linux kernel 2.6.35中RFS特性详解

转载自www.pagefault.info

　　前面介绍过google对内核协议栈的patch，RPS，它主要是为了软中断的负载均衡，这次继续来介绍google 的对RPS的增强path RFS(receive flow steering)，RPS是把软中断map到对应cpu，而这个时候还会有另外的性能影响，那就是如果应用程序所在的cpu和软中断处理的cpu不是同一个，此时对于cpu cache的影响会很大。这里要注意，在kernel的2.6.35中这两个patch已经加入了。

　　OK，先来描述下它是怎么做的，其实这个补丁很简单，想对于rps来说就是添加了一个cpu的选择，也就是说我们需要根据应用程序的cpu来选择软中断需要被处理的cpu。这里做法是当调用recvmsg的时候，应用程序的cpu会被存储在一个hash table中，而索引是根据socket的rxhash进行计算的。而这个rxhash就是RPS中计算得出的那个skb的hash值。

　　可是这里会有一个问题，那就是当多个线程或者进程读取相同的socket的时候，此时就会导致cpu id不停的变化，从而导致大量的OOO的数据包(这是因为cpu id变化，导致下面软中断不停的切换到不同的cpu，此时就会导致大量的乱序的包).

　　而RFS是如何解决这个问题的呢，它做了两个表rps_sock_flow_table和rps_dev_flow_table，其中第一个rps_sock_flow_table是一个全局的hash表，这个表针对socket的，映射了socket对应的cpu，这里的cpu就是应用层期待软中断所在的cpu。

struct rps_sock_flow_table {　　unsigned int mask;　　//hash表　　u16 ents[0];};

　　可以看到它有两个域，其中第一个是掩码，用于来计算hash表的索引，而ents就是保存了对应socket的cpu。

　　然后是rps_dev_flow_table,这个是针对设备的，每个设备队列都含有一个rps_dev_flow_table(这个表主要是保存了上次处理相同链接上的skb所在的cpu),这个hash表中每一个元素包含了一个cpu id，一个tail queue的计数器，这个值是一个很关键的值，它主要就是用来解决上面大量OOO的数据包的问题的，它保存了当前的dev flow table需要处理的数据包的尾部计数。接下来我们会详细分析这个东西。

struct netdev_rx_queue {　　struct rps_map *rps_map;　　//每个设备的队列保存了一个rps_dev_flow_table　　struct rps_dev_flow_table *rps_flow_table;　　struct kobject kobj;　　struct netdev_rx_queue *first;　　atomic_t count;} ____cacheline_aligned_in_smp;

struct rps_dev_flow_table {　　unsigned int mask;　　struct rcu_head rcu;　　struct work_struct free_work;　　//hash表　　struct rps_dev_flow flows[0];};

struct rps_dev_flow {　　u16 cpu;　　u16 fill;　　//tail计数。　　unsigned int last_qtail;};

　　首先我们知道，大量的OOO的数据包的引起是因为多个进程同时请求相同的socket，而此时会导致这个socket对应的cpu id不停的切换，然后软中断如果不做处理，只是简单的调度软中断到不同的cpu，就会导致顺序的数据包被分发到不同的cpu，由于是smp，因此会导致大量的OOO的数据包，而在RFS中是这样解决这个问题的，在soft_net中添加了2个域,input_queue_head和input_queue_tail，然后在设备队列中添加了rps_flow_table，而rps_flow_table中的元素rps_dev_flow包含有一个last_qtail，RFS就通过这3个域来控制乱序的数据包。

　　这里为什么需要3个值呢，这是因为每个cpu上的队列的个数input_queue_tail是一直增加的，而设备每一个队列中的flow table对应的skb则是有可能会被调度到另外的cpu，而dev flow table的last_qtail表示当前的flow table所需要处理的数据包队列(backlog queue)的尾部队列计数,也就是说当input_queue_head大于等于它的时候说明当前的flow table可以切换了，否则的话不能切换到进程期待的cpu。

