Linux 中的零拷贝技术 第2部分

Linux 中的零拷贝技术，第 2 部分  

2011-02-09 11:33:57|  分类： Linux学习 |  标签： |字号大中小 

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如果应用程序可以直接访问网络接口存储，那么在应用程序访问数据之前存储总线就不需要被遍历，数据传输所引起的开销将会是最小的。应用程序或 者运行在用户模式下的库函数可以直接访问硬件设备的存储，操作系统内核除了进行必要的虚拟存储配置工作之外，不参与数据传输过程中的其它任何事情。直接 I/O 使得数据可以直接在应用程序和外围设备之间进行传输，完全不需要操作系统内核页缓存的支持。关于直接 I/O 技术的具体实现细节可以参看 developerWorks 上的另一篇文章”Linux 中直接 I/O 机制的介绍” ，本文不做过多描述。

在 Linux 中，减少拷贝次数的一种方法是调用 mmap() 来代替调用 read，比如：

tmp_buf = mmap(file, len);
write(socket, tmp_buf, len);

首先，应用程序调用了 mmap() 之后，数据会先通过 DMA 拷贝到操作系统内核的缓冲区中去。接着，应用程序跟操作系统共享这个缓冲区，这样，操作系统内核和应用程序存储空间就不需要再进行任何的数据拷贝操作。应 用程序调用了 write() 之后，操作系统内核将数据从原来的内核缓冲区中拷贝到与 socket 相关的内核缓冲区中。接下来，数据从内核 socket 缓冲区拷贝到协议引擎中去，这是第三次数据拷贝操作。

通过使用 mmap() 来代替 read(), 已经可以减半操作系统需要进行数据拷贝的次数。当大量数据需要传输的时候，这样做就会有一个比较好的效率。但是，这种改进也是需要代价的，使用 mma()p 其实是存在潜在的问题的。当对文件进行了内存映射，然后调用 write() 系统调用，如果此时其他的进程截断了这个文件，那么 write() 系统调用将会被总线错误信号 SIGBUS 中断，因为此时正在执行的是一个错误的存储访问。这个信号将会导致进程被杀死，解决这个问题可以通过以下这两种方法：

1. 为 SIGBUS 安装一个新的信号处理器，这样，write() 系统调用在它被中断之前就返回已经写入的字节数目，errno 会被设置成 success。但是这种方法也有其缺点，它不能反映出产生这个问题的根源所在，因为 BIGBUS 信号只是显示某进程发生了一些很严重的错误。
2. 第二种方法是通过文件租借锁来解决这个问题的，这种方法相对来说更好一些。我们可以通过内核对文件加读或者写的租借锁，当另外一个进程尝试对用户正在进行 传输的文件进行截断的时候，内核会发送给用户一个实时信号：RT_SIGNAL_LEASE 信号，这个信号会告诉用户内核破坏了用户加在那个文件上的写或者读租借锁，那么 write() 系统调用则会被中断，并且进程会被 SIGBUS 信号杀死，返回值则是中断前写的字节数，errno 也会被设置为 success。文件租借锁需要在对文件进行内存映射之前设置。

使用 mmap 是 POSIX 兼容的，但是使用 mmap 并不一定能获得理想的数据传输性能。数据传输的过程中仍然需要一次 CPU 拷贝操作，而且映射操作也是一个开销很大的虚拟存储操作，这种操作需要通过更改页表以及冲刷 TLB （使得 TLB 的内容无效）来维持存储的一致性。但是，因为映射通常适用于较大范围，所以对于相同长度的数据来说，映射所带来的开销远远低于 CPU 拷贝所带来的开销。

