大家好，我是二哥。最近一直在研究 eBPF ，隨著研究的深入，我發現之前寫的這篇文章有點問題，所以重新修改了一下。圖也重新畫了，并添加了一些與 sidecar-less 相關的額外內容。

下面是正文。

上一篇《??利用eBPF實現socket level重定向??》，二哥從整體上介紹了 eBPF 的一個應用場景 socket level redirect：如果一臺機器上有兩個進程需要通過 loopback 設備相互收發數據，我們可以利用 ebpf 在發送進程端將需要發送的數據跳過本機的底層 TCP/IP 協議棧，直接交給目的進程的 socket，從而縮短數據在內核的處理路徑和時間。

這個流程如圖 1 所示。本篇我們來詳細看下圖 1 右側在內核里的實現細節。

圖 1：利用 ebpf 進行 socket level redirect，從而跳過 TCP/IP 協議棧和 lo 設備

先來一張全局圖，我們再依次剖析這張圖上面的關鍵知識點。

圖 2：利用 ebpf 進行 socket level redirect 全局細節圖

1、準備階段

（1）插入 bpf_sock_ops 到 sock_hash map

我們的故事從圖 3 所示的插入 bpf_sock_ops 到 sock hash map 開始。這里給出一些代碼片段，完整可編譯、可安裝執行的代碼位于 https://github.com/LanceHBZhang/socket-acceleration-with-ebpf 。另外，完整的 ebpf 程序的安裝過程還涉及到 cgroup，我就不展開來講這個話題了。

下面代碼中用到一種特殊的 map 類型：BPF_MAP_TYPE_HASH，也即本文提及的 sock_hash。在它里面存儲的是 KV 類型數據，而 value 實際對應的是數據結構 struct bpf_sock_ops。除了存儲 bpf_sock_ops，在這類 map 上還可以 attach 一個用戶編寫的 sk_msg 類型的 bpf 程序，以便來查找接收數據的 socket，attach 語句請參考 github 代碼。

static inline
void bpf_sock_ops_ipv4(struct bpf_sock_ops *skops)
{
    struct sock_key key = {};
    int ret;

    extract_key4_from_ops(skops, &key);

    ret = sock_hash_update(skops, &sock_ops_map, &key, BPF_NOEXIST);
    if (ret != 0) {
        printk("sock_hash_update() failed, ret: %d\n", ret);
    }

    printk("sockmap: op %d, port %d --> %d\n",
            skops->op, skops->local_port, bpf_ntohl(skops->remote_port));
}

__section("sockops")
int bpf_sockmap(struct bpf_sock_ops *skops)
{
    switch (skops->op) {
        case BPF_SOCK_OPS_PASSIVE_ESTABLISHED_CB:
        case BPF_SOCK_OPS_ACTIVE_ESTABLISHED_CB:
            if (skops->family == 2) { //AF_INET
                bpf_sock_ops_ipv4(skops);
            }
            break;
        default:
            break;
    }
    return 0;
}

當我們通過 attach 一種 sock_ops 類型的 bpf 函數，即上面代碼中的 bpf_sockmap()，到 cgroupv2 的根路徑后，當發生一些 socket 事件，如主動建立連接或者被動建立連接等，這個時候 bpf 函數 bpf_sockmap() 將會被調用。這個過程如圖 3 執行點 1.1 所示，更具體地說 1.1 發生的事情就是三次握手(SYN / SYNC-ACK / ACK)，既然是三次握手，當然是與通信雙方都有關系，所以 bpf_sockmap() 函數里 bpf_sock_ops_ipv4(skops) 會被調用兩次 。

bpf_sockmap() 所做的事情非常簡單：以 source ip / source port / dest ip / dest port / family 為 key ，將 struct bpf_sock_ops 對象放入到 sock_hash 中。這個過程如圖 3 執行點 1.2 所示。為了表示 bpf_sockmap() 與 ebpf 有關，我特意在 1.2 處畫出了 ebpf 的 logo。

上述代碼中 sock_hash_update() 函數調用看起來是在更新 sock_has map，其實它在內核中所做的事情更重要：精準動態替換 TCP 協議相關函數。

圖 3：插入 sock 到 sock_hash map

（2）精準動態替換 prot

如果大家關注過內核協議棧相關數據結構的話，一定會碰到如下圖所示的幾個關鍵角色：struct file / struct socket / struct sock / struct proto 。

其中 socket 如同設計模式里常用的轉接器(adaptor)，一方面它適配了面向應用層的 struct file ，另一方面又通過引用 struct sock 的方式串聯起網絡協議棧。

