Unix Domain Socket 源码实现分析 (OLK 6.6)

Fri, 28 Aug 2026 00:00:00 +0000

引子：TCP loopback 有什么问题？

两台机器通信要经过复杂的网络栈：路由、拥塞控制、校验和、分片重组。但同一台机器上两个进程通信，走 TCP loopback 也能通，只是杀鸡用牛刀了——数据包绕了一大圈网卡环路才回来，CPU 白白做了大量不需要的协议处理。

Unix Domain Socket（UDS）就是为这个场景设计的：不走网络层，直接在进程间共享内存缓冲。它比 TCP loopback 快 2-3 倍，CPU 消耗低一个数量级，而且在同一台机器上，UDS 的安全性天然可控（文件权限就能限制访问）。

UDS 最重要的设计决策：地址用路径名

TCP 用 IP:Port 标识端点，UDS 则用文件系统路径（或抽象命名空间的名字）。这是理解 UDS 一切设计的关键：

// include/uapi/linux/un.h
#define UNIX_PATH_MAX   108
struct sockaddr_un {
    __kernel_sa_family_t sun_family; /* AF_UNIX */
    char sun_path[UNIX_PATH_MAX];   /* 路径名 */
};

bind 到这个路径上时，内核会在文件系统创建一个特殊的 socket 文件（type=S_IFSOCK），ls 能看到：

1
2
3

$ ls -l /run/containerd/containerd.sock
srw-rw---- 1 root root 0 Aug 28 10:00 /run/containerd/containerd.sock
# ↑ 开头的 s 就是 socket 文件类型

路径名地址带来了两个好处：

权限控制天然继承自文件系统：chmod 就能控制谁能连接
生命周期可见：socket 文件存在就是有人监听，删了就是停了

但路径名还有个缺点：需要创建文件，用完还要清理（unlink）。所以 Linux 后来加了抽象命名空间（abstract namespace），把 sun_path 第一个字节设为 \0，socket 名字只存在于内核内存中，不落盘：

// 抽象命名空间示例：地址为 "@containerd"
struct sockaddr_un addr;
addr.sun_family = AF_UNIX;
addr.sun_path[0] = '\0';  // 首字节为 \0 表示抽象命名空间
memcpy(addr.sun_path + 1, "containerd", 10);

创建 socket：比 TCP 少一层

UDS 的 socket 创建入口和 TCP 一样，都是 socket(AF_UNIX, SOCK_STREAM, 0)，但内核路径完全不同。

socket() 系统调用

// net/socket.c
SYSCALL_DEFINE3(socket, int, family, int, type, int, protocol)
{
    return __sys_socket(family, type, protocol);
}

int __sys_socket(int family, int type, int protocol)
{
    struct socket *sock;
    sock = __sys_socket_create(family, type, protocol);
    if (IS_ERR(sock))
        return PTR_ERR(sock);
    return sock_map_fd(sock, type & (O_CLOEXEC | O_NONBLOCK));
}

核心是两步：创建 socket 对象 → 映射到文件描述符。

创建 socket 对象：__sys_socket_create → sock_create → __sock_create

__sock_create 会调用 net_families[AF_UNIX]->create，也就是 unix_create：

// net/unix/af_unix.c
static const struct net_proto_family unix_family_ops = {
    .family = AF_UNIX,
    .create = unix_create,
    .owner  = THIS_MODULE,
};

unix_create 做的事情很简单：

static int unix_create(struct net *net, struct socket *sock, int protocol, int kern)
{
    struct sock *sk;

    // 校验协议类型：只支持 SOCK_STREAM / SOCK_DGRAM / SOCK_SEQPACKET
    if (protocol && protocol != PF_UNIX)
        return -EPROTONOSUPPORT;

    // 分配 sock 结构（这才是真正的内核 socket 对象）
    sk = unix_sk_alloc(net);
    if (!sk)
        return -ENOMEM;

    // 根据类型初始化不同的 ops 表
    switch (sock->type) {
    case SOCK_STREAM:
        sock->ops = &unix_stream_ops;    // TCP 风格
        break;
    case SOCK_DGRAM:
        sock->ops = &unix_dgram_ops;     // UDP 风格
        break;
    case SOCK_SEQPACKET:
        sock->ops = &unix_seqpacket_ops; // 流式 + 保边界
        break;
    default:
        return -ESOCKTNOSUPPORT;
    }

    // 初始化 sock 结构（锁、等待队列等）
    unix_insert_socket(unix_sk(sk));
    return 0;
}

关键区别：UDS 不需要像 TCP 那样分配 port、初始化路由表、设置拥塞控制。unix_sk_alloc 只是分配一个 struct unix_sock（比 struct inet_sock 小得多），加上基本的锁和队列初始化。

