sk_buff结构体是Linux网络协议栈的核心中的核心，几乎所有的操作都是围绕sk_buff这个结构体进行的，它的重要性和BSD的mbuf类似(看过《 TCP/IP详解 卷2》的都知道)，sk_buff就是网络数据包本身以及针对它的操作元数据。
sk_buffer简称skb，sk_buffer是Linux网络模块中的核心结构体各个层用到的数据包都存在这个结构体里。 skb内部其实包含了网络协议中所有的 header。比如在设置 TCP HEADER的时候，只是把指针指向 sk_buffer的合适位置。后面再设置 IP HEADER的时候，在把指针移动一下就行，避免频繁的内存申请和拷贝，效率很高。

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网络分层模型

这是一切的本质。网络被设计成分层的，所以网络的操作就可以称作一个“栈”，这就是网络协议栈的名称的由来。在具体的操作上，数据包最终形成的过程就是一层一层封装的过程，在栈上形成一段连续的数据，我们可以称作是一层一层的push操作。同样的，数据包的解封装的过程，则可以认为是一层一层的pop操作。

sk_buff的操作.

要想形成一个最终的数据包，即以太帧(不考虑其它的链路层)。要进行以下的操作：

1. 分配一个skb结构体
2. 分配数据包的数据区
3. 在skb数据区定位应用层起始位置
4. 拷贝数据到应用层(假设应用层协议没有在socket接口之上被封装)
5. 在skb数据区定位传输层起始位置
6. 设置传输层头部字段
7. 在skb数据区定位IP层起始位置
8. 设置IP层头部字段
9. 在skb数据区定位以太层起始位置
10. 设置以太头部字段

可以看出基本的模式，即“定位/设置”两步骤操作，有点区别的是应用层操作，这是因为应用层的操作一般都是在socket接口之上完成的。但是既然本文讲述的是skb的通用操作，就不再区分这个了。

skb的核心操作

在上面一小节，我们展示了skb的封装逻辑，但是具体到接口层面，就涉及到了skb的核心操作。

1. 分配skb
   这个是由alloc_skb完成的，完成同一任务的接口形成一个接口族，但是alloc_skb是最基本的接口。该alloc_skb接口完成两件事，即分配skb结构体以及skb数据包缓冲区，设置初始值。size参数表示skb的数据包缓冲区的大小，这个大小包括所有层的总和。如果该函数成功返回，那么就相当于你已经有了一个大小为size的空数据包缓冲区以及操作该数据包缓冲区的skb元数据。如下图所示：

   
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2. 初始定位(skb_reserve)
   skb的逐层封装的关键在于写指针的定位，即这一层从哪个位置开始写。从协议封装的压栈形象来看，这个定位应该是顺序有规律的。初始定位十分重要，后面的定位就是例行公事了。初始定位当然是定位到应用层的末端，从这里开始，逐层将协议头push到skb的数据包缓冲区。初始定位图示如下：

   
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3. 拷贝应用层数据(skb_push/copy)
   当skb分配好了之后，需要将协议“栈”的位置定位在数据包的“最低处”，这是初始定位，这样才可以把每一层的数据或者协议头push到栈上，这个操作由skb_reserve来完成。应用层数据已经在socket之上封装好了，那么就把skb的数据包缓冲区写指针定位到应用数据的开始处，此时的写指针在应用层缓冲区的末尾，因此需要使用skb_push操作将写指针定位到应用层开始处，这等于说压入了应用层栈帧。
   skb_push接口是将一个协议栈帧压入协议栈的接口，它返回一个position，该position就是skb数据包的写指针，告诉调用者，这里开始按照你的封装逻辑封装数据包，写多少字节呢？由skb_push的参数n指示。应用层的压栈操作如下图所示：

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将应用层栈帧压入协议栈之后，就可以在写指针位置开始，往后连续写n字节的应用层数据了，一般而言，这些数据来自socket。

4. 设置传输层头部
   和应用层的操作类似，这次需要把传输层栈帧压入协议栈中，如下图所示：

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接下来就可以愉快地在skb_push返回的位置设置传输层头部了，UDP，TCP，就看你对传输层的理解了。设置传输层头部其实就是在skb_push返回的位置开始写数据，写入的长度由skb_push的参数指定，即n。

