1000_probe(struct pci_dev pdev, const struct pci_device_id ent)
{
...
...

netdev->netdev_ops = &e1000_netdev_ops; e1000_set_ethtool_ops(netdev);

...
...
}
这个函数很长，我们不都列出来，这是e1000主要的初始化函数，即使从注释都能看出来。我们留意其注册了netdev的netdev_ops，用的是e1000_netdev_ops这个结构体：
static const struct net_device_ops e1000_netdev_ops = {

.ndo_open= e1000_open, .ndo_stop= e1000_close, .ndo_start_xmit= e1000_xmit_frame, .ndo_set_rx_mode= e1000_set_rx_mode, .ndo_set_mac_address= e1000_set_mac, .ndo_tx_timeout= e1000_tx_timeout,

...
...
};
这个e1000的方法集里有一个重要的方法，e1000_open，我们要说的中断的注册就从这里开始：
/**

• e1000_open - Called when a network interface is made active
• @netdev: network interface device structure
• Returns 0 on success, negative value on failure
• The open entry point is called when a network interface is made
• active by the system (IFF_UP). At this point all resources needed
• for transmit and receive operations are allocated, the interrupt
• handler is registered with the OS, the watchdog task is started,
• and the stack is notified that the interface is ready.
  **/

int e1000_open(struct net_device *netdev)
{

struct e1000_adapter *adapter = netdev_priv(netdev); struct e1000_hw *hw = &adapter->hw;

...
...

err = e1000_request_irq(adapter);

...
}
e1000在这里注册了中断：
static int e1000_request_irq(struct e1000_adapter *adapter)
{

struct net_device *netdev = adapter->netdev; irq_handler_t handler = e1000_intr; int irq_flags = IRQF_SHARED; int err; err = request_irq(adapter->pdev->irq, handler, irq_flags, netdev->name,

...
...
}
如上所示，这个被注册的中断处理函数，也就是handler，就是e1000_intr()。我们不展开这个中断处理函数看了，我们知道中断处理函数在这里被注册了，在网络包来的时候会触发这个中断函数。
l 注册软中断
内核初始化期间，softirq_init会注册TASKLET_SOFTIRQ以及HI_SOFTIRQ相关联的处理函数。
void __init softirq_init(void)
{

...... open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action); open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);

}
网络子系统分两种soft IRQ。NET_TX_SOFTIRQ和NET_RX_SOFTIRQ，分别处理发送数据包和接收数据包。这两个soft IRQ在net_dev_init函数（net/core/dev.c）中注册：

open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action); open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);

收发数据包的软中断处理函数被注册为net_rx_action和net_tx_action。其中open_softirq实现为：
void open_softirq(int nr, void (action)(struct softirq_action ))
{

softirq_vec[nr].action = action;

}

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从硬中断到软中断

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Linux 网络启动的准备工作
首先在开始收包之前，Linux要做许多的准备工作：

1. 创建ksoftirqd线程，为它设置好它自己的线程函数，后面就指望着它来处理软中断呢。
2. 协议栈注册，linux要实现许多协议，比如arp，icmp，ip，udp，tcp，每一个协议都会将自己的处理函数注册一下，方便包来了迅速找到对应的处理函数
3. 网卡驱动初始化，每个驱动都有一个初始化函数，内核会让驱动也初始化一下。在这个初始化过程中，把自己的DMA准备好，把NAPI的poll函数地址告诉内核
4. 启动网卡，分配RX，TX队列，注册中断对应的处理函数

l 创建ksoftirqd内核线程
Linux的软中断都是在专门的内核线程（ksoftirqd）中进行的，因此我们非常有必要看一下这些进程是怎么初始化的，这样我们才能在后面更准确地了解收包过程。该进程数量不是1个，而是N个，其中N等于你的机器的核数。
系统初始化的时候在kernel/smpboot.c中调用了smpboot_register_percpu_thread， 该函数进一步会执行到spawn_ksoftirqd（位于kernel/softirq.c）来创建出softirqd进程。

