ネットワークスタックのカーネル内データパス

カーネル内データパスとは何か

アプリが recv() で受け取る1バイトは、NIC（ネットワークインターフェースカード）に電気信号として届いてから、ドライバ・プロトコル処理・ソケットバッファという何段もの層を通り抜けてきています。このNICとソケットの間を流れる経路がカーネル内データパスです。ここでの設計判断は「1パケットあたりに固定でかかるコスト（割り込み・関数呼び出し・コピー・ロック）を、どうやってパケット数で割り算して薄めるか」に集約されます。本記事は、その薄め方の中核である sk_buff・NAPI・オフロード を内部から解剖します。

sk_buff：パケットを表す中心構造

カーネルが扱うパケットは1つ残らず struct sk_buff（通称 skb）で表現されます。skbは2つの領域に分かれます。

• メタデータ（skb本体）：プロトコル種別、入力デバイス、チェックサム状態、各層ヘッダへのポインタなどの制御情報。
• データバッファ：実際のパケットの中身（イーサネットヘッダ＋IPヘッダ＋TCPヘッダ＋ペイロード）。

データバッファには4つのポインタが付随します。head（確保領域の先頭）、data（現在の有効データ先頭）、tail（有効データ末尾）、end（確保領域の末尾）です。head と data の間の隙間をヘッドルーム、tail と end の間をテールルームと呼びます。

[ headroom ][===== 有効データ =====][ tailroom ]
^head       ^data              ^tail          ^end

この構造が効くのは層をまたぐ瞬間です。送信時、TCP層がヘッダを足すには skb_push() で data をヘッドルーム側へ戻すだけ、IP層・イーサネット層も同様に data を前へ動かすだけで自分のヘッダ領域を確保できます。受信時は逆に skb_pull() で data を後ろへ進め、処理済みヘッダを論理的に剥がします。ペイロード本体は一度も移動しません。これがカーネル内ゼロコピーの第一の柱です。

さらに大きなペイロードは、線形バッファに収まらないぶんを skb_shared_info 配下のページフラグメント配列で持ちます。skbの**複製（clone）**では、メタデータだけ別に持ちデータバッファは参照カウントで共有します。tcpdumpがパケットを覗くときも、本体をコピーせずcloneで枝分かれさせるため安価です。

ソケットからNICまでの処理経路

送信はスタックを下る動きです。send() のデータはまずソケットの送信バッファに積まれ、TCP層がセグメント分割・シーケンス番号付与・チェックサム準備を行い、IP層がルーティングとフラグメント判断、近隣探索（ARP）でL2アドレスを解決し、最後にqdisc（キューイング規律）を経てドライバの送信リングへ渡ります。

受信はスタックを上る逆向きの動きですが、ここに割り込みが絡みます。素朴な実装では「パケット1個到着 → 割り込み1回 → 全処理」ですが、これでは高負荷で割り込みが嵐になります。そこでLinuxは処理を二段に割ります。

1. 上半分（ハードウェア割り込み）：NICが「届いた」と知らせる。ここでは最小限——後述のNAPIをスケジュールするだけ。
2. 下半分（ソフト割り込み, softirq）：NET_RX_SOFTIRQ の文脈で、実際のプロトコル処理（GRO・IP・TCP）をまとめて回す。

この上半分／下半分の二段構えは割り込み処理の二段構え（上半分/下半分）で詳説した設計そのもので、ネットワーク受信はその最大の応用例です。割り込みそのものの仕組みは割り込みと入出力（I/O）を土台にしています。

NAPI：割り込み緩和の原理

NAPI（New API）は「1パケット1割り込み」をやめる仕組みです。流れはこうです。

• パケット到着でハード割り込みが入ると、ドライバはそのデバイスの受信割り込みを無効化し、NAPIをソフト割り込みのポーリングリストに登録する。
• softirq文脈で poll() が呼ばれ、受信リングから一度に最大 budget 個（既定64など）のパケットを引き抜いてスタックへ流す。
• リングが空になれば割り込みを再び有効化して通常モードへ戻る。空にならず budget を使い切れば、割り込みは無効のまま次のpollサイクルで続きを処理する。

低負荷:  割込→無効化→poll(数個)→空→割込有効化   …割込ありモード
高負荷:  割込→無効化→poll(budget)→まだ有る→poll…→割込はずっと無効

ここが核心です。負荷が高いほど1回の割り込みで処理できるパケットが増え、割り込み1回あたりのコストがパケット数で割り算されて薄まります。低負荷では割り込み駆動で低遅延、高負荷では自動的にポーリング駆動へ移って高スループット——この自己調整が、固定閾値の割り込みコアレッシングにはない強みです。budget で1デバイスの処理量に上限を設けるのは、1枚のNICがCPUを占有して他デバイスやプロセスを飢餓させないスケジューリング上の公平性のためでもあります。

GRO/GSO/TSO：オフロードでpacketを束ねる

per-packetの固定コストはプロトコル処理自体にもあります。IPルーティング探索、TCP状態更新、各層の関数呼び出し——これらは1パケットごとに発生します。そこで複数の小パケットを1つの大セグメントとして層に通すのがオフロードの発想です。

**GRO（Generic Receive Offload）**は受信側で働きます。NAPIのpoll中、同じフローに属し連続する複数のTCPセグメントを見つけたら、ペイロードをページフラグメントとして繋ぎ1つの巨大skbに合体させます。IP層・TCP層はこの大skbを1回処理するだけで済み、何十個分ものヘッダ処理・ルーティング探索が1回に圧縮されます。合体できる条件（同一フロー・連続シーケンス・互換オプション）を満たさなければ束ねず、正しさは保たれます。

**送信側のGSO（Generic Segmentation Offload）**は逆方向の遅延戦略です。TCP層は最初からMTUサイズに刻まず、大きな1セグメントのままスタックを下らせ、分割をドライバ直前まで先延ばしします。層を通る回数が減るぶんCPUが軽くなります。

TSO（TCP Segmentation Offload）はGSOの分割作業すらNICハードウェアへ丸投げしたものです。カーネルは64KB級の大セグメントとテンプレートヘッダを渡すだけで、NICがMTUごとのパケットに切り分け、各パケットのシーケンス番号とチェックサムを補完します。CPUはセグメント分割から完全に解放されます。チェックサム計算自体をNICに任せるチェックサムオフロードも併用され、skbの ip_summed フィールドが「計算済み／NIC任せ」の状態を運びます。

まとめ