5. 设置IP层头部
   和应用层以及传输层操作类似，这次需要把IP层的栈帧压入协议栈中，如下图所示：

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接下来就可以愉快地在skb_push返回的位置设置IP层头部了，如何设置，就看你对IP层的理解了。由于只是演示skb如何封装，因此没有涉及IP层相当重要的IP路由过程。

6. 设置以太帧头部
   这个就不说了，和上述的类似...如下图所示：

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到此为止，我封装了一个完整的以太帧，可以直接通过dev_queue_xmit发送的那种。一路下来，你会发现，skb数据包缓冲区以“压栈(push)”的方式逐渐被填充，每一层，都是通过skb_push接口压入一个栈帧，返回写指针，然后按照该层的协议逻辑从写指针开始写入栈帧长度的数据。
在skb_push返回的那一刻，一个栈帧被压入了协议栈，然后该栈帧还仍未被写入数据，也就是说还没有完成封装过程，具体的封装过程由调用者自己实现。
skb_push导致了skb数据包缓冲区写指针位置的前推，连带的改变了好几个变量，首先数据包的长度增加了n个字节，其次缩小了headroom的空间，然后通过reset_XXX_header的调用，skb记住了某层协议头在数据包中的位置(这点特别重要！比如在TSO/UFO的情况下，网卡驱动需要协议头的位置信息，用以计算校验值，所以虽然skb不记住协议头的位置，一个数据包也能完成封装，但是对于协议栈的完整实现而言，却是不正确的做法，毕竟网卡计算校验码已经成了一种事实上的标准[即便它违背了严格的分层原则！])

7. 在应用数据后面追加PADDING
   目前为止，从最后的图示上可以看到，在skb数据包缓冲区中，还有两块区域没有使用，一个headroom，一个是tailroom，这些是干什么用的呢？作为一个练习的例子，由于存在某种对齐原则，在封装完成后，我需要在数据包的最后追加一些填充，或者说我需要在最前面加一个前导码，或者最常见的，我要在数据包的最后加一个纠错码，此时应该怎么办呢？
   这个时候就需要headroom或者tailroom了，以在数据包最后追加数据为例，请看下图：

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实际上，skb_put的操作就是，在数据包的末尾追加数据。至于说headroom如何使用，我就不多说了，其实还是skb_push，headroom有什么用呢？前导码，X over Y封装，不一而足。

实际的例子
下面我给出一个实际的例子，封装一个以太帧，然后发送出去：

    skb = alloc_skb(1500, GFP_ATOMIC);
    skb->dev = dev;
    // 例行填充skb元数据

    /* 保留skb区域 */
    skb_reserve (skb, 2 + sizeof(struct ethhdr) +
            sizeof(struct iphdr) +
            sizeof(struct udphdr) +
            sizeof(app_data));

    /* 构造数据区 */
    p = skb_push(skb, sizeof(app_data));
    memcpy(p, &app_data[0], sizeof(app_data));

    p = skb_push(skb, sizeof(struct udphdr));
    udphdr = (struct udphdr *)p;  
    // 填充udphdr字段，略
    skb_reset_transport_header(skb);

    /* 构造IP头 */
    p = skb_push(skb, sizeof(struct iphdr));
    iphdr = (struct iphdr*)p;
    // 填充iphdr字段，略
    skb_reset_network_header(skb);

    /* 构造以太头 */
    p = skb_push(skb, sizeof(struct ethhdr));
    ethhdr = (struct ethhdr*)p;
    // 填充ethhdr字段，略
    skb_reset_mac_header(skb);

    /* 发射 */
    dev_queue_xmit(skb);

解封装的过程和封装的过程相反，解封装的过程是协议栈栈帧逐层pop的过程，但是Linux协议栈并没有用栈的术语来定义接口名字，而是使用了push的反义词，即pull来定义的，skb_pull就是核心接口，和skb_push严格相对。我就不再一一画图了。

按照接口编码而不是按照实现编码

这好像是Effective C++里面的一条，同样也适合于skb的操作场景。典型的就是“如何让skb记住IP层协议头，传输层协议头，mac头的位置”，接口是：

skb_reset_mac_header
skb_reset_network_header
skb_reset_transport_header
调用时机为skb_push返回的当时。曾几何时，我按照下面的方式设置了协议头的位置：
    /* 构造IP头 */
    p = skb_push(skb, sizeof(struct iphdr));
    iphdr = (struct iphdr*)p;
    // 填充iphdr字段，略
    //skb_reset_network_header(skb);
    skb->network_header = p;