映射到文件描述符

static int sock_map_fd(struct socket *sock, int flags)
{
    struct file *newfile;
    int fd = get_unused_fd_flags(flags);  // 取一个空闲 fd 号
    newfile = sock_alloc_file(sock, flags, NULL);
    fd_install(fd, newfile);              // 关联 fd 和 file
    return fd;
}

sock_alloc_file 分配一个伪文件（pseudo file），它的 file_operations 是 socket_file_ops——这是 UDS 能以 read/write 方式操作的关键。

bind：把 socket 和路径绑定

// net/unix/af_unix.c
static int unix_bind(struct socket *sock, struct sockaddr *uaddr, int addr_len)
{
    struct sock *sk = sock->sk;
    struct unix_sock *u = unix_sk(sk);
    struct sockaddr_un *sunaddr = (struct sockaddr_un *)uaddr;
    char *path = sunaddr->sun_path;
    int err;

    // 已经是 bound 状态 → 拒绝
    if (u->addr)
        return -EINVAL;

    // 校验地址格式
    struct unix_address *addr = kmalloc(sizeof(*addr) + addr_len, GFP_KERNEL);
    addr->len = addr_len;
    memcpy(addr->name, sunaddr, addr_len);

    if (path[0] == '\0') {
        // ★ 抽象命名空间：名字存在内核内存，不落盘
        addr->hash = unix_abstract_hash(addr->name, addr_len, sk->sk_type);
    } else {
        // ★ 路径名命名空间：在文件系统创建一个 socket 文件
        struct path parent;
        err = kern_path(sunaddr->sun_path, LOOKUP_PARENT, &parent);
        // ... 创建 S_IFSOCK 文件
        addr->hash = unix_autobind_hash(sk);
    }

    // 获取 hash 锁，插入到全局 hash 表
    spin_lock(&unix_table_lock);
    __unix_insert_socket(unix_sk(sk));
    spin_unlock(&unix_table_lock);

    u->addr = addr;
    return 0;
}

两种绑定路径的区别：

	路径名	抽象命名空间
标识方式	`sun_path[0] != '\0'`	`sun_path[0] == '\0'`
文件系统	创建 socket 文件	无文件
清理	需要 unlink	进程退出自动释放
权限	文件权限控制	无（只有命名空间隔离）
典型场景	生产服务（/run/*.sock）	临时通信

listen/accept：连接管理

UDS 的 listen/accept 和 TCP 在语义上完全一致，但实现简单得多：

static int unix_listen(struct socket *sock, int backlog)
{
    struct sock *sk = sock->sk;
    // 只是设置两个字段：listen 状态 + 最大挂起数
    sk->sk_max_ack_backlog = backlog;
    sk->sk_state = TCP_LISTEN;
    return 0;
}

没有 TCP 的三次握手、没有 SYN 队列、没有定时器——就是设个状态。

accept 的核心是 unix_stream_accept：

static int unix_stream_accept(struct socket *sock, struct socket *newsock,
                              struct proto_accept_arg *arg)
{
    struct sock *sk = sock->sk, *newsk;
    struct unix_sock *newu;

    // 从等待队列取一个已连接的客户端（如果没有就阻塞）
    newsk = skb_dequeue(&sk->sk_receive_queue);
    // 新 socket 继承监听 socket 的 credentials
    newu = unix_sk(newsk);
    // 返回新 socket 的文件描述符
    newsock->sk = newsk;
    return 0;
}

注意：当客户端 connect 时，它的 socket 已经被放入服务端的 sk_receive_queue 了。accept 只是在排队。

connect：UDS 最关键的链路

static int unix_stream_connect(struct socket *sock, struct sockaddr *uaddr,
                               int addr_len, int flags)
{
    struct sock *sk = sock->sk;
    struct sockaddr_un *sunaddr = (struct sockaddr_un *)uaddr;
    struct sock *other;

    // 1. 根据路径名找到服务端 socket
    other = unix_find_other(sock->sk->sk_net, sunaddr, addr_len,
                            sk->sk_type, hash, &err);
    if (!other)
        return err;

    // 2. 分配一个新 sock（用于这条连接）
    newsk = unix_create1(sock->sk->sk_net, NULL);
    // 新 sock 绑定一个临时地址（自动生成）

    // 3. 把新 sock 放到服务端的接收队列尾部
    skb = sock_alloc_send_skb(sk, 0, flags & O_NONBLOCK, &err);
    skb->sk = newsk;
    skb_queue_tail(&other->sk_receive_queue, skb);

    // 4. 唤醒服务端（如果它在 accept 上阻塞）
    other->sk_data_ready(other);

    // 5. 修改状态
    other->sk_state = TCP_ESTABLISHED;
    newsk->sk_state = TCP_ESTABLISHED;

    return 0;
}

关键：unix_find_other 根据路径名在全局 hash 表里找到服务端 socket。这一步不需要像 TCP 那样经过路由表查找、ARP 解析、网卡中断——纯内存操作。