　　不过这里还要注意就是最好能够绑定进程到指定的cpu(配合rps和rfs的参数设置)，这样的话，rfs和rps的效率会更好，所以我认为像erlang这种在rfs和rps下性能应该提高非常大的.
下面就是softnet_data 的结构。

struct softnet_data {　　struct Qdisc *output_queue;　　struct Qdisc **output_queue_tailp;　　struct list_head poll_list;　　struct sk_buff *completion_queue;　　struct sk_buff_head process_queue;　　/* stats */　　unsigned int processed;　　unsigned int time_squeeze;　　unsigned int cpu_collision;　　unsigned int received_rps;#ifdef CONFIG_RPS　　struct softnet_data *rps_ipi_list;　　/* Elements below can be accessed between CPUs for RPS */　　struct call_single_data csd ____cacheline_aligned_in_smp;　　struct softnet_data *rps_ipi_next;　　unsigned int cpu;　　//最关键的两个域　　unsigned int input_queue_head;　　unsigned int input_queue_tail;#endif　　unsigned dropped;　　struct sk_buff_head input_pkt_queue;　　struct napi_struct backlog;};

　　接下来我们来看代码，来看内核是如何实现的，先来看inet_recvmsg,也就是调用rcvmsg时，内核会调用的函数,这个函数比较简单，就是多加了一行代码sock_rps_record_flow,这个函数主要是将本socket和cpu设置到rps_sock_flow_table这个hash表中。

　　首先要提一下，这里这两个flow table的初始化都是放在sys中初始化的，不过sys部分相关的代码我就不分析了，因为具体的逻辑和原理都是在协议栈部分实现的。

int inet_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct socket *sock, struct msghdr *msg, size_t size, int flags){　　struct sock *sk = sock->sk;　　int addr_len = 0;　　int err;　　//设置hash表　　sock_rps_record_flow(sk);　　err = sk->sk_prot->recvmsg(iocb, sk, msg, size, flags & MSG_DONTWAIT, flags & ~MSG_DONTWAIT, &addr_len);　　if (err >= 0)　　　　msg->msg_namelen = addr_len;　　return err;}

　　然后就是rps_record_sock_flow，这个函数主要是得到全局的rps_sock_flow_table，然后调用rps_record_sock_flow来对rps_sock_flow_table进行设置，这里会将socket的sk_rxhash传递进去当作hash的索引，而这个sk_rxhash其实就是skb里面的rxhash，skb的rxhash就是rps中设置的hash值，这个值是根据四元组进行hash的。这里用这个当索引一个是为了相同的socket都能落入一个index。而且下面的软中断上下文也比较容易存取这个hash表。

struct rps_sock_flow_table *rps_sock_flow_table __read_mostly;static inline void sock_rps_record_flow(const struct sock *sk){#ifdef CONFIG_RPS　　struct rps_sock_flow_table *sock_flow_table;　　rcu_read_lock();　　sock_flow_table = rcu_dereference(rps_sock_flow_table);　　//设置hash表　　rps_record_sock_flow(sock_flow_table, sk->sk_rxhash);　　rcu_read_unlock();#endif}

其实所有的事情都是rps_record_sock_flow中做的

static inline void rps_record_sock_flow(struct rps_sock_flow_table *table, u32 hash){　　if (table && hash) {　　　　//获取索引。　　　　unsigned int cpu, index = hash & table->mask;　　　　/* We only give a hint, preemption can change cpu under us */　　　　//获取cpu　　　　cpu = raw_smp_processor_id();　　　　//保存对应的cpu,如果等于当前cpu，则说明已经设置过了。　　　　if (table->ents[index] != cpu)　　　　//否则设置cpu　　　　table->ents[index] = cpu;　　}}