有错吗？咋一看是没错的，但是却报错了：
protocol 0008 is buggy, dev eth2
这是怎么回事？原因就在于skb纪录的协议头位置是错误的！难道以上的设置skb的network_header字段的方式有何不妥吗？当然不妥！这就是没有按照接口编码的恶果。
原因在于，系统设置skb的network_header字段的方式有两种，通过一个宏来识别：NET_SKBUFF_DATA_USES_OFFSET。也就是说，可以通过相对于skb的head指针的偏移来定位协议头的位置，也可以通过绝对地址来定位，具体使用哪一种取决于系统有没有定义NET_SKBUFF_DATA_USES_OFFSET宏，以上的skb->network_header = p明显是通过绝对地址来定位的，一旦系统定义了NET_SKBUFF_DATA_USES_OFFSET宏，肯定就不对了。既然宏定义在编译期确定，那么通过定义接口就可以在编译期唯一确定一种实现，程序员不必在乎是否定义了NET_SKBUFF_DATA_USES_OFFSET宏，这就是通过接口编程的益处。如果基于skb的实现来编程，你不得不针对所有的情况编写好几套实现，而以上错误的实现只是其中一种，而且还用错了场景！这是多么痛的领悟！
NET_SKBUFF_DATA_USES_OFFSET宏是一个细节问题，如果使用接口编程便不必关注这个细节，否则你就必须搞清楚系统为何这么设计，即便这并不是你所关注的！为何呢？
由于指针的长度大小在32位系统和64位系统中是不一样的，所以按理说skb中的指针型的元数据大小也会不同，且64位系统的将会是32位系统的两倍，为了平滑掉这个差别，使元数据大小一致，就必须让64位系统的对应指针类型变为4个字节，而这是不可能的。因此在64位系统中，使用偏移来定位元数据，而偏移的类型为固定不变的unsigned int，即4个字节。为了支持上述说法，skb中加入了一个新的层次，即定义了一种新的数据类型sk_buff_data_t，该类型在编译期确定：

#if BITS_PER_LONG > 32
#define NET_SKBUFF_DATA_USES_OFFSET 1
#endif

#ifdef NET_SKBUFF_DATA_USES_OFFSET
typedef unsigned int sk_buff_data_t;
#else
typedef unsigned char *sk_buff_data_t;
#endif
节约空间之外，对于和大小相关的操作，接口实现也更加统一。这就是细节，而这些细节并不是玩网络协议栈的人所要关注的，不是吗？这完全是系统实现的层面，和业务逻辑是无关的

内核发送网络包流程

RingBuffer结构详解

关于RingBuffer网上有很多说法，有的人说RingBuffer是系统启动时就预先申请好的一个环形数组，有的人说RingBuffer是在接收或发送数据时才动态申请的一个环形数组，那么到底RingBuffer的结构是怎么样的呢？由下图可以看到

• 从宏观上讲RingBuffer可以笼统的称为【环形数组】
• 从RingBuffer的详细结构上来说，其实一个RingBuffer中包含了【两个环形数组】，这两个【环形数组】是系统启动时就预先分配好的
• 当有数据要接收或者发送时，当数据到达RingBuffer之前便会封装为一个个skb（比如：发送数据时，当数据到达【传输层】，此时就会将【socket发送队列】里的待发送的数据封装为一个个skb（也就是将socket发送队列里的数据copy一份，用skb封装）），此时该skb就是【动态申请】的内存空间。当skb到达RingBuffer的时候，此时会将数组的对应空位置指向这个待发送的skb
• 发送或接收数据都会将要发送的数据封装为一个个skb结构（也就是一个结构体），然后在接收 / 发送链路上都是对这个封装好的skb进行操作，而不是直接操作数据

• 关于【内核使用的指针数组】和【网卡使用的指针数据】
  A.【内核使用的指针数组】是内核程序（包括ksoftirqd线程）所使用的数组（比如：内存程序会将skb放入到RingBuffer，此时指的RingBuffer就是RingBuffer中的【内核使用的指针数组】）
  B.【网卡使用的指针数据】是网卡发送数据时所使用到的数组（比如：网卡发送数据时会从RingBuffer中获取要发送的数据，此时的RingBuffer指的就是【网卡使用的指针数据】中取skb来进行发送）