为了简化用户接口，同时还要继续保留 mmap()/write() 技术的优点：减少 CPU 的拷贝次数，Linux 在版本 2.1 中引入了 sendfile() 这个系统调用。

sendfile() 不仅减少了数据拷贝操作，它也减少了上下文切换。首先：sendfile() 系统调用利用 DMA 引擎将文件中的数据拷贝到操作系统内核缓冲区中，然后数据被拷贝到与 socket 相关的内核缓冲区中去。接下来，DMA 引擎将数据从内核 socket 缓冲区中拷贝到协议引擎中去。如果在用户调用 sendfile () 系统调用进行数据传输的过程中有其他进程截断了该文件，那么 sendfile () 系统调用会简单地返回给用户应用程序中断前所传输的字节数，errno 会被设置为 success。如果在调用 sendfile() 之前操作系统对文件加上了租借锁，那么 sendfile() 的操作和返回状态将会和 mmap()/write () 一样。

sendfile() 系统调用不需要将数据拷贝或者映射到应用程序地址空间中去，所以 sendfile() 只是适用于应用程序地址空间不需要对所访问数据进行处理的情况。相对于 mmap() 方法来说，因为 sendfile 传输的数据没有越过用户应用程序 / 操作系统内核的边界线，所以 sendfile () 也极大地减少了存储管理的开销。但是，sendfile () 也有很多局限性，如下所列：

• sendfile() 局限于基于文件服务的网络应用程序，比如 web 服务器。据说，在 Linux 内核中实现 sendfile() 只是为了在其他平台上使用 sendfile() 的 Apache 程序。
• 由于网络传输具有异步性，很难在 sendfile () 系统调用的接收端进行配对的实现方式，所以数据传输的接收端一般没有用到这种技术。
• 基于性能的考虑来说，sendfile () 仍然需要有一次从文件到 socket 缓冲区的 CPU 拷贝操作，这就导致页缓存有可能会被传输的数据所污染。

上小节介绍的 sendfile() 技术在进行数据传输仍然还需要一次多余的数据拷贝操作，通过引入一点硬件上的帮助，这仅有的一次数据拷贝操作也可以避免。为了避免操作系统内核造成的数据 副本，需要用到一个支持收集操作的网络接口，这也就是说，待传输的数据可以分散在存储的不同位置上，而不需要在连续存储中存放。这样一来，从文件中读出的 数据就根本不需要被拷贝到 socket 缓冲区中去，而只是需要将缓冲区描述符传到网络协议栈中去，之后其在缓冲区中建立起数据包的相关结构，然后通过 DMA 收集拷贝功能将所有的数据结合成一个网络数据包。网卡的 DMA 引擎会在一次操作中从多个位置读取包头和数据。Linux 2.4 版本中的 socket 缓冲区就可以满足这种条件，这也就是用于 Linux 中的众所周知的零拷贝技术，这种方法不但减少了因为多次上下文切换所带来开销，同时也减少了处理器造成的数据副本的个数。对于用户应用程序来说，代码没有 任何改变。首先，sendfile() 系统调用利用 DMA 引擎将文件内容拷贝到内核缓冲区去；然后，将带有文件位置和长度信息的缓冲区描述符添加到 socket 缓冲区中去，此过程不需要将数据从操作系统内核缓冲区拷贝到 socket 缓冲区中，DMA 引擎会将数据直接从内核缓冲区拷贝到协议引擎中去，这样就避免了最后一次数据拷贝。

通过这种方法，CPU 在数据传输的过程中不但避免了数据拷贝操作，理论上，CPU 也永远不会跟传输的数据有任何关联，这对于 CPU 的性能来说起到了积极的作用：首先，高速缓冲存储器没有受到污染；其次，高速缓冲存储器的一致性不需要维护，高速缓冲存储器在 DMA 进行数据传输前或者传输后不需要被刷新。然而实际上，后者实现起来非常困难。源缓冲区有可能是页缓存的一部分，这也就是说一般的读操作可以访问它，而且该 访问也可以是通过传统方式进行的。只要存储区域可以被 CPU 访问到，那么高速缓冲存储器的一致性就需要通过 DMA 传输之前冲刷新高速缓冲存储器来维护。而且，这种数据收集拷贝功能的实现是需要硬件以及设备驱动程序支持的。