仔細看這張圖，我們會發現 struct sock 才是靈魂，你從它所包含的內容就能窺得一二了。struct sock 里有一個非常關鍵地方：對 Networking protocol 的引用，也即你看到的 sk_prot 。為什么說它關鍵呢?因為 sk_prot 作為一個指針所指向的結構體 tcp_prot 包含了一系列對 TCP 協議至關重要的函數，包括本文需要重點關注的 recvmsg 和 sendmsg 。從它們的名字你也能看出來它們的使用場景：用于 TCP 層接收和發送數據。

當然除了 struct tcp_prot ，sk_prot 還可能指向 struct udp_prot / ping_prot / raw_prot 。

圖 4：file / socket / sock / operations(圖片來源：開發內功修煉公眾號)

那 ebpf 在這里面干了啥事呢?非常的巧妙，它把 struct proto 里面的 recvmsg / sendmsg 等函數動態替換掉了。比如把 recvmsg 由原來的 tcp_recvmsg 替換成了 tcp_bpf_recvmsg ，而把 tcp_sendmsg 替換為 tcp_bpf_sendmsg 。

static void tcp_bpf_rebuild_protos(struct proto prot[TCP_BPF_NUM_CFGS], struct proto *base)
{
  prot[TCP_BPF_BASE]      = *base;
  prot[TCP_BPF_BASE].close    = sock_map_close;
  prot[TCP_BPF_BASE].recvmsg    = tcp_bpf_recvmsg;
  prot[TCP_BPF_BASE].sock_is_readable  = sk_msg_is_readable;

  prot[TCP_BPF_TX]      = prot[TCP_BPF_BASE];
  prot[TCP_BPF_TX].sendmsg    = tcp_bpf_sendmsg;
  prot[TCP_BPF_TX].sendpage    = tcp_bpf_sendpage;

  prot[TCP_BPF_RX]      = prot[TCP_BPF_BASE];
  prot[TCP_BPF_RX].recvmsg    = tcp_bpf_recvmsg_parser;

  prot[TCP_BPF_TXRX]      = prot[TCP_BPF_TX];
  prot[TCP_BPF_TXRX].recvmsg    = tcp_bpf_recvmsg_parser;
}

static int __init tcp_bpf_v4_build_proto(void)
{
  tcp_bpf_rebuild_protos(tcp_bpf_prots[TCP_BPF_IPV4], &tcp_prot);
  return 0;
}
late_initcall(tcp_bpf_v4_build_proto);

int tcp_bpf_update_proto(struct sock *sk, struct sk_psock *psock, bool restore)
{
  // ...
  /* Pairs with lockless read in sk_clone_lock() */
  WRITE_ONCE(sk->sk_prot, &tcp_bpf_prots[family][config]);
  return 0;  
}

單純的替換其實談不上巧妙，二哥說巧妙是因為這里的替換是“精準動態替換”。

首先為啥叫精準替換呢?你想啊，不是每個服務都需要通過 loopback 來進行本機進程間通信的，另外即使進程間通信是通過這種方式，也不是每一種場景都需要使用到我們這里說的 socket level redirect ，所以替換操作不能廣撒網，只能在需要的時候替換。所謂“動態替換”也即不是在編譯內核的時候就直接替換掉了，而是在有需要的時候。

那這個“需要的時候”到底是什么時候呢?

答案是將 bpf_sock_ops 存儲到 sock_hash 的時候，也即圖 3 所涉及到過程。當系統函數 bpf_sock_hash_update 被調用時，內核會調用位于 net/core/sock_map.c 中的 sock_hash_update_common 函數，在它的調用鏈中完成了替換函數 tcp_bpf_update_proto() 的調用。實際的替換結果是 sk->sk_prot 保存了替換后的版本，也即 tcp_bpf_prots[family][config]，而 tcp_bpf_prots 則在很早的時候就已經初始化好了。

強調一遍，這里的替換操作僅僅與確實需要用到 socket level redirect 的 sock 有關，不會影響到其它 sock，當然被替換的 sock 其實是一對，你一定猜到了，圖 3 中 envoy 進程和 Process B 各有一個自己的 sock 參與了這次通信過程，故而它們自己的 recvmsg / sendmsg 都需要被替換掉。

2、sk_psock

在圖 3 中，我們還能看到獨立于 TX queue 和 RX queue 的新 queue：ingress_msg。通信雙方的 socket 層都各有一個這樣的 queue 。queue 里面暫存的數據用結構體 struct sk_msg 表示，sk_msg 包含了我們之前非常熟悉的 skb ，我們略過它的具體定義。在下文講述數據發送和接收流程中我們會看到 ingress_msg queue 是如何發揮作用的。

