Linux 下网络性能优化方法简析

Linux 下网络性能优化方法简析

赵 军, 软件工程师, Pixelworks

简介： 性能问题永远是永恒的主题之一，而Linux在网络性能方面的优势则显而易见，这篇文章是对于Linux内核中提升网络性能的一些优化方法的简析，以让我们去后台看看魔术师表演用的盒子，同时也看看内核极客们是怎样灵活的，渐进的去解决这些实际的问题。

本文的标签：  , , , ,

标记本文！

发布日期： 2010 年 11 月 25 日
级别： 初级
访问情况 ： 15204 次浏览
评论： 1 (查看 | 添加评论 - 登录)

平均分 (68个评分)
为本文评分

对于网络的行为，可以简单划分为 3 条路径：1) 发送路径，2) 转发路径，3) 接收路径，而网络性能的优化则可基于这 3 条路径来考虑。由于数据包的转发一般是具备路由功能的设备所关注，在本文中没有叙述，读者如果有兴趣，可以自行学习（在 Linux 内核中，分别使用了基于哈希的路由查找和基于动态 Trie 的路由查找算法）。本文集中于发送路径和接收路径上的优化方法分析，其中的 NAPI 本质上是接收路径上的优化，但因为它在 Linux 的内核出现时间较早，而它也是后续出现的各种优化方法的基础，所以将其单独分析。

回页首

NAPI 的核心在于：在一个繁忙网络，每次有网络数据包到达时，不需要都引发中断，因为高频率的中断可能会影响系统的整体效率，假象一个场景，我们此时使用标准的 100M 网卡，可能实际达到的接收速率为 80MBits/s，而此时数据包平均长度为 1500Bytes，则每秒产生的中断数目为：

80M bits/s / (8 Bits/Byte * 1500 Byte) = 6667 个中断 /s

每秒 6667 个中断，对于系统是个很大的压力，此时其实可以转为使用轮询 (polling) 来处理，而不是中断；但轮询在网络流量较小的时没有效率，因此低流量时，基于中断的方式则比较合适，这就是 NAPI 出现的原因，在低流量时候使用中断接收数据包，而在高流量时候则使用基于轮询的方式接收。

现在内核中 NIC 基本上已经全部支持 NAPI 功能，由前面的叙述可知，NAPI 适合处理高速率数据包的处理，而带来的好处则是：

• 中断缓和 (Interrupt mitigation)，由上面的例子可以看到，在高流量下，网卡产生的中断可能达到每秒几千次，而如果每次中断都需要系统来处理，是一个很大的压力，而 NAPI 使用轮询时是禁止了网卡的接收中断的，这样会减小系统处理中断的压力
• 数据包节流 (Packet throttling)，NAPI 之前的 Linux NIC 驱动总在接收到数据包之后产生一个 IRQ，接着在中断服务例程里将这个 skb 加入本地的 softnet，然后触发本地 NET_RX_SOFTIRQ 软中断后续处理。如果包速过高，因为 IRQ 的优先级高于 SoftIRQ，导致系统的大部分资源都在响应中断，但 softnet 的队列大小有限，接收到的超额数据包也只能丢掉，所以这时这个模型是在用宝贵的系统资源做无用功。而 NAPI 则在这样的情况下，直接把包丢掉，不会继续将需要丢掉的数据包扔给内核去处理，这样，网卡将需要丢掉的数据包尽可能的早丢弃掉，内核将不可见需要丢掉的数 据包，这样也减少了内核的压力

对 NAPI 的使用，一般包括以下的几个步骤：

1. 在中断处理函数中，先禁止接收中断，且告诉网络子系统，将以轮询方式快速收包，其中禁止接收中断完全由硬件功能决定，而告诉内核将以轮询方式处理包则是使 用函数 netif_rx_schedule()，也可以使用下面的方式，其中的 netif_rx_schedule_prep 是为了判定现在是否已经进入了轮询模式 :：
   
   
   

   void netif_rx_schedule(struct net_device *dev); 或者 if (netif_rx_schedule_prep(dev)) __netif_rx_schedule(dev);

   
   
2. 在驱动中创建轮询函数，它的工作是从网卡获取数据包并将其送入到网络子系统，其原型是：
   
   
   

   int (*poll)(struct net_device *dev, int *budget);

   
   