  
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  。

传统的数据发送与接收内存拷贝

1. 首先由DMA先将要发送的数据从磁盘拷贝到操作系统的page cache中
2. 然后由CPU将page cache中的数据拷贝到用户内存中
3. 然后再由CPU将数据从用户内存中拷贝到socket缓冲区
4. 然后再从socket发送缓冲区中拷贝出数据，然后申请一个skb，将数据挂在这个skb上
   A. skb的全称叫做sk_buff，sk_buff缓冲区，是一个维护网络帧结构的双向链表，链表中的每一个元素都是一个网络帧。虽然 TCP/IP 协议栈分了好几层，但上下不同层之间的传递，实际上只需要操作这个数据结构中的指针，而无需进行数据复制。
   B. 这里是经过协议栈时做的操作，skb构建完成后就会将这个skb传递给传输层，网络层，直到最后的网卡队列的RingBuffer里都是在对这个skb进行操作
5. 最后由DMA将数据（skb）从RingBuffer中取出送到网卡进行发送
   可以看到这里第2步和第3步的拷贝明显有点多余了，能不能省掉呢？能，sendfile就是这么干的。

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sendfile内存拷贝

1. 首先由DMA先将要发送的数据从磁盘拷贝到操作系统的page cache中
2. 然后由CPU将page cache中的数据直接拷贝到socket发送缓冲区（这里数据不会到达用户内存了）
3. 然后再从socket发送缓冲区中拷贝出数据，然后申请一个skb，将数据挂在这个skb上
   这里是经过协议栈时做的操作，skb构建完成后就会将这个skb传递给传输层，网络层，直到最后的网卡队列的RingBuffer里都是在对这个skb进行操作
4. 最后由DMA将数据（skb）从RingBuffer中取出送到网卡进行发送

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内核发送网络包简单流程

先上一个发送网络包的简单流程，以便于理解内核发送网络包的整体脉络！！！

• 首先是在应用程序里调用【send方法】来将数据发送出去，此时便会触发【系统调用】来发送数据
• 将用户数据从【用户空间】拷贝到【内核空间】，并将数据封装为一个个【skb结构】（skb可以简单理解为一个封装待发送数据的数据结构，在内存层面待发送的数据都是以skb来表示并传递的）
• skb进入协议栈进行处理（分别经过传输层、网络层）
• 然后skb会被传送到网卡【传输队列RingBuffer】里（网卡有多个队列，那么就有多个RingBuffer，并且每个队列对应一个发送队列一个接收队列）
• 网卡将RingBuffer里面的数据真实的发送到网络上
• 当网卡发送完数据后，网卡会向CPU发出一个数据发送完毕的【硬中断】

• CPU响应该硬中断，找到硬中断处理函数，在硬中断处理函数里会发出软中断，然后由【内核线程ksoftirqd】去响应并处理软中断，【内核线程ksoftirqd】找到该软中断对应的处理函数（网卡驱动启动时注册的），然后进行调用，在处理函数中会清理RingBuffer

  
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2. 内核发送数据流程详解
   以一个极简的伪代码表示我们在日常开发中如何发送数据包的，以便于理解内核发送数据包的整个流程

int main(){
  // 创建一个socket对象，返回内核中socket的文件描述符（也就是内核socket对象的句柄）
    fd = socket(fd,...);
    // 该socket绑定IP和端口
  bing(fd,....);
  // socket监听端口
  listen(fd,....);
  
  // 等待客户端连接,用户连接后会在内核中创建代表该客户端的socket对象并且返回该socket的文件描述符cfd
  cfd = accept(fd,...);
  
  // 客户端连接后，处理用户请求
  dosomething();
  
  // 向客户端发送数据, cfd表示该客户端的socket对象的文件描述符，buf表示要发送的数据
  // 【内核发送数据包流程就体现在这里】
  send(cfd, buf, sizeof(buf), 0);
}

如果是用Java里的NIO来编写的话，大致代码流程如下：

public static void main() throws Exception {
        // 创建服务端的socketchannel
        ServerSocketChannel ssc = ServerSocketChannel.open();
        // 设置这个ServerSocketChannel为阻塞(当有客户端连接请求并且和客户端建立连接成功后，下面的accept才继续向下执行)
        ssc.configureBlocking(true);

        // 阻塞接收客户端连接，客户端连接成功后会返回sc
        SocketChannel sc = ssc.accept();
        // 设置该客户端为阻塞的，方便演示
        sc.configureBlocking(true);