splice() 是　 Linux 　中与 mmap() 和　 sendfile() 类似的一种方法。它也可以用于用户应用程序地址空间和操作系统地址空间之间的数据传输。splice() 适用于可以确定数据传输路径的用户应用程序，它不需要利用用户地址空间的缓冲区进行显式的数据传输操作。那么，当数据只是从一个地方传送到另一个地方，过 程中所传输的数据不需要经过用户应用程序的处理的时候，spice() 就成为了一种比较好的选择。splice() 可以在操作系统地址空间中整块地移动数据，从而减少大多数数据拷贝操作。而且，splice() 进行数据传输可以通过异步的方式来进行，用户应用程序可以先从系统调用返回，而操作系统内核进程会控制数据传输过程继续进行下去。splice() 可以被看成是类似于基于流的管道的实现，管道可以使得两个文件描述符相互连接，splice 的调用者则可以控制两个设备（或者协议栈）在操作系统内核中的相互连接。

splice() 系统调用和 sendfile() 非常类似，用户应用程序必须拥有两个已经打开的文件描述符，一个用于表示输入设备，一个用于表示输出设备。与 sendfile() 不同的是，splice() 允许任意两个文件之间互相连接，而并不只是文件到 socket 进行数据传输。对于从一个文件描述符发送数据到 socket 这种特例来说，一直都是使用 sendfile() 这个系统调用，而 splice 一直以来就只是一种机制，它并不仅限于 sendfile() 的功能。也就是说，sendfile() 只是 splice() 的一个子集，在 Linux 2.6.23 中，sendfile() 这种机制的实现已经没有了，但是这个 API 以及相应的功能还存在，只不过 API 以及相应的功能是利用了 splice() 这种机制来实现的。

在数据传输的过程中，splice() 机制交替地发送相关的文件描述符的读写操作，并且可以将读缓冲区重新用于写操作。它也利用了一种简单的流控制，通过预先定义的水印（ watermark ）来阻塞写请求。有实验表明，利用这种方法将数据从一个磁盘传输到另一个磁盘会增加 30% 到 70% 的吞吐量，数据传输的过程中， CPU 的负载也会减少一半。

Linux 2.6.17 内核引入了 splice() 系统调用，但是，这个概念在此之前 ] 其实已经存在了很长一段时间了。1988 年，Larry McVoy 提出了这个概念，它被看成是一种改进服务器端系统的 I/O 性能的一种技术，尽管在之后的若干年中经常被提及，但是 splice 系统调用从来没有在主流的 Linux 操作系统内核中实现过，一直到 Linux 2.6.17 版本的出现。splice 系统调用需要用到四个参数，其中两个是文件描述符，一个表示文件长度，还有一个用于控制如何进行数据拷贝。splice 系统调用可以同步实现，也可以使用异步方式来实现。在使用异步方式的时候，用户应用程序会通过信号 SIGIO 来获知数据传输已经终止。splice() 系统调用的接口如下所示：

long splice(int fdin, int fdout, size_t len, unsigned int flags);

调用 splice() 系统调用会导致操作系统内核从数据源 fdin 移动最多 len 个字节的数据到 fdout 中去，这个数据的移动过程只是经过操作系统内核空间，需要最少的拷贝次数。使用 splice() 系统调用需要这两个文件描述符中的一个必须是用来表示一个管道设备的。不难看出，这种设计具有局限性，Linux 的后续版本针对这一问题将会有所改进。参数 flags 用于表示拷贝操作的执行方法，当前的 flags 有如下这些取值：