   这里的轮询函数用于在将网卡切换为轮询模式之后，用 poll() 方法处理接收队列中的数据包，如队列为空，则重新切换为中断模式。切换回中断模式需要先关闭轮询模式，使用的是函数 netif_rx_complete ()，接着开启网卡接收中断 .。

   
   
   
   

   void netif_rx_complete(struct net_device *dev);

   
   
3. 在驱动中创建轮询函数，需要和实际的网络设备 struct net_device 关联起来，这一般在网卡的初始化时候完成，示例代码如下：
   
   
   

   dev->poll = my_poll; dev->weight = 64;

   
   

   里面另外一个字段为权重 (weight)，该值并没有一个非常严格的要求，实际上是个经验数据，一般 10Mb 的网卡，我们设置为 16，而更快的网卡，我们则设置为 64。

下面是 NAPI 功能的一些接口，在前面都基本有涉及，我们简单看看：

netif_rx_schedule(dev)

在网卡的中断处理函数中调用，用于将网卡的接收模式切换为轮询

netif_rx_schedule_prep(dev)

在网卡是 Up 且运行状态时，将该网卡设置为准备将其加入到轮询列表的状态，可以将该函数看做是 netif_rx_schedule(dev) 的前半部分

__netif_rx_schedule(dev)

将设备加入轮询列表，前提是需要 netif_schedule_prep(dev) 函数已经返回了 1

__netif_rx_schedule_prep(dev)

与 netif_rx_schedule_prep(dev) 相似，但是没有判断网卡设备是否 Up 及运行，不建议使用

netif_rx_complete(dev)

用于将网卡接口从轮询列表中移除，一般在轮询函数完成之后调用该函数。

__netif_rx_complete(dev)

Newer newer NAPI

其实之前的 NAPI(New API) 这样的命名已经有点让人忍俊不禁了，可见 Linux 的内核极客们对名字的掌控，比对代码的掌控差太多，于是乎，连续的两次对 NAPI 的重构，被戏称为 Newer newer NAPI 了。

与 netif_rx_complete(dev) 类似，但是需要确保本地中断被禁止

在最初实现的 NAPI 中，有 2 个字段在结构体 net_device 中，分别为轮询函数 poll() 和权重 weight，而所谓的 Newer newer NAPI，是在 2.6.24 版内核之后，对原有的 NAPI 实现的几次重构，其核心是将 NAPI 相关功能和 net_device 分离，这样减少了耦合，代码更加的灵活，因为 NAPI 的相关信息已经从特定的网络设备剥离了，不再是以前的一对一的关系了。例如有些网络适配器，可能提供了多个 port，但所有的 port 却是共用同一个接受数据包的中断，这时候，分离的 NAPI 信息只用存一份，同时被所有的 port 来共享，这样，代码框架上更好地适应了真实的硬件能力。Newer newer NAPI 的中心结构体是napi_struct:

/* * Structure for NAPI scheduling similar to tasklet but with weighting */ struct napi_struct { /* The poll_list must only be managed by the entity which * changes the state of the NAPI_STATE_SCHED bit. This means * whoever atomically sets that bit can add this napi_struct * to the per-cpu poll_list, and whoever clears that bit * can remove from the list right before clearing the bit. */ struct list_head poll_list; unsigned long state; int weight; int (*poll)(struct napi_struct *, int); #ifdef CONFIG_NETPOLL spinlock_t poll_lock; int poll_owner; #endif unsigned int gro_count; struct net_device *dev; struct list_head dev_list; struct sk_buff *gro_list; struct sk_buff *skb; };

熟悉老的 NAPI 接口实现的话，里面的字段 poll_list、state、weight、poll、dev、没什么好说的，gro_count 和 gro_list 会在后面讲述 GRO 时候会讲述。需要注意的是，与之前的 NAPI 实现的最大的区别是该结构体不再是 net_device 的一部分，事实上，现在希望网卡驱动自己单独分配与管理 napi 实例，通常将其放在了网卡驱动的私有信息，这样最主要的好处在于，如果驱动愿意，可以创建多个 napi_struct，因为现在越来越多的硬件已经开始支持多接收队列 (multiple receive queues)，这样，多个 napi_struct 的实现使得多队列的使用也更加的有效。