這個 queue 位于結構體 struct sk_psock {} 里面。同樣被包含在 sk_psock 里面的，還有它的小伙伴 sock / eval / cork 等。

內核代碼里面我們會看到大量的 psock->eval 這樣的語句，即為對 sk_psock 的讀寫。另外你看這個結構體里面還有函數指針 psock_update_sk_prot ，它所指向的即為上一節所說的函數 tcp_bpf_update_proto() 。

struct sk_psock {
  struct sock      *sk;           // 當前 sock
  struct sock      *sk_redir;     // 通信對端 sock，也即 redirect target
  u32        apply_bytes;
  u32        cork_bytes;
  u32        eval;
  struct sk_msg      *cork;
  struct sk_psock_progs    progs;
#if IS_ENABLED(CONFIG_BPF_STREAM_PARSER)
  struct strparser    strp;
#endif
  struct sk_buff_head    ingress_skb;
  struct list_head    ingress_msg;
  spinlock_t      ingress_lock;
  unsigned long      state;
  struct list_head    link;
  spinlock_t      link_lock;
  refcount_t      refcnt;
  void (*saved_unhash)(struct sock *sk);
  void (*saved_close)(struct sock *sk, long timeout);
  void (*saved_write_space)(struct sock *sk);
  void (*saved_data_ready)(struct sock *sk);
  int  (*psock_update_sk_prot)(struct sock *sk, struct sk_psock *psock, bool restore);
  struct proto      *sk_proto;
  struct mutex      work_mutex;
  struct sk_psock_work_state  work_state;
  struct work_struct    work;
  struct rcu_work      rwork;
}

3、發送數據

在和 Process B 成功建立起 TCP 連接后，進程 envoy 開始寫數據了，如圖 5 中 2.1 所示。

正常情況下， write() 系統調用所傳遞的數據最終會由 tcp_sendmsg() 來進行 TCP 層的處理。不過還記得在“精準動態替換 prot” 一節我們提到 tcp_sendmsg() 已經被替換成 tcp_bpf_sendmsg() 了嗎?所以這里的主角其實是 tcp_bpf_sendmsg() 。

圖 5：發送數據流程

我在圖 5 中畫出了 tcp_bpf_sendmsg() 所干的幾件重要的事情。

（1）執行點2.3：執行 ebp 程序

ebpf 程序其實需要老早就需要準備好，并 attach 到 sock_hash 上(再一次，這個過程請參考前文所附 github 代碼)。

程序的入口非常簡單：bpf_redir()。它同樣從 struct sk_msg_md 里面提取出 source ip / source port / dest ip / dest port / family ，并以其為 key 到 sock_hash 里面找到需要重定向的目標，也即通信對端的 struct sock，并將其存放于 psock->sk_redir 處。

static inline
void extract_key4_from_msg(struct sk_msg_md *msg, struct sock_key *key)
{
    key->sip4 = msg->remote_ip4;
    key->dip4 = msg->local_ip4;
    key->family = 1;

    key->dport = (bpf_htonl(msg->local_port) >> 16);
    key->sport = FORCE_READ(msg->remote_port) >> 16;
}

__section("sk_msg")
int bpf_redir(struct sk_msg_md *msg)
{
    struct sock_key key = {};
    extract_key4_from_msg(msg, &key);
    msg_redirect_hash(msg, &sock_ops_map, &key, BPF_F_INGRESS);
    return SK_PASS;
}

代碼中 msg_redirect_hash() 這個名字有點誤導人。乍一看還以為是在這里就完成了重定向過程。其實它只干了 map 查找和確認是否允許重定向這兩個操作，真正的好戲還在后頭。它的代碼不長，我直接全部貼在這里了。

BPF_CALL_4(bpf_msg_redirect_hash, struct sk_msg *, msg, struct bpf_map *, map, void *, key, u64, flags)
{
  struct sock *sk;

  if (unlikely(flags & ~(BPF_F_INGRESS)))
    return SK_DROP;

  sk = __sock_hash_lookup_elem(map, key);
  if (unlikely(!sk || !sock_map_redirect_allowed(sk)))
    return SK_DROP;

  msg->flags = flags;
  msg->sk_redir = sk;
  return SK_PASS;
}

（2）執行點2.4：enqueue sk_msg

在這里，我們第一次看到 ingress_msg queue 的使用場景。

struct sk_psock {} 里面有一個成員叫 eval ，從這個關鍵詞大概就能猜到它與評估結果有關，那評估的對象是誰呢?就是 2.3 處所需要執行的 ebpf 程序。2.3 處的執行結果會放到 psock->eval 里面供后面使用。