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相关代码如下：
//file: kernel/softirq.c
static struct smp_hotplug_thread softirq_threads = {

.store= &ksoftirqd, .thread_should_run= ksoftirqd_should_run, .thread_fn= run_ksoftirqd, .thread_comm= "ksoftirqd/%u",

};

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当ksoftirqd被创建出来以后，它就会进入自己的线程循环函数ksoftirqd_should_run和run_ksoftirqd了。不停地判断有没有软中断需要被处理。这里需要注意的一点是，软中断不仅仅只有网络软中断，还有其它类型。
l 创建ksoftirqd内核线程

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linux内核通过调用subsys_initcall来初始化各个子系统，在源代码目录里你可以grep出许多对这个函数的调用。这里我们要说的是网络子系统的初始化，会执行到net_dev_init函数。

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在这个函数里，会为每个CPU都申请一个softnet_data数据结构，在这个数据结构里的poll_list是等待驱动程序将其poll函数注册进来，稍后网卡驱动初始化的时候我们可以看到这一过程。
另外open_softirq注册了每一种软中断都注册一个处理函数。 NET_TX_SOFTIRQ的处理函数为net_tx_action，NET_RX_SOFTIRQ的为net_rx_action。继续跟踪open_softirq后发现这个注册的方式是记录在softirq_vec变量里的。后面ksoftirqd线程收到软中断的时候，也会使用这个变量来找到每一种软中断对应的处理函数。
l 协议栈注册
内核实现了网络层的ip协议，也实现了传输层的tcp协议和udp协议。 这些协议对应的实现函数分别是ip_rcv(),tcp_v4_rcv()和udp_rcv()。和我们平时写代码的方式不一样的是，内核是通过注册的方式来实现的。 Linux内核中的fs_initcall和subsys_initcall类似，也是初始化模块的入口。fs_initcall调用inet_init后开始网络协议栈注册。 通过inet_init，将这些函数注册到了inet_protos和ptype_base数据结构中
相关代码如下
//file: net/ipv4/af_inet.c
static struct packet_type ip_packet_type __read_mostly = {

.type = cpu_to_be16(ETH_P_IP), .func = ip_rcv,

};
static const struct net_protocol udp_protocol = {

.handler =udp_rcv, .err_handler =udp_err, .no_policy =1, .netns_ok = 1,

};
static const struct net_protocol tcp_protocol = {

.early_demux=tcp_v4_early_demux, .handler=tcp_v4_rcv, .err_handler=tcp_v4_err, .no_policy=1, .netns_ok=1,

};

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扩展一下，如果看一下ip_rcv和udp_rcv等函数的代码能看到很多协议的处理过程。例如，ip_rcv中会处理netfilter和iptable过滤，如果你有很多或者很复杂的 netfilter 或 iptables 规则，这些规则都是在软中断的上下文中执行的，会加大网络延迟。再例如，udp_rcv中会判断socket接收队列是否满了。对应的相关内核参数是net.core.rmem_max和net.core.rmem_default。如果有兴趣，建议大家好好读一下inet_init这个函数的代码。
l 网卡驱动初始化
每一个驱动程序（不仅仅只是网卡驱动）会使用 module_init 向内核注册一个初始化函数，当驱动被加载时，内核会调用这个函数。比如igb网卡驱动的代码位于drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.c
驱动的pci_register_driver调用完成后，Linux内核就知道了该驱动的相关信息，比如igb网卡驱动的igb_driver_name和igb_probe函数地址等等。当网卡设备被识别以后，内核会调用其驱动的probe方法（igb_driver的probe方法是igb_probe）。驱动probe方法执行的目的就是让设备ready，对于igb网卡，其igb_probe位于drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.c下。主要执行的操作如下：

