描述
   TCP连接跟踪是网络流控和防火墙中的一项重要的基础技术，当运用于主机时，连接必与进程相关联，要么是主动发出的，要么是被动接受的，当后代进程被动态创建时，由于文件描述符的继承，一个连接就会被这个进程树中的所有进程共享；当一个进程发出或接受多个连接时，就拥有了多个连接。本方法可用于网络安全产品中，监控TCP连接及所属进程，能准确并动态地知道一个连接被哪些进程共享，一个进程拥有哪些连接。

特点
   操作系统自带的netstat工具只是关联到了一个根进程，无法看到拥有该连接的所有进程，查看进程拥有的全部连接也不方便。该方法的特点是实时跟踪、查看连接与进程相关信息方便、支持连接的管控。

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实现
   本方法通过内核安全的十字链表实现了连接与进程的相关性，连接信息结构体含有一个所属进程链表头，进程信息结构体含有一个拥有连接链表头，通过十字链表结点链接，x方向链接到进程的连接链表，y方向链接到连接的进程链表，如下图所示    进程1为根进程，进程2，...，进程n为进程1的后代进程；连接1，连接2，...，连接n为进程1产生的连接。node(x,y)为十字链表结点，用于关联连接与进程，x对应进程编号，y对应连接编号，每个node包含了所属的连接和进程指针，每行和每列都是一个双向循环链表（循环未画出），每个链表用一个自旋锁同步操作。
   动态跟踪的过程包括4个方面：进程创建、进程退出、连接产生、连接销毁。在Linux下，可通过拦截内核函数do_fork挂钩进程创建，拦截do_exit挂钩进程退出；可通过拦截inet_stream_ops的成员函数connect和accept挂钩连接产生，拦截成员函数release挂钩连接销毁。下面为4个方面对应的流程图，由于所有外层加锁前已禁止本地中断和内核抢占，因此内层加锁前就不必再禁止本地中断和内核抢占了。

   进程创建
   将copy_node插入到c的进程链表末尾，即为y方向增加（下同）；插入到p的连接链表末尾，为x方向增加（下同）。

   进程退出
   从c的进程链表中移除node，即为y方向移除（下同）；再从p的连接链表中移除node，即为x方向移除（下同）。

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   连接产生
      当进程发出连接或接受连接时，调用此流程。
   连接销毁
      当某个进程销毁连接时，调用此流程。 描述
   在P2P应用系统中，当需要与处于不同私网的对方可靠通信时，先尝试TCP打洞穿透，若穿透失败，再通过处于公网上的代理服务器（下文简称proxy）转发与对方通信，如下图所示      终端A先连接并发消息msg1到proxy（连接为c1）；proxy再发消息msg2给P2P服务器，P2P服务器收到消息后通过已有的连接发消息msg3给终端B，B收到msg3后，连接并发消息msg4到proxy（连接为c2）。这4个消息格式由应用层协议决定，但必须遵守的规范如下：
   ◆ msg1至少包含B的设备ID。
   ◆ msg2至少包含B的设备ID和c1的连接ID。
   ◆ msg3至少包含c1的连接ID和连接代理指示。
   ◆ msg4至少包含B的设备ID和c1的连接ID。
   proxy为多线程架构，当接受到若干连接时，如果数据相互转发的两个连接（比如上图中的c1和c2）不在同一线程，由于一个连接写数据到另一连接的发送队列，而另一连接从发送队列读数据以发送，那么就要对另一连接的发送队列（或缓冲区）加锁，这样一来由于频繁的网络IO而频繁地加解锁，降低了转发效率，因此为了解决这一问题，就需要调度TCP连接到同一线程。

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特点
   本方法能将数据转发的两边连接放在同一线程，从而避免了数据转发时的加锁，由于是一对一的连接匹配，因此也做到了每个线程中连接数的均衡。

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实现
   工作原理
      proxy的主线程负责绑定知名端口并监听连接，工作线程负责数据转发。当接受到一个连接时，按轮转法调度它到某个工作线程，在那个线程内接收分析应用层协议数据，以识别连接类型，即判断连接是来自数据请求方还是数据响应方，为统一描述，这里把前者特称为客户连接，后者为服务连接，连接所在的线程为宿主线程。如果是客户连接，那么先通知P2P服务器请求对应的客户端来连接代理，并等待匹配；如果是服务连接，那么就去匹配客户连接，在匹配过程中，如果服务连接和客户连接不在同一线程内，那么就会调度到客户连接的宿主线程，匹配成功后，就开始转发数据。
      为了加快查找，分2个hash表存放连接，客户连接放在客户连接hash表中，以连接ID为键值；服务连接放在服务连接hash表中，以设备ID为键值。