執行結果有三種：__SK_PASS / __SK_REDIRECT / __SK_DROP 。當 psock->eval 等于我們重點關注的 __SK_REDIRECT 時，就開始了執行點 2.4 的過程：將 sk_msg 放到 psock->ingress_msg 這個 queue 里面。

函數調用鏈如下所示：

tcp_bpf_sendmsg() -> tcp_bpf_send_verdict() -> tcp_bpf_sendmsg_redir(psock->sk_redir) -> bpf_tcp_ingress() -> sk_psock_queue_msg()

需要注意的是，這個過程中 ingress_msg queue 是屬于 ProcessB 進程的。也就是說，在這一步，數據包被直接放入了對端進程的 queue 中去了。

（3）執行點2.5：喚醒 ProcessB

在執行點 2.4 把 sk_msg 放到 Process B 的 psock->ingress_msg 之后，內核沒有繼續往下調用其它函數，直接通過 sk->sk_data_ready() 來喚醒在對端 sock 上等待數據而睡眠的進程 ProcessB。sk_data_ready 其實是個函數指針，真正被調用的函數是 sock_def_readable() 。

4、接收數據

上一節執行點 2.5 我們說到，發送數據流程最終通過 sk_data_ready() 來喚醒 Process B 。那么到這里為止結束了發送數據流程，而從這里也開始了接收數據的流程。整個流程涉及到的關鍵步驟我畫在圖 6 里面了：執行點 3.1 / 3.2 / 3.3 。

（1）執行點3.2：tcp_bpf_recvmsg

3.1 處的 read() 函數最終會使得 tcp_bpf_recvmsg() 被調用，而不是 tcp_recvmsg() 。原因在文首“精準動態替換”那節，二哥已經做過鋪墊過。而 tcp_bpf_recvmsg() 所做的工作其實不復雜，消費 ingress_msg queue 里面的數據。

圖 6：接收數據流程

5、備胎

你再回頭看下圖 2 ，會發現二哥在圖中從 tcp_bpf_sendmsg() 以及 tcp_bpf_recvmsg() 分別拉了一條虛線到 tcp_sendmsg() 和 tcp_recvmsg()。我管 tcp_sendmsg() 和 tcp_recvmsg() 叫備胎。因為 tcp_bpf_sendmsg() 以及 tcp_bpf_recvmsg() 在處理一些異常情況時就直接走老路了。

static int tcp_bpf_recvmsg(struct sock *sk, struct msghdr *msg, size_t len,
        int nonblock, int flags, int *addr_len)
{
  // ...
  psock = sk_psock_get(sk);
  if (unlikely(!psock))
    return tcp_recvmsg(sk, msg, len, nonblock, flags, addr_len);
}

圖 7：備胎 tcp_sendmsg() 和 tcp_recvmsg()

6、sock level 加速 + 跨 network ns = sidecarless

圖 8：socket level acceleration

講到這里，我們再來看下本篇所描述的對象：socket level redirection。

網絡包直接通過一個新的 queue 就發送到對端去了，中間沒有經過復雜的 TCP 協議棧，更沒有使用到 IP 層的路由表、iptables 等耗時費力的組件。

這樣做帶來了一個非常簡單直接和粗暴的好處：socket level acceleration 。也就是說同一個主機上，進程間通信可以通過 socket level redirection 來使性能得到大幅提升。

如果你熟悉基于 sidecar 的 Service Mesh 的話，一定知道一個 Pod 內部存在基于 loopback 的進程間通信。我們也聊過即使通信雙方是走的 Loopback 這個虛擬的設備，從而省去了與真實網絡設備相關的排隊(Queue Descipline)等待時間，也省去了網絡包離開本機后的網絡延遲，但網絡包在 TCP/IP 協議棧上該走的路可一步都少不了，萬一路由表和 iptables 設置得比較復雜，那依舊需要在路由和 net filter 上面花去很多時間。

socket level acceleration 的出現可以說完美解決了 sidecar 所面臨的網絡剛性開銷難題。

它帶來的好處僅僅如此嗎?不!socket level acceleration 還有一個厲害的地方：它可以跨 network namespace 傳遞網絡包。這表示假如圖 8 里面 envoy 和 Process B 分別處于各自的 network ns 里面，也能充分利用 socket level acceleration 來完成高性能通信。為了突出這一點，圖 8 右側我把 Process B 所屬的 network ns 單獨畫在了一個灰色框里面。

高性能 + 跨 network ns，多么美麗的組合。Cilum 基于它打造出了 sidecarless 的 Service Mesh 。如圖 9 所示。注意看哦，圖中 Layer 7 的 Proxy 是獨立于每個 Pod 的，也是被這個 Work Node 上所有的 Pod 所共享的。

圖 9：基于 socket level redirection 所實現的 sidecarless Service Mesh