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第5步中我们看到，网卡驱动实现了ethtool所需要的接口，也在这里注册完成函数地址的注册。当 ethtool 发起一个系统调用之后，内核会找到对应操作的回调函数。对于igb网卡来说，其实现函数都在drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_ethtool.c下。 相信你这次能彻底理解ethtool的工作原理了吧？ 这个命令之所以能查看网卡收发包统计、能修改网卡自适应模式、能调整RX 队列的数量和大小，是因为ethtool命令最终调用到了网卡驱动的相应方法，而不是ethtool本身有这个超能力。
第6步注册的igb_netdev_ops中包含的是igb_open等函数，该函数在网卡被启动的时候会被调用。
//file: drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.
......
static const struct net_device_ops igb_netdev_ops = {
.ndo_open = igb_open,
.ndo_stop = igb_close,
.ndo_start_xmit = igb_xmit_frame,
.ndo_get_stats64 = igb_get_stats64,
.ndo_set_rx_mode = igb_set_rx_mode,
.ndo_set_mac_address = igb_set_mac,
.ndo_change_mtu = igb_change_mtu,
.ndo_do_ioctl = igb_ioctl,......
}
第7步中，在igb_probe初始化过程中，还调用到了igb_alloc_q_vector。他注册了一个NAPI机制所必须的poll函数，对于igb网卡驱动来说，这个函数就是igb_poll,如下代码所示。
static int igb_alloc_q_vector(struct igb_adapter *adapter,

int v_count, int v_idx, int txr_count, int txr_idx, int rxr_count, int rxr_idx)

{

...... /* initialize NAPI */ netif_napi_add(adapter->netdev, &q_vector->napi, igb_poll, 64);

}
l 启动网卡
当上面的初始化都完成以后，就可以启动网卡了。回忆前面网卡驱动初始化时，我们提到了驱动向内核注册了 structure net_device_ops 变量，它包含着网卡启用、发包、设置mac 地址等回调函数（函数指针）。当启用一个网卡时（例如，通过 ifconfig eth0 up），net_device_ops 中的 igb_open方法会被调用。它通常会做以下事情：

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//file: drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.c
static int __igb_open(struct net_device *netdev, bool resuming)
{

/* allocate transmit descriptors */ err = igb_setup_all_tx_resources(adapter); /* allocate receive descriptors */ err = igb_setup_all_rx_resources(adapter); /* 注册中断处理函数 */ err = igb_request_irq(adapter); if (err) goto err_req_irq; /* 启用NAPI */ for (i = 0; i < adapter->num_q_vectors; i++) napi_enable(&(adapter->q_vector[i]->napi)); ......

}
在上面__igb_open函数调用了igb_setup_all_tx_resources,和igb_setup_all_rx_resources。在igb_setup_all_rx_resources这一步操作中，分配了RingBuffer，并建立内存和Rx队列的映射关系。（Rx Tx 队列的数量和大小可以通过 ethtool 进行配置）。我们再接着看中断函数注册igb_request_irq:
static int igb_request_irq(struct igb_adapter *adapter)
{

if (adapter->msix_entries) { err = igb_request_msix(adapter); if (!err) goto request_done; ...... }

}
static int igb_request_msix(struct igb_adapter *adapter)
{

...... for (i = 0; i < adapter->num_q_vectors; i++) { ... err = request_irq(adapter->msix_entries[vector].vector, igb_msix_ring, 0, q_vector->name, }

在上面的代码中跟踪函数调用， __igb_open => igb_request_irq => igb_request_msix, 在igb_request_msix中我们看到了，对于多队列的网卡，为每一个队列都注册了中断，其对应的中断处理函数是igb_msix_ring（该函数也在drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.c下）。 我们也可以看到，msix方式下，每个 RX 队列有独立的MSI-X 中断，从网卡硬件中断的层面就可以设置让收到的包被不同的 CPU处理。（可以通过 irqbalance ，或者修改 /proc/irq/IRQ_NUMBER/smp_affinity能够修改和CPU的绑定行为）。
到此准备工作完成。
Linux网络包：中断到网络层接收 网卡收包从整体上是网线中的高低电平转换到网卡FIFO存储再拷贝到系统主内存（DDR3）的过程，其中涉及到网卡控制器，CPU，DMA，驱动程序，在OSI模型中属于物理层和链路层，如下图所示。