与最初的 NAPI 相比较，轮询函数的注册有些变化，现在使用的新接口是：

void netif_napi_add(struct net_device *dev, struct napi_struct *napi, int (*poll)(struct napi_struct *, int), int weight)

熟悉老的 NAPI 接口的话，这个函数也没什么好说的。

值得注意的是，前面的轮询 poll() 方法原型也开始需要一些小小的改变：

int (*poll)(struct napi_struct *napi, int budget);

大部分 NAPI 相关的函数也需要改变之前的原型，下面是打开轮询功能的 API：

void netif_rx_schedule(struct net_device *dev, struct napi_struct *napi); /* ...or... */ int netif_rx_schedule_prep(struct net_device *dev, struct napi_struct *napi); void __netif_rx_schedule(struct net_device *dev, struct napi_struct *napi);

轮询功能的关闭则需要使用 :

void netif_rx_complete(struct net_device *dev, struct napi_struct *napi);

因为可能存在多个 napi_struct 的实例，要求每个实例能够独立的使能或者禁止，因此，需要驱动作者保证在网卡接口关闭时，禁止所有的 napi_struct 的实例。

函数 netif_poll_enable() 和 netif_poll_disable() 不再需要，因为轮询管理不再和 net_device 直接管理，取而代之的是下面的两个函数：

void napi_enable(struct napi *napi); void napi_disable(struct napi *napi);

回页首

TSO (TCP Segmentation Offload) 是一种利用网卡分割大数据包，减小 CPU 负荷的一种技术，也被叫做 LSO (Large segment offload) ，如果数据包的类型只能是 TCP，则被称之为 TSO，如果硬件支持 TSO 功能的话，也需要同时支持硬件的 TCP 校验计算和分散 - 聚集 (Scatter Gather) 功能。

可以看到 TSO 的实现，需要一些基本条件，而这些其实是由软件和硬件结合起来完成的，对于硬件，具体说来，硬件能够对大的数据包进行分片，分片之后，还要能够对每个分片附着相关的头部。TSO 的支持主要有需要以下几步：

• 如果网路适配器支持 TSO 功能，需要声明网卡的能力支持 TSO，这是通过以 NETIF_F_TSO 标志设置 net_device structure 的 features 字段来表明，例如，在 benet(drivers/net/benet/be_main.c) 网卡的驱动程序中，设置 NETIF_F_TSO 的代码如下：
  
  
  

  static void be_netdev_init(struct net_device *netdev) { struct be_adapter *adapter = netdev_priv(netdev); netdev->features |= NETIF_F_SG | NETIF_F_HW_VLAN_RX | NETIF_F_TSO | NETIF_F_HW_VLAN_TX | NETIF_F_HW_VLAN_FILTER | NETIF_F_HW_CSUM | NETIF_F_GRO | NETIF_F_TSO6; netdev->vlan_features |= NETIF_F_SG | NETIF_F_TSO | NETIF_F_HW_CSUM; netdev->flags |= IFF_MULTICAST; adapter->rx_csum = true; /* Default settings for Rx and Tx flow control */ adapter->rx_fc = true; adapter->tx_fc = true; netif_set_gso_max_size(netdev, 65535); BE_SET_NETDEV_OPS(netdev, &be_netdev_ops); SET_ETHTOOL_OPS(netdev, &be_ethtool_ops); netif_napi_add(netdev, &adapter->rx_eq.napi, be_poll_rx, BE_NAPI_WEIGHT); netif_napi_add(netdev, &adapter->tx_eq.napi, be_poll_tx_mcc, BE_NAPI_WEIGHT); netif_carrier_off(netdev); netif_stop_queue(netdev); }

  
  

  在代码中，同时也用 netif_set_gso_max_size 函数设置了 net_device 的 gso_max_size 字段。该字段表明网络接口一次能处理的最大 buffer 大小，一般该值为 64Kb，这意味着只要 TCP 的数据大小不超过 64Kb，就不用在内核中分片，而只需一次性的推送到网络接口，由网络接口去执行分片功能。

• 当一个 TCP 的 socket 被创建，其中一个职责是设置该连接的能力，在网络层的 socket 的表示是 struck sock，其中有一个字段 sk_route_caps 标示该连接的能力，在 TCP 的三路握手完成之后，将基于网络接口的能力和连接来设置该字段。
  
  
  

