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在Linux内核的TCP实现中，TCP有三个接收队列——除去错误队列。这三个队列分别是struck sock中的sk_receive_queue和sk_backlog，以及struct tcp_sock中的prequeue。这三个队列作用，网上已经有很多文章论述了。这里只简单介绍一下，sk_receive_queue是真正的接收队列，收到的TCP数据包经过检查和处理后，就会保存到这个队列中。sk_backlog是当socket处于用户进程的上下文时（即用户正在对socket进行系统调用，如recv），Linux收到数据包时，在软中断处理过程中，会将数据包保存到sk_backlog中，然后直接返回。而prequeue则是在，该socket没有正在被用户进程使用时，由软中断直接将数据包保存在prequeue中，然后返回。
我们可以从tcp的接收处理函数中，验证上面的结果。下面的代码来自tcp_v4_rcv函数
bh_lock_sock_nested(sk);
ret = 0;
if (!sock_owned_by_user(sk)) { /* 当sock没有被用户进程占有的时候，可以将数据包保存到prequeue中。失败的话，才进入tcp的真正的数据包处理过程 */
if (!tcp_prequeue(sk, skb))
ret = tcp_v4_do_rcv(sk, skb);
} else if (unlikely(sk_add_backlog(sk, skb))) {/* 当sock被用户进程占有时，将数据包保存到backlog中，然后返回 */ bh_unlock_sock(sk); NET_INC_STATS_BH(net, LINUX_MIB_TCPBACKLOGDROP); goto discard_and_relse; } bh_unlock_sock(sk);
在sock被用户进程占有时，kernel将数据包保存到backlog中，这个是可以理解的。因为即使是软中断处理流程，也需要尽快完成，好让kernel尽快处理下一个数据包。那么当sock不被用户进程占有时，kernel将数据包保存到prequeue中，自然也是这个道理。这些数据包会在用户进程调用receive的时候，再进行TCP数据包完整的处理流程。
网上的大部分资料，都只是介绍了这三个队列的用途。但是看到这里，其实我们应该有一个疑问。backlog和prequeue都是保存的未经处理的数据，为什么需要两个不同的队列呢？为了解答这个疑问，我们需要研究一下prequeue和backlog是如何应用的？前面是两个队列的写入操作，下面看看两个队列何时被读取。prequeue的处理函数tcp_prequeue_process，如前文所说，在TCP的读取数据函数tcp_recvmsg中调用。在tcp_recvmsg的入口，会调用lock_sock来设置sk->sk_lock.owned，表示该sock由用户进程占有，然后会对receive_queue和prequeue中的数据包进行处理。正因为sock被用户进程处理时，会访问prequeu，所以软中断只能将数据保存到backlog中，以避免竞争。那么为什么在sock不由用户进程占有时，只能保存到prequeu中，而不能重入backlog呢？
让我们继续跟进，看看何时处理backlog的数据包。Oh，my god，居然是在__release_sock中，这真的有点出乎我的意料。这也就解释了，为什么需要两个队列来保存未处理数据包。对于sock来说，一共有两种状态：1. 用户进程占用该sock；2. 用户进程未占用该sock；而kernel需要在任何情况下，都要能够保证tcp数据包处理的软中断快速返回。而保存未处理数据包的队列，无论如何也要在上述的一个情况下，访问未处理的数据包。那么这不可避免的会有资源竞争。所以为了避免这种情况，当sock被用户进程占用时，让它处理prequeue中的数据包，软中断则往backlog中保存。当sock不被用户进程占用时，会去访问backlog中的数据包，软中断则往prequeue中保存。