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l 中断上半文
物理网卡收到数据包的处理流程如上图左半部分所示，详细步骤如下：

1. 网卡收到数据包，先将高低电平转换到网卡fifo存储，网卡申请ring buffer的描述，根据描述找到具体的物理地址，从fifo队列物理网卡会使用DMA将数据包写到了该物理地址,，其实就是skb_buffer中.
2. 这个时候数据包已经被转移到skb_buffer中，因为是DMA写入，内核并没有监控数据包写入情况，这时候NIC触发一个硬中断，每一个硬件中断会对应一个中断号，且指定一个vCPU来处理，如上图vcpu2收到了该硬件中断.
3. 硬件中断的中断处理程序，调用驱动程序完成，a.启动软中断
4. 硬中断触发的驱动程序会禁用网卡硬中断，其实这时候意思是告诉NIC，再来数据不用触发硬中断了，把数据DMA拷入系统内存即可
5. 硬中断触发的驱动程序会启动软中断，启用软中断目的是将数据包后续处理流程交给软中断慢慢处理，这个时候退出硬件中断了，但是注意和网络有关的硬中断，要等到后续开启硬中断后，才有机会再次被触发
6. NAPI触发软中断，触发napi系统
7. 消耗ringbuffer指向的skb_buffer
8. NAPI循环处理ringbuffer数据，处理完成
9. 启动网络硬件中断，有数据来时候就可以继续触发硬件中断，继续通知CPU来消耗数据包.
   其实上述过程过程简单描述为：网卡收到数据包，DMA到内核内存，中断通知内核数据有了，内核按轮次处理消耗数据包，一轮处理完成后，开启硬中断。其核心就是网卡和内核其实是生产和消费模型，网卡生产，内核负责消费，生产者需要通知消费者消费；如果生产过快会产生丢包，如果消费过慢也会产生问题。也就说在高流量压力情况下，只有生产消费优化后，消费能力够快，此生产消费关系才可以正常维持，所以如果物理接口有丢包计数时候，未必是网卡存在问题，也可能是内核消费的太慢。
   关于CPU与ksoftirqd的关系可以描述如下：

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l 网卡收到的数据写入到内核内存
NIC在接收到数据包之后，首先需要将数据同步到内核中，这中间的桥梁是rx ring buffer。它是由NIC和驱动程序共享的一片区域，事实上，rx ring buffer存储的并不是实际的packet数据，而是一个描述符，这个描述符指向了它真正的存储地址，具体流程如下：

1. 驱动在内存中分配一片缓冲区用来接收数据包，叫做sk_buffer;
2. 将上述缓冲区的地址和大小（即接收描述符），加入到rx ring buffer。描述符中的缓冲区地址是DMA使用的物理地址;
3. 驱动通知网卡有一个新的描述符;
4. 网卡从rx ring buffer中取出描述符，从而获知缓冲区的地址和大小;
5. 网卡收到新的数据包;
6. 网卡将新数据包通过DMA直接写到sk_buffer中。

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【结合中断分析TCP/IP协议栈在LINUX内核中的运行时序】当驱动处理速度跟不上网卡收包速度时，驱动来不及分配缓冲区，NIC接收到的数据包无法及时写到sk_buffer，就会产生堆积，当NIC内部缓冲区写满后，就会丢弃部分数据，引起丢包。这部分丢包为rx_fifo_errors，在 /proc/net/dev中体现为fifo字段增长，在ifconfig中体现为overruns指标增长。
l 中断下半文
ksoftirqd内核线程处理软中断，即中断下半部分软中断处理过程：
1.NAPI（以e1000网卡为例）：net_rx_action() -> e1000_clean() -> e1000_clean_rx_irq() -> e1000_receive_skb() -> netif_receive_skb()
2.非NAPI（以dm9000网卡为例）：net_rx_action() -> process_backlog() -> netif_receive_skb()
最后网卡驱动通过netif_receive_skb()将sk_buff上送协议栈。

