從Linux源碼看Socket(TCP)的Accept
前言
筆者一直覺得如果能知道從應用到框架再到操作系統的每一處代碼，是一件Exciting的事情。今天筆者就從Linux源碼的角度看下Server端的Socket在進行Accept的時候到底做了哪些事情(基于Linux 3.10內核)。
一個最簡單的Server端例子
眾所周知，一個Server端Socket的建立，需要socket、bind、listen、accept四個步驟。
今天，筆者就聚焦于accept。
代碼如下:
- void start_server(){
- // server fd
- int sockfd_server;
- // accept fd
- int sockfd;
- int call_err;
- struct sockaddr_in sock_addr;
- ......
- call_err=bind(sockfd_server,(struct sockaddr*)(&sock_addr),sizeof(sock_addr));
- ......
- call_err=listen(sockfd_server,MAX_BACK_LOG);
- ......
- while(1){
- struct sockaddr_in* s_addr_client = mem_alloc(sizeof(struct sockaddr_in));
- int client_length = sizeof(*s_addr_client);
- // 這邊就是我們今天的聚焦點accept
- sockfd = accept(sockfd_server,(struct sockaddr_ *)(s_addr_client),(socklen_t *)&(client_length));
- if(sockfd == -1){
- printf("Accept error!\n");
- continue;
- }
- process_connection(sockfd,(struct sockaddr_in*)(&s_addr_client));
- }
- }
首先我們通過socket系統調用創建了一個Socket，其中指定了SOCK_STREAM,而且最后一個參數為0，也就是建立了一個通常所有的TCP Socket。在這里，我們直接給出TCP Socket所對應的ops也就是操作函數。
accept系統調用
好了，我們直接進入accept系統調用吧。
- #include <sys/socket.h>
- // 成功，返回代表新連接的描述符，錯誤返回-1,同時錯誤碼設置在errno
- int accept(int sockfd,struct sockaddr* addr,socklen_t *addrlen);
- // 注意,實際上Linux還有個accept擴展accept4:
- // 額外添加的flags參數可以為新連接描述符設置O_NONBLOCK|O_CLOEXEC(執行exec后關閉)這兩個標記
- int accept4(int sockfd, struct sockaddr *addr,socklen_t *addrlen, int flags);
注意，這邊的accept調用是被glibc用SYSCALL_CANCEL包了一層，其將返回值修正為只有0和-1這兩個選擇，同時將錯誤碼的絕對值設置在errno內。由于glibc對于系統調用的封裝過于復雜，就不在這里細講了。如果要尋找具體的邏輯，用
- // 注意accept和(之間要有空格，不然搜索不到
- accept (int
在整個glibc代碼中搜索即可。
理解accept的關鍵點是，它會創建一個新的Socket,這個新的Socket來與對端運行connect()的對等Socket進行連接，如下圖所示:
接下來，我們就進入Linux內核源碼棧吧
- accept
- |->SYSCALL_CANCEL(accept......)
- ......
- |->SYSCALL_DEFINE3(accept
- // 最終調用了sys_accept4
- |->sys_accept4
- /* 檢測監聽描述符fd是否存在，不存在，返回-BADF
- |->sockfd_lookup_light
- |->sock_alloc /*新建Socket*/
- |->get_unused_fd_flags /*獲取一個未用的fd*/
- |->sock->ops->accept(sock...) /*調用核心*/
上述流程如下面所示:
由此得知，核心函數在sock->ops->accept上，由于我們關注的是TCP,那么其實現即為
inet_stream_ops->accept也即inet_accept，再次跟蹤下調用棧:
- sock->ops->accept
- |->inet_steam_ops->accept(inet_accept)
- /* 由一開始的sock圖可知sk_prot=tcp_prot
- |->sk1->sk_prot->accept
- |->inet_csk_accept
好了，穿過了層層包裝，終于到具體邏輯部分了。上代碼:
- struct sock *inet_csk_accept(struct sock *sk, int flags, int *err)
- {
- struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk);
- /* 獲取當前監聽sock的accept隊列*/
- struct request_sock_queue *queue = &icsk->icsk_accept_queue;
- ......
- /* 如果監聽Socket狀態非TCP_LISEN,返回錯誤 */
- if (sk->sk_state != TCP_LISTEN)
- goto out_err
- /* 如果當前accept隊列為空 */
- if (reqsk_queue_empty(queue)) {
- long timeo = sock_rcvtimeo(sk, flags & O_NONBLOCK);
- /* 如果是非阻塞模式，直接返回-EAGAIN */
- error = -EAGAIN;
- if (!timeo)
- goto out_err;
- /* 如果是阻塞模式，切超時時間不為0,則等待新連接進入隊列 */
- error = inet_csk_wait_for_connect(sk, timeo);
- if (error)
- goto out_err;
- }
- /* 到這里accept queue不為空,從queue中獲取一個連接 */
- req = reqsk_queue_remove(queue);
- newsk = req->sk;
- /* fastopen 判斷邏輯 */
- ......