   TCP连接调度
      包括新连接的轮转、识别连接类型、匹配客户连接1、匹配客户连接2和关闭连接共5个流程，如下一一所述。
      新连接的轮转
         该流程工作在主线程，如下图所示
      索引i初始为0，对于新来的连接，由于还不明确连接类型，所以先放入客户连接表中。

      识别连接类型
         该流程工作在工作线程，当接受到一个连接时开始执行，如下图所示       当连接类型为服务连接时，从客户连接表转移到服务连接表。

      匹配客户连接1
         该流程工作在工作线程，当接受到一个服务连接时开始执行，如下图所示

      匹配客户连接2
         该流程工作在工作线程，当服务连接移到客户连接的宿主线程时开始执行，如下图所示
      这里的流程和匹配客户连接流程1有些类似，看起来好像做了重复的判断操作，但这是必要的，因为在服务连接转移到另一线程这个瞬间内，客户连接有可能断开了，也有可能断开后又来了一个相同连接ID的其它客户连接，所以要重新去客户连接表查找一次，然后进行4个分支判断。 
   
      关闭连接
         该流程工作在工作线程内，当连接断开或空闲时执行。当一边读数据出错时，不能马上关闭另一边连接，得在另一边缓冲区数据发送完后才能关闭；当一边连接写数据出错时，可以马上关闭另一边连接，如下图所示
     摘要:    为了使nginx支持windows服务，本文阐述以下主要的改进实现。ngx_main函数   为了在SCM服务中复用main函数的逻辑，将其重命名为ngx_main，并添加第3个参数is_scm以兼容控制台运行方式，声明在core/nginx.h中。    Code highligh...  阅读全文 结构定义
   假设s1为初始状态，状态变迁为s1->s2->...->sn。

常规实现 
   状态机处理函数state_machine_handle通常在一个循环内或被事件驱动框架调用，输入data会随时序变化，从而引起状态的变迁，伪代码框架如下。
   sm->state初始化为s1。

脚本概述
   由于使用objdump反汇编linux内核的输出太多（2.6.32-220.el6.x86_64统计结果为1457706行），而很多时候只是想查看特定部分的机器码与汇编指令，例如函数的入口、堆栈、调用了哪个函数等，为了高效和通用，因此编写了一个简单的awk脚本，其命令行参数说明如下：
   ● SLINE表示匹配的起始行号（不小于1），SPAT表示匹配的起始行模式，这两个只能有一个生效，当都有效时，以SLINE为准。
   ● NUM表示从起始行开始的连续输出行数（不小于1，含起始行），EPAT表示匹配的结束行模式，这两个只能有一个生效，当都有效时，以NUM为准。

脚本实现
   检查传值
   由于向脚本传入的值在BEGIN块内没生效，在动作块{}和END块内有效，但若在{}内进行检查则太低效，因为处理每条记录都要判断，所以为了避免在{}内进行多余的判断，就在BEGIN块内解析命令行参数来间接获得传值，当传值无效时，给出提示并退出。
   结束处理
   当处理了NUM条记录或匹配了结束行模式时，应退出动作块{}。   
   完整脚本下载：rangeshow。

脚本示例
   查看linux内核第10000行开始的10条指令，如下图
   
   
   查看linux内核函数do_fork入口开始的10条指令，如下图    
   

   查看linux内核第10000行开始到callq的一段指令，如下图
   

   查看linux内核函数do_exit入口到调用profile_task_exit的一段指令，如下图   
       本文根据RFC793协议规范和BSD 4.4的实现，总结了TCP分组丢失时的状态变迁，如下图所示：实线箭头表示客户端的状态变迁，线段虚线箭头表示服务端的状态变迁，圆点虚线箭头表示客户端或服务端的状态变迁；黑色文字表示正常时的行为，红色文字表示分组丢失时的行为。
   这里假设重传时分组依然会丢失，当在不同状态（CLOSED除外）分组丢失后，最终会关闭套接字而回到CLOSED状态。下面逐个分析各状态时的情景。