　　上面是进程上下文做的事情，也就是设置对应的进程所期待的cpu，它用的是rps_sock_flow_table，而接下来就是软中断上下文了，rfs这个patch主要的工作都是在软中断上下文做的。不过看这里的代码之前最好能够了解下RPS补丁，因为RFS就是对rps做了一点小改动。

　　主要是两个函数，第一个是enqueue_to_backlog，这个函数我们知道是用来将skb挂在到对应cpu的input queue上的，这里我们就关注他的一个函数就是input_queue_tail_incr_save，他就是更新设备的input_queue_tail以及softnet_data的input_queue_tail。

if (skb_queue_len(&sd->input_pkt_queue)) {　　enqueue:　　　　__skb_queue_tail(&sd->input_pkt_queue, skb);　　　　//这个函数更新对应设备的rps_dev_flow_table中的input_queue_tail以及dev flow table的last_qtail　　　　input_queue_tail_incr_save(sd, qtail);　　　　rps_unlock(sd);　　　　local_irq_restore(flags);　　　　return NET_RX_SUCCESS;}

　　第二个是get_rps_cpu，这个函数我们知道就是得到软中断应该运行的cpu，这里我们就看RFS添加的部分,这里它是这样计算的，首先会得到两个flow table，一个是sock_flow_table,另一个是设备的rps_flow_table(skb对应的设备队列中对应的flow table)，这里的逻辑是这样子的取出来两个cpu，一个是根据rps计算数据包前一次被调度过的cpu(tcpu)，一个是应用程序期望的cpu(next_cpu)，然后比较这两个值，如果 1 tcpu未设置(等于RPS_NO_CPU） 2 tcpu是离线的 3 tcpu的input_queue_head大于rps_flow_table中的last_qtail 的话就调度这个skb到next_cpu.
而这里第三点input_queue_head大于rps_flow_table则说明在当前的dev flow table中的数据包已经发送完毕，否则的话为了避免乱序就还是继续使用tcpu.

got_hash:flow_table = rcu_dereference(rxqueue->rps_flow_table);sock_flow_table = rcu_dereference(rps_sock_flow_table);if (flow_table && sock_flow_table) {　　u16 next_cpu;　　struct rps_dev_flow *rflow;　　//得到flow table　　rflow = &flow_table->flows[skb->rxhash & flow_table->mask];　　tcpu = rflow->cpu;　　/得到next_cpu　　next_cpu = sock_flow_table->ents[skb->rxhash & sock_flow_table->mask];　　//条件　　if (unlikely(tcpu != next_cpu) &&　　　　　(tcpu == RPS_NO_CPU || !cpu_online(tcpu) ||　　　　　((int)(per_cpu(softnet_data, tcpu).input_queue_head -　　　　　rflow->last_qtail)) >= 0)) {　　　　//设置tcpu　　　　tcpu = rflow->cpu = next_cpu;　　　　if (tcpu != RPS_NO_CPU)　　　　//更新last_qtail　　　　rflow->last_qtail = per_cpu(softnet_data, tcpu).input_queue_head;　　}　　if (tcpu != RPS_NO_CPU && cpu_online(tcpu)) {　　　　*rflowp = rflow;　　　　//设置返回cpu，以供软中断重新调度　　　　cpu = tcpu;　　　　goto done;　　}}

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　　最后我们来分析下第一次数据包到达协议栈而应用程序还没有调用rcvmsg读取数据包，此时会发生什么问题，当第一次进来时tcpu是RPS_NO_CPU,并且next_cpu也是RPS_NO_CPU，此时会导致跳过rfs处理，而是直接使用rps的处理,也就是上面代码的紧接着的部分,下面这段代码前面rps时已经分析过了，这里就不分析了。

map = rcu_dereference(rxqueue->rps_map);if (map) {　　tcpu = map->cpus[((u64) skb->rxhash * map->len) >> 32];　　if (cpu_online(tcpu)) {　　　　cpu = tcpu;　　　　goto done;　　}}