- /* 返回新的sock,也就是accept派生出的和client端對等的那個sock */
- return newsk
- }
上面流程如下圖所示:
我們關注下inet_csk_wait_for_connect,即accept的超時邏輯:
- static int inet_csk_wait_for_connect(struct sock *sk, long timeo)
- {
- for (;;) {
- /* 通過增加EXCLUSIVE標志使得在BIO中調用accept中不會產生驚群效應 */
- prepare_to_wait_exclusive(sk_sleep(sk), &wait,
- TASK_INTERRUPTIBLE);
- if (reqsk_queue_empty(&icsk->icsk_accept_queue))
- timeo = schedule_timeout(timeo);
- .......
- err = -EAGAIN;
- /* 這邊accept超時，返回的是-EAGAIN */
- if (!timeo)
- break;
- }
- finish_wait(sk_sleep(sk), &wait);
- return err;
- }
通過exclusice標志使得我們在BIO中調用accept(不用epoll/select等)時，不會驚群。
由代碼得知在accept超時時候返回(errno)的是EAGAIN而不是ETIMEOUT。
EPOLL(在accept時候)”驚群”
由于在EPOLL LT(水平觸發模式下),一次accept事件，可能會喚醒多個等待在此listen fd上的(epoll_wait)線程,而最終可能只有一個能成功的獲取到新連接(newfd),其它的都是-EGAIN，也即有一些不必要的線程被喚醒了，做了無用功。關于epoll的原理可以看下筆者之前的博客《從linux源碼看epoll》:
- https://my.oschina.net/alchemystar/blog/3008840
在這里描述一下原因,核心就是epoll_wait在水平觸發下會在這個fd仍有未處理事件的時候重新塞回ready_list并在此喚醒另一個等待在epoll上的進程!
所以我們看到，雖然epoll_wait的時候給自己加了exclusive不會在有中斷事件觸發的時候驚群，但是水平觸發這個機制確也造成了類似”驚群”的現象!
由上面的討論看出，fd1仍舊有事件是造成額外喚醒的原因，這個也很好理解，畢竟這個事件是另一個線程處理的，那個線程估摸著還沒來得及運行，自然也來不及處理!
我們看下在accept事件中，怎么判定這個fd(listen sock的fd)還有未處理事件的。
- // 通過f_op->poll判定
- epi->ffd.file->f_op->poll
- |->tcp_poll
- /* 如果sock是listen狀態，則由下面函數負責 */
- |->inet_csk_listen_poll
- /* 通過accept_queue隊列是否為空判斷監聽sock是否有未處理事件*/
- static inline unsigned int inet_csk_listen_poll(const struct sock *sk)
- {
- return !reqsk_queue_empty(&inet_csk(sk)->icsk_accept_queue) ?
- (POLLIN | POLLRDNORM) : 0;
- }
那么我們就可以根據邏輯畫出時序圖了。
其實不僅僅是accept,要是多線程epoll_wait同一個fd的read/write也是同樣的驚群，只不過應該不會有人這么做吧。
正是由于這種”驚群”效應的存在，所以我們經常采用單開一個線程去專門accept的形式，例如reactor模式即是如此。但是，如果一瞬間有大量連接涌進來，單線程處理還是有瓶頸的,無法充分利用多核的優勢,在海量短連接場景下就顯得稍顯無力了。這也是有解決方式的!
采用so_reuseport解決驚群
前面講過，由于我們是在同一個fd上多線程去運行epoll_wait才會有此問題，那么其實我們多開幾個fd就解決了。首先想到的方案是，多開幾個端口號，人為分開監聽fd，但這個明顯帶來了額外的復雜性。為了解決這一問題，Linux提供了so_reuseport這個參數，其原理如下圖所示:
多個fd監聽同一個端口號，在內核中做負載均衡(Sharding),將accept的任務分散到不同的線程的不同Socket上(Sharding)，毫無疑問可以利用多核能力，大幅提升連接成功后的Socket分發能力。那么我們的線程模型也可以改為用多線程accept了，如下圖所示:
accept_queue全連接隊列
在前面的討論中,accept_queue是accept系統調用中的核心成員，那么這個accept_queue是怎么被填充(add)的呢?如下圖所示:
圖中展示了client和server在三次交互中，accept_queue(全連接隊列)和syn_table半連接hash表的變遷情況。在accept_queue被填充后，由用戶線程通過accept系統調用從隊列中獲取對應的fd
值得注意的是，當用戶線程來不及處理的時候，內核會drop掉三次握手成功的連接，導致一些詭異的現象，具體可以看筆者另一篇博客《解Bug之路-dubbo流量上線時的非平滑問題》:
- https://my.oschina.net/alchemystar/blog/3098219
另外，對于accept_queue具體的填充機制以及源碼，可以見筆者另一篇博客的詳細分析
《從Linux源碼看Socket(TCP)的listen及連接隊列》：
- https://my.oschina.net/alchemystar/blog/4672630
總結
Linux內核源碼博大精深，每次扎進去探索時候都會廢寢忘食，其間可以看到各種優雅的設計，在此分享出來，希望對讀者有所幫助。
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