• SPLICE_F_NONBLOCK：splice 操作不会被阻塞。然而，如果文件描述符没有被设置为不可被阻塞方式的 I/O ，那么调用 splice 有可能仍然被阻塞。
• SPLICE_F_MORE：告知操作系统内核下一个 splice 系统调用将会有更多的数据传来。
• SPLICE_F_MOVE：如果输出是文件，这个值则会使得操作系统内核尝试从输入管道缓冲区直接将数据读入到输出地址空间，这个数据传输过程没有任何数据拷贝操作发生。

Splice() 系统调用利用了 Linux 提出的管道缓冲区（ pipe buffer ）机制，这就是为什么这个系统调用的两个文件描述符参数中至少有一个必须要指代管道设备的原因。为了支持 splice 这种机制，Linux 在用于设备和文件系统的 file_operations 结构中增加了下边这两个定义：

ssize_t (*splice_write)(struct inode *pipe, strucuct file *out,
size_t len, unsigned int flags);
ssize_t (*splice_read)(struct inode *in, strucuct file *pipe,
size_t len, unsigned int flags);

这两个新的操作可以根据 flags 的设定在 pipe 和 in 或者 out 之间移动 len 个字节。Linux 文件系统已经实现了具有上述功能并且可以使用的操作，而且还实现了一个 generic_splice_sendpage() 函数用于和 socket 之间的接合。

前面提到的几种零拷贝技术都是通过尽量避免用户应用程序和操作系统内核缓冲区之间的数据拷贝来实现的，使用上面那些零拷贝技术的应用程序通常都要局限于某 些特殊的情况：要么不能在操作系统内核中处理数据，要么不能在用户地址空间中处理数据。而这一小节提出的零拷贝技术保留了传统在用户应用程序地址空间和操 作系统内核地址空间之间传递数据的技术，但却在传输上进行优化。我们知道，数据在系统软件和硬件之间的传递可以通过 DMA 传输来提高效率，但是对于用户应用程序和操作系统之间进行数据传输这种情况来说，并没有类似的工具可以使用。本节介绍的技术就是针对这种情况提出来的。

在某些情况下，Linux 操作系统内核中的页缓存可能会被多个应用程序所共享，操作系统有可能会将用户应用程序地址空间缓冲区中的页面映射到操作系统内核地址空间中去。如果某个应 用程序想要对这共享的数据调用　 write() 系统调用，那么它就可能破坏内核缓冲区中的共享数据，传统的 write() 系统调用并没有提供任何显示的加锁操作，Linux 中引入了写时复制这样一种技术用来保护数据。

还有另外一种利用预先映射机制的共享缓冲区的方法也可以在应用程序地址空间和操作系统内核之间快速传输数据。采用缓冲区共享这种思想的架构最 先在 Solaris 上实现，该架构使用了“ fbufs ”这个概念。这种方法需要修改 API。应用程序地址空间和操作系统内核地址空间之间的数据传递需要严格按照 fbufs 体系结构来实现，操作系统内核之间的通信也是严格按照 fbufs 体系结构来完成的。每一个应用程序都有一个缓冲区池，这个缓冲区池被同时映射到用户地址空间和内核地址空间，也可以在必要的时候才创建它们。通过完成一次 虚拟存储操作来创建缓冲区，fbufs 可以有效地减少由存储一致性维护所引起的大多数性能问题。该技术在 Linux 中还停留在实验阶段。

I/O 子系统或者应用程序都可以通过 fbufs 管理器来分配 fbufs。一旦分配了 fbufs，这些 fbufs 就可以从程序传递到 I/O 子系统，或者从 I/O 子系统传递到程序。使用完后，这些 fbufs 会被释放回 fbufs 缓冲区池。

