Linux内核4.4版本带来的网络新特性

本文题目有点大，但其实我只想描述一些我个人一直比较关注的特性，并且不会太详细，跟往常一样，主要是帮忙理清思路的，不会分析源码。这主要是为了哪一天突然忘了的时候，一目十行扫一眼就能记忆当时的理解，不然写的太细节了，自己都看不懂了。

Lockless TCP listener

先从TCP的syncookie说起，如果都能使用syncookie机制该有多好，但是不能，因为它会丢失很多选项协商信息，这些信息对TCP的性能至关重要。TCP的syncookie主要是为了防止半连接的syn flood攻击，超级多的节点发送大量的syn包，然后就不管了，而被攻击的协议栈收到一个syn就会建立一个request，绑定在syn针对的Listener的request队列上。这会消耗很大的内存。
       但是仔细想想，抛开选项协商不说，仅仅针对TCP的syn，synack而言，事实上TCP在3次握手过程，只需要查找一下Listener即可，只要它存在，就可以直接根据syn包构造synack包了，根本就不用Listener了，要记住2次握手包的信息，有两个办法，第一个办法就是syncookie机制给encode并echo回去，等第3次握手ack来了之后，TCP会decode这个ack的序列号信息，构造子socket，插入Listener的accept队列，还有一种办法就是在本地分配内存，记录这个连接客户端的信息，等第3次握手包ack到来之后，找到这个request，构造子socket，插入Listener的accept队列。
       在4.4之前，一个request是属于一个Listener的，也就是说一个Listener有一个request队列，每构造一个request，都要操作这个Listner本身，但是4.4内核给出了突破性的方法，就是基于这个request构造一个新的socket！插入到全局的socket哈希表中，这个socket仅仅记录一个它的Listener的轻引用即可。等到第3个握手包ack到来后，查询socket哈希表，找到的将不再是Listnener本身，而是syn包到来时构造的那个新socket了，这样传统的下面的逻辑就可以将Listener解放出了：
传统的TCP协议栈接收

sk = lookup(skb);
lock_sk(sk);
if (sk is Listener); then
    process_handshake(sk, skb);
else
    process_data(skb);
endif
unlock_sk(sk);

可以看出，sk的lock期间，将是一个瓶颈，所有的握手逻辑将全部在lock期间处理。4.4内核改变了这一切， 下面是新的逻辑：

sk = lookup_form_global(skb);
if (sk is Listener); then
    rv = process_syn(skb);
    new_sk = build_synack_sk(skb, rv);
    new_sk.listener = sk;
    new_sk.state = SYNRECV;
    insert_sk_into_global(sk);
    send_synack(skb);
    goto done;
else if (sk.state == SYNRECV); then
    listener = sk.lister;
    child_sk = build_child_sk(skb, sk);
    remove_sk_from_global(sk);
    add_sk_into_acceptq(listener, child_sk);
fi
lock_sk(sk);
process_data(skb);
unlock_sk(sk);
done:

这个逻辑中，只需要细粒度lock具体的队列就可以了，不需要lock整个socket了。对于syncookie逻辑更简单，根本连SYNRECV socket都不用构造，只要保证有Listener即可！
       这是周四早上蹲厕所的时候猛然看到的4.4新特性，当时就震惊了，这正是我在2014年偶然想到的，但是后来由于没有环境就没有跟进，如今已经并在mainline了，不得不说这是一件好事。当时我的想法是依照一个syn包完全可以无视Listner而构造synack，需要协商的信息可以保存在别的地方而不必非要和Listner绑定，这样可以解放Listener的职责。但是我没有想到再构造一个socket，与所有socket平行插入到同一个socket哈希表中。
       我觉得，4.4之前的逻辑是简单明了的，不管是握手包和数据包，处理逻辑完全一致，但是4.4将代码复杂化了，分离了那么多的if-else...但是这是不可避免的。事实上，syn构造的request本身就应该与Listener进行绑定，只是如果想到优化，代码会变得复杂，但是如果在代码本身下一番功夫，代码也会很好看，只是，我没有那个能力，我代码写的不好。
       这个Lockless的思想跟nf_conntrack的思想类似，但是我觉得conntrack对于related conn逻辑也可以这么玩。

TCP listener的CPU亲和力与REUSEPORT

紧随着Lockless TCP Listener而来的accept队列的优化！众所周知，一个Listener只有一个accept队列，在多核环境下这个单一的队列绝对是个瓶颈，一个高性能服务器怎么可以忍受这样！
       其实这个问题早就被REUSEPORT解决了。REUSEPORT允许多个独立的socket同时侦听同一个IP/Port对，这对于当今的多队列网卡，多CPU环境绝对是个福音。但是，虽然路宽了，车道多了，没有规则的话，性能反而下降，拥挤程度反而降级！
       4.4内核为socket引入了一个SO_INCOMING_CPU选项，如果一个socket的该选项设置为n，意味着只有在n号cpu上处理协议栈逻辑的执行流才可以将数据包插入这个socket。体现在代码上，就是在compute_score上给与加分，也就是说，除了目标IP，目标端口，源IP，源端口之外，cpu也成了一个匹配项目。
       正如patch说明说的，此特性与REUSEPORT，多队列网卡相结合，一定是一道美味佳肴！

新的基于流的多路径路由选路

以前的时候，有路由cache，一个路由cache项就是一个带有源信息的n元组信息，每一个数据包在匹配到FIB条目后都会建立一条cache项，后续的查找首先去查找cache，因此都是基于流的。然而在路由cache下课后，多路径选路变成了基于包的，这对于TCP这种协议而言肯定会造成乱序问题。为此4.4内核在多路径选路的时候，hash计算中引入了源信息，避免了这个问题。只要计算方法不变，永远一个流的数据hash到一个dst。

携带version number的socket路由缓存

这个不是4.4内核携带的特性，是我自己的一些想法。early_demux已经被引入了内核，旨在消除本机入流量的路由查找，毕竟路由查找后还要再socket查找，为何不直接socket查找呢？查找到的结果缓存路由信息。对于本机提供服务的设备而言，开启这个选项吧。
       但是对于出流量，还是会有很大的开销浪费在路由查找上。虽然IP是无连接的，但是TCP socket或者一个connected UDP socket却是可以明确标示一个5元组的，如果把路由信息存储在socket中，是不是更好的。好吧！很多人会问，怎么解决同步问题，路由表改了怎么办，要notify socket吗？如果你被此引导而去设计一个“高效的同步协议”，你就输了！办法很简单，就是引入两个计数器-缓存计数器和全局计数器，socket的路由缓存如下：

sk_rt_cache {
    atomic_t version;
    dst_entry *dst;
};

全局计数器如下：

atomic_t gversion;

每当socket设置路由缓存的时候，读取全局gversion的值，设置进缓存version，每当路由发生任何改变的时候，全局gversion计数器递增。如果cache计数器的值与全局计数器值一致，就可用，否则不可用，当然，dst本身也要由引用计数保护。