        // 申请一个byteBuffer
        ByteBuffer buffer = ByteBuffer.allocate(16);
        // 填充要发送的数据到byteBuffer中
        buffer.put("hello world.".getBytes());
        // 向该客户端发送数据，此时的发送过程就由内核来处理了
        int write = sc.write(buffer);
    }

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• 用户进程调用send方法开始发送数据，最终会调用到内核的sendto方法
• 在【sendto方法】里会根据传入的【socket句柄】找到【内核中的socket对象】（比如：Java nio里通过Java的socket对象找到内核中对应的socket对象），内核socket对象里记录着各种协议栈的函数地址。然后构造出struct msghdr对象，将用户空间中待发送的数据全部封装在这个struct msghdr结构体中。然后调用内核协议栈函数inet_sendmsg，发送流程进入内核协议栈处理。在进入到内核协议栈之后，内核会找到Socket上的具体协议的发送函数。在发送函数里会创建内核数据结构sk_buffer，将struct msghdr结构体中的发送数据拷贝到sk_buffer中。调用tcp_write_queue_tail函数获取Socket发送队列中的队尾元素，将新创建的sk_buffer添加到【内核socket对象的发送队列尾部】。发送流程走到这里，数据终于才从用户空间拷贝到内核空间了。但是此时能不能继续发送数据还得通过条件判断！
• 【socket对象的发送队列】其实就是由sk_buffer组成的一个双向链表
  注意此时如果不满足发送条件（比如数据没有达到TCP滑动时间窗口的一半），则用户进程将数据拷贝到【socket的发送队列】里他的工作就算做完了，此时【内核socket对象的发送队列】里的数据会等到合适的时机进行发送
  这里的满足条件是：socket发送缓冲区中未发送的数据是否已经超过TCP最大窗口的一半了，若满足则继续调用传输层tcp_write_xmit函数进行处理，反之用户进程将数据拷贝到【socket发送队列】就算完了
  调用传输层（也就是调用传输层的实现方法，不要想的太神秘），在传输层的方法里会将【socket发送队列里的skb】拷贝一个skb副本（这里为什么要拷贝呢？？？），此处对【skb副本】还会进行如下处理：
  A. TCP滑动时间窗口管理、拥塞控制
  B. 给副本skb数据设置上TCP头
  C. 为什么不直接使用Socket发送队列中的sk_buffer而是需要拷贝一份呢？因为TCP协议是支持丢包重传的（可靠的传输协议），在没有收到对端的ACK之前，这个sk_buffer是不能删除的。内核每次调用网卡发送数据的时候，实际上传递的是sk_buffer的拷贝副本，当网卡把数据发送出去后，sk_buffer拷贝副本会被释放。当收到对端的ACK之后，Socket发送队列中的sk_buffer才会被真正删除。
• 调用网络层（也就是在传输层的实现方法里调用网络层的实现方法），将skb由传输层传递给网络层进行处理（其实就是调用方法然后通过方法参数传递skb而已），网络层主要会进行如下处理：
  A. 查找路由项，从本机路由表里通过目标IP查找路由项（总得知道要发到哪儿吧）
  B. 执行netfilter过滤（比如：我们可以用iptables设置一些过滤规则，以过滤一些某些IP发来的或发送给某些IP的数据包）
  C. 给待发送的skb数据设置IP头（这就是我们经常说的类似于一层层包快递）
  D. 此时，如果该skb的数据大小超过了【MTU】那么还会将该skb进行【分片处理】（也就是将skb数据拆分为多个skb，使得每个skb的大小都小于 MTU）。所以这里也是一个性能优化点，比如QQ会尽量控制一个skb的大小小于MTU，以节省skb分片的消耗，以及当skb被分为多个片后，只要其中一个片传输失败了，那么该skb的所有的分片都需要重传
• 调用到【邻居子系统】，该步主要是发送【ARP请求】，获取Mac地址
  A. 邻居子系统位于内核协议栈中的网络层和网络接口层之间，用于发送ARP请求获取MAC地址，然后将sk_buffer中的指针移动到MAC头位置，填充MAC头。
  B. 经过【邻居子系统】的处理，现在sk_buffer中已经封装了一个完整的数据帧，随后内核将【sk_buffer】交给网络设备子系统进行处理
• 调用到【网络设备子系统】，该步主要是选择网卡发送队列（网卡可能有多个队列），然后将skb放入到网卡的发送队列。这一步有可能会中断，然后将执行的进程由【用户进程】变为【内核进程】：
  A. 如果满足条件，则由用户进程继续向下执行，调用图示的dev_hard_start_xmit方法继续执行
  B. 如果不满足条件，则会触发一个软中断，后续由响应该软中断的【内核ksoftirqd线程】来调用dev_hard_start_xmit方法继续执行
  C. 这里可以看到【用户进程并不是调用完send就阻塞住了】，然后将一切工作交给内核线程帮忙处理。而是这个用户进程由用户态切换到了内核态然后继续执行的。我们常说的【Java中无法直接操作内核空间或硬件（比如控制鼠标）】，这个不是说我们的这个Java进程一旦要访问内核空间了就会将这个进程给park掉，然后委托操作系统进程进行处理。而是说虽然我们Java程序中没有办法直接访问内核空间（需要调用内核提供的接口），但是我们的进程可以执行内核代码呀，运行内核相关代码的时候可以由我们的进程进行运行呀。。。
• 调用到网卡驱动程序，选取可用的RingBuffer位置（也就是RingBuffer中的数组里选取可用的位置），关联该位置和skb。然后【网卡驱动程序】通过DMA方式将数据通过【物理网卡】发送出去
• 当数据发送完毕后会触发一个【硬中断】，CPU响应该硬中断，吊起网卡驱动启动时向内核注册的该硬中断对应的处理函数，执行处理函数，在处理函数中最终会发起一个【软中断】

