一、网络协议栈

用户态：应用程序

内核态：

系统调用

socket（定位到tcp)

tcp、udp

ip

mac
网卡驱动程序

硬件：网卡

二、数据包的形态

应用程序：data

tcp：segment

ip：packet

mac：frame

协议栈：sk_buffer（tcp、ip、mac数据包都是该数据结构)

三、发送数据

1.TCP

send/write：data

内核将data分段成多个sk_buffer （根据MSS：即MCU-相关头）

sk_buffer存到发送缓存区

克隆一份sk_buffer （注意：不是拷贝！！！）

加TCP头（sk_buffer）

加IP头（sk_buffer）

加MAC（帧头）头、帧尾（sk_buffer）

触发软中断：网卡驱动程序把sk_buffer写到DMA内存区域（ring_buffer)

触发网卡发送数据，如果发送成功，ringbuffer里面的数据和sk_buffer都清除

如果收到ack，删除发送缓存区的sk_buffer。

2. UDP

sendto

相比于TCP:

• 没有分段
• 没有发送缓存区
• 没有克隆
• 可能有分片（数据大于MSS时，IP会分片）
• 没有ack，如果发送成功直接就把sk_buffer删除了

四、接收数据

1. TCP

recv/read

网卡收到数据，DMA写ringbuffer

硬件中断，CPU屏蔽硬件中断，触发软中断

（类比硬件中断是敲门，屏蔽硬件中断意味着把门打开，让来的人都进来，不必再敲门了。等我把门关了，才能继续触发硬件中断）

取出ringbuffer，即数据帧（sk_buffer)

....

存到接收缓存区（回发ack)

2. UDP

recvfrom

相比于TCP

• 可能IP会重组（如果发送时有IP分片的话）
• 不会回发ack

五、冷知识

1. TCP分段原因

TCP有分段的原因（MSS）：方便重传特定包，避免IP分片和重组

UDP没有分段和发送缓存区是因为它没有重传机制！！！

注意：TCP包仍可能被IP层分片的情况（当帧大于MTU就会发生）：

• 路径 MTU 发现（PMTU）失效
• TCP 或 IP 首部添加额外选项
• 故意发送超过 MSS 的段（罕见）

不过不影响重传机制，发送缓存区的sk_buffer没收到对应序号的ack还是会触发重传。
只是IP分片可能会让重传的概率变大了而已（IP重组时如果有分片缺失，会把剩余的分片都扔了，这样重传的TCP包就多了）

2. 克隆、拷贝、浅拷贝

维度	克隆（Clone）	拷贝（深拷贝，Deep Copy）
资源共享	共享核心数据，复制元信息（对象的控制结构）	不共享任何资源，全量复制
独立性	共享数据的修改可能相互影响（有限制）	完全独立，修改互不影响
开销	低（无需拷贝大量数据）	高（需拷贝全部数据）
核心目的	高效创建共享数据的轻量副本	创建完全独立的副本

拷贝的一种特殊情况：
“浅拷贝”（仅复制对象的表层结构，如指针，不复制指针指向的底层数据），这时候浅拷贝与克隆的行为类似（共享底层数据）。但两者的核心区别在于：

• 克隆通常会通过引用计数、写时复制等机制主动管理共享资源的生命周期，避免悬垂指针或重复释放；
• 浅拷贝往往缺乏这种管理，可能导致内存安全问题（如原对象释放后，副本的指针变成悬垂指针）。

克隆的例子：

• Linux 内核中 sk_buff 的克隆（skb_clone）：新的 skb 复制原 skb 的协议头指针、长度等元信息，但共享同一个数据缓冲区（payload），通过引用计数（users）管理数据的生命周期。
• 虚拟机克隆：克隆的虚拟机可能共享原虚拟机的基础镜像文件（只读），仅记录自身的修改（如 COW 技术，写时复制），而非复制整个磁盘数据。