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内核线程初始化的时候，我们介绍了ksoftirqd中两个线程函数ksoftirqd_should_run和run_ksoftirqd。其中ksoftirqd_should_run代码如下：

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define local_softirq_pending() \ __IRQ_STAT(smp_processor_id(), __softirq_pending
这里看到和硬中断中调用了同一个函数local_softirq_pending。使用方式不同的是硬中断位置是为了写入标记，这里仅仅只是读取。如果硬中断中设置了NET_RX_SOFTIRQ,这里自然能读取的到。接下来会真正进入线程函数中run_ksoftirqd处理：
static void run_ksoftirqd(unsigned int cpu)
{

local_irq_disable(); if (local_softirq_pending()) { __do_softirq(); rcu_note_context_switch(cpu); local_irq_enable(); cond_resched(); return; } local_irq_enable();

}
在__do_softirq中，判断根据当前CPU的软中断类型，调用其注册的action方法。
asmlinkage void __do_softirq(void)

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在网络子系统初始化小节，我们看到我们为NET_RX_SOFTIRQ注册了处理函数net_rx_action。所以net_rx_action函数就会被执行到了。
这里需要注意一个细节，硬中断中设置软中断标记，和ksoftirq的判断是否有软中断到达，都是基于smp_processor_id()的。这意味着只要硬中断在哪个CPU上被响应，那么软中断也是在这个CPU上处理的。所以说，如果你发现你的Linux软中断CPU消耗都集中在一个核上的话，做法是要把调整硬中断的CPU亲和性，来将硬中断打散到不通的CPU核上去。
我们再来把精力集中到这个核心函数net_rx_action上来。
static void net_rx_action(struct softirq_action *h)
{

struct softnet_data *sd = &__get_cpu_var(softnet_data); unsigned long time_limit = jiffies + 2; int budget = netdev_budget; void *have; local_irq_disable(); while (!list_empty(&sd->poll_list)) { ...... n = list_first_entry(&sd->poll_list, struct napi_struct, poll_list); work = 0; if (test_bit(NAPI_STATE_SCHED, &n->state)) { work = n->poll(n, weight); trace_napi_poll(n); } budget -= work; }

}
函数开头的time_limit和budget是用来控制net_rx_action函数主动退出的，目的是保证网络包的接收不霸占CPU不放。 等下次网卡再有硬中断过来的时候再处理剩下的接收数据包。其中budget可以通过内核参数调整。 这个函数中剩下的核心逻辑是获取到当前CPU变量softnet_data，对其poll_list进行遍历, 然后执行到网卡驱动注册到的poll函数。对于igb网卡来说，就是igb驱动力的igb_poll函数了。
/**

• igb_poll - NAPI Rx polling callback
• @napi: napi polling structure
• @budget: count of how many packets we should handle
  **/

static int igb_poll(struct napi_struct *napi, int budget)
{

... if (q_vector->tx.ring) clean_complete = igb_clean_tx_irq(q_vector); if (q_vector->rx.ring) clean_complete &= igb_clean_rx_irq(q_vector, budget); ...

}
在读取操作中，igb_poll的重点工作是对igb_clean_rx_irq的调用。
static bool igb_clean_rx_irq(struct igb_q_vector *q_vector, const int budget)
{

... do { /* retrieve a buffer from the ring */ skb = igb_fetch_rx_buffer(rx_ring, rx_desc, skb); /* fetch next buffer in frame if non-eop */ if (igb_is_non_eop(rx_ring, rx_desc)) continue; } /* verify the packet layout is correct */ if (igb_cleanup_headers(rx_ring, rx_desc, skb)) { skb = NULL; continue; } /* populate checksum, timestamp, VLAN, and protocol */ igb_process_skb_fields(rx_ring, rx_desc, skb); napi_gro_receive(&q_vector->napi, skb);