• 【内核线程ksoftirqd】响应并处理该软中断，该线程会吊起网卡启动时注册的【该类型的软中断】（有很多类型的软中断，他们都对应不同的处理函数）的处理函数，执行处理函数，在处理函数中会执行如下操作：
  A. 释放掉RingBuffer中的数组对skb的引用（注意：此时RingBuffer里的数组虽然放弃了对skb的引用，但是该skb并不会被立即清除，因为TCP有重传机制，必须要保证收到了对方的ack应答后再彻底删除该skb，如果没有收到对方的ack，那么传输层还可以重传该skb）
  B. 清理RingBuffer（以便于下次使用）

  
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性能开销分析

• 应用程序调用send方法时，线程会从【用户态切换到内核态】，这里有一次上下文切换的开销
• sendto方法会构建struct msghdr结构体，将要发送的数据都封装到struct msghdr结构体里，并且最终将struct msghdr结构体里的数据拷贝封装为一个个的【sk_buffer对象】并且将这个【sk_buffer对象】挂到socket的发送队列的尾部，这里有一次数据拷贝的开销（数据从用户空间拷贝到内核空间）
• 到达协议栈后（比如传输层的tcp_sendmsg函数），会将【socket发送队列】里的【sk_buffer对象】拷贝一个副本（为了保证TCP的可靠传输（也就是失败重传）），并将这个副本sk_buffer对象向后传递，这里有一次内核空间的拷贝开销
• 在网络层，如果sk_buffer对象的大小超过了MTU，则还会将【sk_buffer对象】进行拆分，拆分为多个大小小于MTU的【sk_buffer对象】（将原来的sk_buffer里的数据拷贝到小的sk_buffer对象里）
• 在第六步，选择网卡发送队列RingBuffer时，如果用户线程内核态CPU quota用尽时会触发NET_TX_SOFTIRQ类型软中断，内核线程响应软中断的开销，并且由内核线程来继续调用dev_hard_start_xmit函数
• 在【网络设备子系统】中将sk_buffer挂到网卡发送队列RingBuffer中时，此时只是操作RingBuffer里的对应的指针，将RingBuffer里的空闲位置的指针指向待发送的sk_buffer即可，这里没有拷贝开销
• 网卡发送完数据，向CPU发送硬中断，CPU响应硬中断的开销。以及在硬中断中发送NET_RX_SOFTIRQ软中断执行具体的RingBuffer内存清理动作。内核响应软中断的开销。

所以，在网络数据发送流程中，一共发送了【一次上下文太态的切换】，两次数据拷贝（一次用户空间到内核空间，一次内核空间到内核空间的拷贝），如果skb大于MTU的话还有数据切分开销，两次硬中断和两次软中断开销

三、跨机网络通信总流程

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