SYN_SENT
   连接阶段第1次握手，客户端发送的SYN分组丢失，因此超时收不到服务端的SYN+ACK而重传SYN，尝试几次后放弃，关闭套接字。

SYN_RCVD
   1）连接阶段第2次握手，服务端响应的SYN+ACK分组丢失，因此超时收不到客户端的ACK而重传SYN+ACK，尝试几次后放弃，发送RST并关闭套接字。
   2）连接阶段第3次握手，客户端发送的ACK分组丢失，因此服务端超时收不到ACK而重传SYN+ACK，尝试几次后放弃，发送RST并关闭套接字。
   3）同时打开第2次握手，本端响应的SYN+ACK分组丢失，因此对端超时收不到SYN+ACK而重传SYN、尝试几次后放弃、发送RST并关闭套接字，而此时本端收到RST。

ESTABLISHED
   1）连接阶段第3次握手，客户端发送ACK分组后，虽然丢失但会进入该状态（因为ACK不需要确认），但此时服务端还处于SYN_RCVD状态，因为超时收不到客户端的ACK而重传SYN+ACK、尝试几次后放弃、发送RST并关闭套接字，而此时客户端收到RST。
   2）数据传输阶段，本端发送的Data分组丢失，因此超时收不到对数据的确认而重传、尝试几次后放弃、发送RST并关闭套接字，而此时对端收到RST。

FIN_WAIT_1
   1）关闭阶段第1次握手，客户端发送的FIN分组丢失，因此超时收不到服务端的ACK而重传FIN，尝试几次后放弃，发送RST并关闭套接字。
   2）关闭阶段第2次握手，服务端响应的ACK分组丢失，因此客户端超时收不到ACK而重传FIN，尝试几次后放弃，发送RST并关闭套接字。
 
FIN_WAIT_2
   关闭阶段第3次握手，服务端发送的FIN分组丢失，因此超时收不到客户端的ACK而重传FIN、尝试几次后放弃、发送RST并关闭套接字，而此时客户端收到RST。
 
CLOSING
   同时关闭第2次握手，本端发送的ACK分组丢失，导致对端超时收不到ACK而重传FIN、尝试几次后放弃、发送RST并关闭套接字，而此时本端收到RST。

TIME_WAIT
   关闭阶段第4次握手，客户端响应的ACK分组丢失，导致服务端超时收不到ACK而重传FIN、尝试几次后放弃、发送RST并关闭套接字，而此时客户端收到RST。

CLOSE_WAIT
   关闭阶段第2次握手，服务端响应的ACK分组丢失，导致客户端超时收不到ACK而重传FIN、尝试几次后放弃、发送RST并关闭套接字，而此时服务端收到RST。

LAST_ACK
   关闭阶段第3次握手，服务端发送的FIN分组丢失，导致超时收不到客户端的ACK而重传FIN、尝试几次后放弃、发送RST并关闭套接字。      摘要:    由于linux内核中的struct list_head已经定义了指向前驱的prev指针和指向后继的next指针，并且提供了相关的链表操作方法，因此为方便复用，本文在它的基础上封装实现了一种使用开链法解决冲突的通用内核Hash表glib_htable，提供了初始化、增加、查找、删除、清空和销毁6种操作，除初始化和销毁外，其它操作都做了同步，适用于中断和进程上下文。...  阅读全文    nginx的域名解析器使用已连接udp（收发前先调用ngx_udp_connect）发送dns查询、接收dns响应，如上篇tcp异步连接所讲，iocp需要先投递udp的接收操作，才能引发接收完成的事件，因此要对域名解析器和udp异步接收作些改进。

发送后投递
    dns查询由ngx_resolver_send_query函数实现，定义在core/ngx_resolver.c中。     当nginx用于代理连接上游服务器前，要先解析域名，首次调用链为：ngx_http_upstream_init_request->ngx_resolver_name->ngx_resolver_name_locked->ngx_resolver_send_query；若5s（单次超时）后还没收到dns响应，则再发送1次查询，调用链为：ngx_resolver_resend_handler->ngx_resolver_resend->ngx_resolver_send_query，如此反复，直到收到响应或30s（默认总超时）后不再发送查询。它调用ngx_send发送dns查询，16行~21行代码为笔者添加，ngx_resolver_read_response函数用于接收并分析dns响应报文，它会调用到下面的ngx_udp_overlapped_wsarecv函数。