  /* This will initiate an outgoing connection. */ int tcp_v4_connect(struct sock *sk, struct sockaddr *uaddr, int addr_len) { …… /* OK, now commit destination to socket. */ sk->sk_gso_type = SKB_GSO_TCPV4; sk_setup_caps(sk, &rt->dst); …… }

  
  

  代码中的 sk_setup_caps() 函数则设置了上面所说的 sk_route_caps 字段，同时也检查了硬件是否支持分散 - 聚集功能和硬件校验计算功能。需要这 2 个功能的原因是：Buffer 可能不在一个内存页面上，所以需要分散 - 聚集功能，而分片后的每个分段需要重新计算 checksum，因此需要硬件支持校验计算。

• 现在，一切的准备工作都已经做好了，当实际的数据需要传输时，需要使用我们设置好的 gso_max_size，我们知道，TCP 向 IP 层发送数据会考虑 mss，使得发送的 IP 包在 MTU 内，不用分片。而 TSO 设置的 gso_max_size 就影响该过程，这主要是在计算 mss_now 字段时使用。如果内核不支持 TSO 功能，mss_now 的最大值为“MTU – HLENS”，而在支持 TSO 的情况下，mss_now 的最大值为“gso_max_size -HLENS”，这样，从网络层带驱动的路径就被打通了。

TSO 是使得网络协议栈能够将大块 buffer 推送至网卡，然后网卡执行分片工作，这样减轻了 CPU 的负荷，但 TSO 需要硬件来实现分片功能；而性能上的提高，主要是因为延缓分片而减轻了 CPU 的负载，因此，可以考虑将 TSO 技术一般化，因为其本质实际是延缓分片，这种技术，在 Linux 中被叫做 GSO(Generic Segmentation Offload)，它比 TSO 更通用，原因在于它不需要硬件的支持分片就可使用，对于支持 TSO 功能的硬件，则先经过 GSO 功能，然后使用网卡的硬件分片能力执行分片；而对于不支持 TSO 功能的网卡，将分片的执行，放在了将数据推送的网卡的前一刻，也就是在调用驱动的 xmit 函数前。

我们再来看看内核中数据包的分片都有可能在哪些时刻：

1. 在传输协议中，当构造 skb 用于排队的时候
2. 在传输协议中，但是使用了 NETIF_F_GSO 功能，当即将传递个网卡驱动的时候
3. 在驱动程序里，此时驱动支持 TSO 功能 ( 设置了 NETIF_F_TSO 标志 )

对于支持 GSO 的情况，主要使用了情况 2 或者是情况 2.、3，其中情况二是在硬件不支持 TSO 的情况下，而情况 2、3 则是在硬件支持 TSO 的情况下。

代码中是在 dev_hard_start_xmit 函数里调用 dev_gso_segment 执行分片，这样尽量推迟分片的时间以提高性能：

int dev_hard_start_xmit(struct sk_buff *skb, struct net_device *dev, struct netdev_queue *txq) { …… if (netif_needs_gso(dev, skb)) { if (unlikely(dev_gso_segment(skb))) goto out_kfree_skb; if (skb->next) goto gso; } else { …… } …… }

回页首

Linux 在 2.6.24 中加入了支持 IPv4 TCP 协议的 LRO () ，它通过将多个 TCP 数据聚合在一个 skb 结构，在稍后的某个时刻作为一个大数据包交付给上层的网络协议栈，以减少上层协议栈处理 skb 的开销，提高系统接收 TCP 数据包的能力。
当然，这一切都需要网卡驱动程序支持。理解 LRO 的工作原理，需要理解 sk_buff 结构体对于负载的存储方式，在内核中，sk_buff 可以有三种方式保存真实的负载：

1. 数据被保存在 skb->data 指向的由 kmalloc 申请的内存缓冲区中，这个数据区通常被称为线性数据区，数据区长度由函数 skb_headlen 给出
2. 数据被保存在紧随 skb 线性数据区尾部的共享结构体 skb_shared_info 中的成员 frags 所表示的内存页面中，skb_frag_t 的数目由 nr_frags 给出，skb_frags_t 中有数据在内存页面中的偏移量和数据区的大小
3. 数据被保存于 skb_shared_info 中的成员 frag_list 所表示的 skb 分片队列中