fbufs 在实现上有如下这些特性，如图 9 所示：

• fbuf 需要从 fbufs 缓冲区池里分配。每一个 fbuf 都存在一个所属对象，要么是应用程序，要么是操作系统内核。fbuf 可以在应用程序和操作系统之间进行传递，fbuf 使用完之后需要被释放回特定的 fbufs 缓冲区池，在 fbuf 传递的过程中它们需要携带关于 fbufs 缓冲区池的相关信息。
• 每一个 fbufs 缓冲区池都会和一个应用程序相关联，一个应用程序最多只能与一个 fbufs 缓冲区池相关联。应用程序只有资格访问它自己的缓冲区池。
• fbufs 不需要虚拟地址重映射，这是因为对于每个应用程序来说，它们可以重新使用相同的缓冲区集合。这样，虚拟存储转换的信息就可以被缓存起来，虚拟存储子系统方面的开销就可以消除。
• I/O 子系统（设备驱动程序，文件系统等）可以分配 fbufs，并将到达的数据直接放到这些 fbuf 里边。这样，缓冲区之间的拷贝操作就可以避免。

前面提到，这种方法需要修改 API，如果要使用 fbufs 体系结构，应用程序和 Linux 操作系统内核驱动程序都需要使用新的 API，如果应用程序要发送数据，那么它就要从缓冲区池里获取一个 fbuf，将数据填充进去，然后通过文件描述符将数据发送出去。接收到的 fbufs 可以被应用程序保留一段时间，之后，应用程序可以使用它继续发送其他的数据，或者还给缓冲区池。但是，在某些情况下，需要对数据包内的数据进行重新组装， 那么通过 fbuf 接收到数据的应用程序就需要将数据拷贝到另外一个缓冲区内。再者，应用程序不能对当前正在被内核处理的数据进行修改，基于这一点，fbufs 体系结构引入了强制锁的概念以保证其实现。对于应用程序来说，如果 fbufs 已经被发送给操作系统内核，那么应用程序就不会再处理这些 fbufs。

本系列文章介绍了 Linux 中的零拷贝技术，本文是其中的第二部分。本文对第一部分文章中提出的 Linux 操作系统上出现的几种零拷贝技术进行了更详细的介绍，主要描述了它们各自的优点，缺点以及适用场景。对于网络数据传输来说，零拷贝技术的应用受到了很多体 系结构方面因素的阻碍，包括虚拟存储体系结构以及网络协议体系结构等。所以，零拷贝技术仍然只是在某些很特殊的情况中才可以应用，比如文件服务或者使用某 种特殊的协议进行高带宽的通信等。但是，零拷贝技术在磁盘操作中的应用的可行性就高得多了，这很可能是因为磁盘操作具有同步的特点，以及数据传输单元是按 照页的粒度来进行的。

针对 Linux 操作系统平台提出并实现了很多种零拷贝技术，但是并不是所有这些零拷贝技术都被广泛应用于现实中的操作系统中的。比如，fbufs 体系结构，它在很多方面看起来都很吸引人，但是使用它需要更改 API 以及驱动程序，它还存在其他一些实现上的困难，这就使得 fbufs 还只是停留在实验的阶段。动态地址重映射技术只是需要对操作系统做少量修改，虽然不需要修改用户软件，但是当前的虚拟存储体系结构并不能很好地支持频繁的 虚拟地址重映射操作。而且为了保证存储的一致性，重映射之后还必须对 TLB 和一级缓存进行刷新。事实上，利用地址重映射实现的零拷贝技术适用的范围是很小的，这是因为虚拟存储操作所带来的开销往往要比 CPU 拷贝所产生的开销还要大。此外，为了完全消除 CPU 访问存储，通常都需要额外的硬件来支持，而这种硬件的支持并不是很普及，同时也是非常昂贵的。

本系列文章的目的是想帮助读者理清这些出现在 Linux 操作系统中的零拷贝技术都是从何种角度来帮助改善数据传输过程中遇到的性能问题的。关于各种零拷贝技术的具体实现细节，本系列文章没有做详细描述。同时， 零拷贝技术一直是在不断地发展和完善当中的，本系列文章并没有涵盖 Linux 上出现的所有零拷贝技术。