异步接收
   由ngx_udp_overlapped_wsarecv函数实现，定义在os/win32/ngx_udp_wsarecv.c中。    先以非阻塞方式接收，若发生WSAWOULDBLOCK错误，则使用MSG_PEEK标志投递一个0字节的重叠接收操作，当dns响应返回时发生完成事件，会再次进入ngx_resolver_read_response而调用到该函数，此时rev->complete为1，rev->ovlp.error为ERROR_MORE_DATA（GetQueuedCompletionStatus返回的错误），由于使用了MSG_PEEK，因此数据还在接收缓冲区中，要忽略ERROR_MORE_DATA而继续接收，这时就能成功了。不管WSARecv返回WSA_IO_PENDING错误还是成功，iocp都会得到完成通知，所以这里当重叠操作投递成功时，返回NGX_AGAIN，便于在回调内统一处理。    iocp是Windows NT操作系统的一种高效IO模型，对应于Linux中的epoll和FreeBSD中的kqueue，nginx对ske(select、kqueue和epoll的首写字母组合)的支持很好，但截止到1.6.2版本，还不支持iocp。由于ske都是反应器模式，即先注册IO事件，当IO事件发生（读写通知）时，在其回调内主动调用API来读或写数据；而iocp是前摄器模式，要先投递IO操作，才能引发IO事件（完成通知）的发生，在其回调内数据已被动由操作系统读或写完成。因此，iocp的特点决定了nginx对它的支持与ske有所不同。通过hg clone http://hg.nginx.org/nginx下载的nginx源代码，虽然实现了iocp事件模块、异步接受连接、部分异步读写，但根本不能正常工作，而且不支持异步连接和SCM服务控制，笔者在参考ske模块的实现基础上，改进支持了如下特性：
      1. 异步接受连接时的负载均衡
      2. 正反向代理的异步连接
      3. 异步聚合读写
      4. 域名解析时的UDP异步接收
      5. 异步文件传输
      6. SCM服务控制
   由于2、4、6均为原创，其它几点的思路皆源于ske模块的实现（只是平台API不同），因此本文先阐述异步连接的实现。为了兼容select事件模块，所有iocp相关的代码使用NGX_HAVE_IOCP宏和（或）NGX_USE_IOCP_EVENT标志包围，其中NGX_HAVE_IOCP宏用于条件编译，在WIN32平台下，定义为1；当选择的事件模块为iocp时，全局变量ngx_event_flags才包含NGX_USE_IOCP_EVENT标志。

异步连接对端
   由ngx_event_connect_peer函数（这里省去了与异步连接无关的代码）实现，定义在event/ngx_event_connect.c中，因为connect不支持异步连接事件的完成通知，所以要使用扩展API ConnectEx。     调用ConnectEx前要先bind本地地址，不然发生WSAEINVAL错误；由于域名解析可能返回IPv6记录，导致创建本地套接字的地址族为AF_INET6，因此bind时需要匹配IPv6地址，不然发生WSAEFAULT错误，导致nginx返回Internal Server Error错误给前端，因此绑定前要调用ngx_iocp_set_localaddr设定正确的本地地址，当且仅当pc->local为空或地址族不匹配时。

本地初始化与设定
   支持IPv6，实现在event/modules/ngx_iocp_module.c。
   地址变量定义如下。
   sin对应IPv4，sin6对应IPv6，作为bind的套接字本地地址。

   sin和sin6在启动iocp事件模块时调用ngx_iocp_init初始化。       不论IP地址或端口，都指定为0，表示由系统自动分配出口IP地址和未占用的端口。

   本地设定由ngx_iocp_set_localaddr实现。

 1ngx_int_t ngx_iocp_set_localaddr(ngx_log_t *log, in_port_t family, ngx_addr_t **local)
 2{
 3    struct sockaddr *sa;
 4    socklen_t len;
 5    
 6    if(AF_INET == family){            
 7        sa = &sin;
 8        len = sizeof(struct sockaddr_in);        
 9    }
10#if (NGX_HAVE_INET6)
11    else if(AF_INET6 == family){
12        sa = &sin6;
13        len = sizeof(struct sockaddr_in6);
14    }
15#endif
16    else{
17        ngx_log_error(NGX_LOG_ALERT, log, 0, "not supported address family");
18        return NGX_ERROR;        
19    }
20
21    local_addr.sockaddr = sa;
22    local_addr.socklen = len;
23    *local = &local_addr;
24
25    return NGX_OK;
26}

   对于除IPv4和IPv6外的协议族，则记录一个错误日志。必要时也可扩展支持其它的协议族，例如NetBIOS（对应地址族为AF_NETBIOS），但要看ConnectEx是否支持。    ICMP在IP系统间传递差错和管理报文，是任何IP系统必须实现的组成部分。Linux 2.6.34中ICMP模块的实现在linux/icmp.h，net/icmp.h和ipv4/icmp.c中，导出了icmp_err_convert数组和icmp_send函数，供其它网络子系统使用。在其它网络子系统中，当检测到错误时，调用icmp_send产生并发送相应的ICMP差错消息到源主机；当源主机收到ICMP不可达差错消息，传递到原始套接字和传输层，而它们使用icmp_err_convert把对应的消息代码转换成套接字层比较容易理解的错误代码。在内核空间中可发送的ICMP消息包括查询应答和差错报文，下面总结了产生这两类消息的网络子系统（及函数）与错误转换。