}
igb_fetch_rx_buffer和igb_is_non_eop的作用就是把数据帧从RingBuffer上取下来。为什么需要两个函数呢？因为有可能帧要占多多个RingBuffer，所以是在一个循环中获取的，直到帧尾部。获取下来的一个数据帧用一个sk_buff来表示。收取完数据以后，对其进行一些校验，然后开始设置sbk变量的timestamp, VLAN id, protocol等字段。接下来进入到napi_gro_receive中:
//file: net/core/dev.c
gro_result_t napi_gro_receive(struct napi_struct napi, struct sk_buff skb)
{

skb_gro_reset_offset(skb); return napi_skb_finish(dev_gro_receive(napi, skb), skb);

}
dev_gro_receive这个函数代表的是网卡GRO特性，可以简单理解成把相关的小包合并成一个大包就行，目的是减少传送给网络栈的包数，这有助于减少 CPU 的使用量。我们暂且忽略，直接看napi_skb_finish, 这个函数主要就是调用了netif_receive_skb。
//file: net/core/dev.c
static gro_result_t napi_skb_finish(gro_result_t ret, struct sk_buff *skb)
{

switch (ret) { case GRO_NORMAL: if (netif_receive_skb(skb)) ret = GRO_DROP; break; ......

}
在netif_receive_skb中，数据包将被送到协议栈中，接下来在网络层协议层的处理流程便不再赘述。
总结
l send发包过程
1、网卡驱动创建tx descriptor ring（一致性DMA内存），将tx descriptor ring的总线地址写入网卡寄存器TDBA
2、协议栈通过dev_queue_xmit()将sk_buff下送网卡驱动
3、网卡驱动将sk_buff放入tx descriptor ring，更新TDT
4、DMA感知到TDT的改变后，找到tx descriptor ring中下一个将要使用的descriptor
5、DMA通过PCI总线将descriptor的数据缓存区复制到Tx FIFO
6、复制完后，通过MAC芯片将数据包发送出去
7、发送完后，网卡更新TDH，启动硬中断通知CPU释放数据缓存区中的数据包
l recv收包过程
1、网卡驱动创建rx descriptor ring（一致性DMA内存），将rx descriptor ring的总线地址写入网卡寄存器RDBA
2、网卡驱动为每个descriptor分配sk_buff和数据缓存区，流式DMA映射数据缓存区，将数据缓存区的总线地址保存到descriptor
3、网卡接收数据包，将数据包写入Rx FIFO
4、DMA找到rx descriptor ring中下一个将要使用的descriptor
5、整个数据包写入Rx FIFO后，DMA通过PCI总线将Rx FIFO中的数据包复制到descriptor的数据缓存区
6、复制完后，网卡启动硬中断通知CPU数据缓存区中已经有新的数据包了，CPU执行硬中断函数：
NAPI（以e1000网卡为例）：e1000_intr() -> __napi_schedule() -> __raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ)
非NAPI（以dm9000网卡为例）：dm9000_interrupt() -> dm9000_rx() -> netif_rx() -> napi_schedule() -> __napi_schedule() -> __raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ)
7、ksoftirqd执行软中断函数net_rx_action()：
NAPI（以e1000网卡为例）：net_rx_action() -> e1000_clean() -> e1000_clean_rx_irq() -> e1000_receive_skb() -> netif_receive_skb()
非NAPI（以dm9000网卡为例）：net_rx_action() -> process_backlog() -> netif_receive_skb()
8、网卡驱动通过netif_receive_skb()将sk_buff上送协议栈

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Linux网络子系统的分层
Linux网络子系统实现需要：
l 支持不同的协议族 ( INET, INET6, UNIX, NETLINK...)
l 支持不同的网络设备
l 支持统一的BSD socket API
需要屏蔽协议、硬件、平台(API)的差异，因而采用分层结构：
系统调用提供用户的应用程序访问内核的唯一途径。协议无关接口由socket layer来实现的，其提供一组通用功能，以支持各种不同的协议。网络协议层为socket层提供具体协议接口——proto{}，实现具体的协议细节。设备无关接口，提供一组通用函数供底层网络设备驱动程序使用。设备驱动与特定网卡设备相关，定义了具体的协议细节，会分配一个net_device结构，然后用其必需的例程进行初始化。

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