数据收发：不走网络栈

send：直接把数据放到接收队列

static int unix_stream_sendmsg(struct socket *sock, struct msghdr *msg,
                                size_t len)
{
    struct sock *sk = sock->sk;
    struct sock *other = unix_peer(sk);  // 直接拿到对端

    // 分配 skb
    skb = sock_alloc_send_skb(sk, len, ...);

    // 从用户态拷贝数据到 skb
    err = skb_store_bits(skb, 0, msg->msg_iov->iov_base, len);

    // 直接把 skb 放到对端的接收队列
    skb_queue_tail(&other->sk_receive_queue, skb);

    // 通知对端有数据来了
    other->sk_data_ready(other);

    return len;
}

对比 TCP 的路径：

步骤	TCP	UDS
数据拷贝	用户→内核skb	用户→内核skb
路由查找	查路由表	无
拥塞控制	窗口管理、重传定时器	无
校验和	计算 IP/TCP 校验和	无
分片	可能分片、重组	无
中断	软中断、硬中断	无
投递	通过网卡发送	直接放到对端队列

UDS 的数据路径只有 2 次拷贝（用户→内核→对端），而 TCP loopback 要经过完整的协议栈，即使没出网卡，仍要经过路由、拥塞控制、校验和、softirq 等环节。

recv：从接收队列取

static int unix_stream_recvmsg(struct socket *sock, struct msghdr *msg,
                                size_t size, int flags)
{
    struct sock *sk = sock->sk;

    // 从接收队列取 skb
    skb = skb_dequeue(&sk->sk_receive_queue);
    if (!skb)
        return -EAGAIN;  // 或阻塞等待

    // 把数据拷贝到用户态
    skb_copy_datagram_msg(skb, 0, msg, size);

    return size;
}

进阶：UDS 独有的能力

1. 文件描述符传递（SCM_RIGHTS）

这是 UDS 最有价值的能力之一——把一个进程的文件描述符传给另一个进程，对端拿到的是同一个内核文件对象：

// 发送端
struct msghdr msg;
struct cmsghdr *cmsg;
char buf[CMSG_SPACE(sizeof(int))];

cmsg = CMSG_FIRSTHDR(&msg);
cmsg->cmsg_level = SOL_SOCKET;
cmsg->cmsg_type = SCM_RIGHTS;
cmsg->cmsg_len = CMSG_LEN(sizeof(int));
*(int *)CMSG_DATA(cmsg) = fd_to_send;  // 要传递的 fd

sendmsg(sock, &msg, 0);

内核实现：unix_scm_to_skb 把文件指针从当前进程的 fd 表里取出，插入到 skb 的辅助数据中，对端接收时从 skb 取出文件指针，在它的 fd 表中分配一个新 fd。整个过程不涉及文件内容拷贝。

这在 containerd 中非常关键：containerd 通过 UDS 把容器标准输入/输出/错误的 fd 传递给 shim 进程。

2. 证书传递（SCM_CREDENTIALS）

UDS 可以自动携带发送进程的 PID、UID、GID：

// 接收端可以获取对端进程的证书
struct ucred peercred;
socklen_t len = sizeof(peercred);
getsockopt(sock, SOL_SOCKET, SO_PEERCRED, &peercred, &len);
// peercred.pid, peercred.uid, peercred.gid

这个能力是内核自动提供的，不需要发送端配合。这意味着服务端可以基于 PID 做细粒度权限控制——比如只允许某个进程连接。

3. SOCK_SEQPACKET：流式 + 保边界

TCP 是流式（SOCK_STREAM），数据可能粘包；UDP 是报文（SOCK_DGRAM），有大小限制。UDS 的 SOCK_SEQPACKET 则兼具两者优点：

面向连接（像 TCP）
保消息边界（像 UDP）
数据可靠、有序

总结

UDS 是 Linux 本地 IPC 的最佳选择——比 TCP loopback 快 2-3 倍，CPU 消耗低一个数量级，而且支持 fd 传递和证书传递这些独特能力。它的核心设计思想是：既然两个进程在同一台机器上，那就绕过整个网络栈，直接在内存中传递数据。

回到 containerd 的通信架构，它的所有 gRPC 和 TTRPC 接口都基于 UDS 实现——这不是巧合，而是对安全性和性能的共同追求。

参考资料

Linux kernel 6.6 源码：net/unix/af_unix.c
man 7 unix — Unix sockets 手册
man 7 cmsg — 辅助数据（fd 传递、证书传递）
Stevens, UNIX Network Programming, Vol 1, Chapter 15 (Unix Domain Protocols)

UDS on 辰远