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应答消息
   应答消息由ICMP模块的内部函数icmp_reply而非icmp_send发送。根据RFC1122 3.2.2.9规范， 除非一个主机作为地址掩码代理，否则不能发送回复，这对应ICMP的icmp_address实现为空，因此上表没有列出地址掩码应答项（内核符号为ICMP_ADDRESSREPLY）。

差错消息
   差错消息由中间路由器或目的主机产生，当数据报不能成功提交给目的主机时。从上表可见，在IP层的接收、本地处理、转发和输出各过程中，都可能产生差错消息；在传输层如果对应的端口没有打开，那么UDP会产生ICMP端口不可达差错，而TCP则会使用自己的差错处理机制发送一个RST复位包，这也是上表没有列出TCP子系统的原因。对于重定向差错，由ICMP模块的icmp_redirect调用ip_rt_redirect更新路由；其它差错则由icmp_unreach处理。

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错误转换
   第2列为icmp_err_convert数组索引，第4列也就是调用socket API出错时返回的errno，最后1列为icmp_err_convert中的fatal成员取值，0表示非致命错误，1表示致命错误，需要报告给用户进程。错误转换会被RAW的raw_err、TCP的tcp_v4_err和UDP的udp_err用到，对于ICMP_DEST_UNREACH类型的差错，使用上表转换；ICMP_SOURCE_QUENCH类型的忽略不处理；ICMP_PARAMETERPROB类型的转换成EPROTO（协议错误）；ICMP_TIME_EXCEEDED类型的转换成EHOSTUNREACH。
   在这要注意，从ICMP_PORT_UNREACH到ECONNREFUSED的转换，不适用于TCP，原因已在上节说明；而对于UDP的未连接套接字，如果主机在线而端口没打开，调用sendto得不到ECONNREFUSED错误，但recvfrom会阻塞，这是因为虽然内核收到了ICMP差错，但没上报给应用进程。尽管如此，如果想得到ECONNREFUSED错误，那么可以写个ICMP守护进程，应用进程先把它的套接字描述符通过unix域套接口传递到ICMP守护进程，而守护进程使用raw socket来接收ICMP差错，再发给应用进程。

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发送限速
   不论一般差错消息还是重定向差错消息，发送限速针对的都是特定目标主机。
   一般限速
   在使用icmp_send发送差错消息（PMTU消息除外）时，为减少网络拥塞而限制了发送的速率，限速由xrlim_allow函数实现，定义在ipv4/icmp.c中。
   dst为目标路由缓存，timeout为允许发送的超时（单位为jiffies），dst->rate_tokens记录令牌的个数，当令牌个数不小于timeout时，则减少timeout并允许发送一个消息；反之则不能发送，需等到令牌个数累积到大于timeout时才能发送，但是不能无限大，否则就会导致在一个可能很短的timeout内，发送远多于6个的消息，引起ICMP风暴，所以这里限制了令牌的最大值为XRLIM_BURST_FACTOR*timeout即6倍的超时，也就是说在一个timeout内，最多能发送6个差错消息。 
  
   重定向限速
   路由子系统使用ip_rt_send_redirect来发送重定向消息，定义在ipv4/route.c中，该函数内部调用icmp_send实现，在它的限速基础上，使用指数回退算法控制发送速率。
   重定向差错使用ip_rt_redirect_silence（默认为(HZ/50)<<10）、ip_rt_redirect_number（默认为9）和ip_rt_redirect_load（默认为HZ/50）3个量来控制发送的速率；rt->u.dst.rate_last记录上次发送的时间，rt->u.dst.rate_tokens累计发送总数，最大值为ip_rt_redirect_number；当两次发送的时间间隔超过ip_rt_redirect_silence或ip_rt_redirect_load<<rt->u.dst.rate_tokens，并且发送总数不超过ip_rt_redirect_number时，才允许发送一个，这样一来，在ip_rt_redirect_silence间隔内，每次发送的超时呈2的指数增长，达到了变减速发送的效果，直到总数达到ip_rt_redirect_number时停止发送，这是因为源主机可能忽略了重定向消息所以停止发送；当ip_rt_redirect_silence时间过后，又允许发送了，这是因为认为源主机没有更新路由所以又需要发送。