合并了多个 skb 的超级 skb，能够一次性通过网络协议栈，而不是多次，这对 CPU 负荷的减轻是显然的。

LRO 的核心结构体如下：

/* * Large Receive Offload (LRO) Manager * * Fields must be set by driver */ struct net_lro_mgr { struct net_device *dev; struct net_lro_stats stats; /* LRO features */ unsigned long features; #define LRO_F_NAPI 1 /* Pass packets to stack via NAPI */ #define LRO_F_EXTRACT_VLAN_ID 2 /* Set flag if VLAN IDs are extracted from received packets and eth protocol is still ETH_P_8021Q */ /* * Set for generated SKBs that are not added to * the frag list in fragmented mode */ u32 ip_summed; u32 ip_summed_aggr; /* Set in aggregated SKBs: CHECKSUM_UNNECESSARY * or CHECKSUM_NONE */ int max_desc; /* Max number of LRO descriptors */ int max_aggr; /* Max number of LRO packets to be aggregated */ int frag_align_pad; /* Padding required to properly align layer 3 * headers in generated skb when using frags */ struct net_lro_desc *lro_arr; /* Array of LRO descriptors */ /* * Optimized driver functions * * get_skb_header: returns tcp and ip header for packet in SKB */ int (*get_skb_header)(struct sk_buff *skb, void **ip_hdr, void **tcpudp_hdr, u64 *hdr_flags, void *priv); /* hdr_flags: */ #define LRO_IPV4 1 /* ip_hdr is IPv4 header */ #define LRO_TCP 2 /* tcpudp_hdr is TCP header */ /* * get_frag_header: returns mac, tcp and ip header for packet in SKB * * @hdr_flags: Indicate what kind of LRO has to be done * (IPv4/IPv6/TCP/UDP) */ int (*get_frag_header)(struct skb_frag_struct *frag, void **mac_hdr, void **ip_hdr, void **tcpudp_hdr, u64 *hdr_flags, void *priv); };

在该结构体中：

dev：指向支持 LRO 功能的网络设备

stats：包含一些统计信息，用于查看 LRO 功能的运行情况

features：控制 LRO 如何将包送给网络协议栈，其中的 LRO_F_NAPI 表明驱动是 NAPI 兼容的，应该使用 netif_receive_skb() 函数，而 LRO_F_EXTRACT_VLAN_ID 表明驱动支持 VLAN

ip_summed：表明是否需要网络协议栈支持 checksum 校验

ip_summed_aggr：表明聚集起来的大数据包是否需要网络协议栈去支持 checksum 校验

max_desc：表明最大数目的 LRO 描述符，注意，每个 LRO 的描述符描述了一路 TCP 流，所以该值表明了做多同时能处理的 TCP 流的数量

max_aggr：是最大数目的包将被聚集成一个超级数据包

lro_arr：是描述符数组，需要驱动自己提供足够的内存或者在内存不足时处理异常

get_skb_header()/get_frag_header()：用于快速定位 IP 或者 TCP 的头，一般驱动只提供其中的一个实现

一般在驱动中收包，使用的函数是 netif_rx 或者 netif_receive_skb，但在支持 LRO 的驱动中，需要使用下面的函数，这两个函数将进来的数据包根据 LRO 描述符进行分类，如果可以进行聚集，则聚集为一个超级数据包，否者直接传递给内核，走正常途径。需要 lro_receive_frags 函数的原因是某些驱动直接将数据包放入了内存页，之后去构造 sk_buff，对于这样的驱动，应该使用下面的接口：

void lro_receive_skb(struct net_lro_mgr *lro_mgr, struct sk_buff *skb, void *priv); void lro_receive_frags(struct net_lro_mgr *lro_mgr, struct skb_frag_struct *frags, int len, int true_size, void *priv, __wsum sum);

因为 LRO 需要聚集到 max_aggr 数目的数据包，但有些情况下可能导致延迟比较大，这种情况下，可以在聚集了部分包之后，直接传递给网络协议栈处理，这时可以使用下面的函数，也可以在收到某个特殊的包之后，不经过 LRO，直接传递个网络协议栈：

void lro_flush_all(struct net_lro_mgr *lro_mgr); void lro_flush_pkt(struct net_lro_mgr *lro_mgr, struct iphdr *iph, struct tcphdr *tcph);

前面的 LRO 的核心在于：在接收路径上，将多个数据包聚合成一个大的数据包，然后传递给网络协议栈处理，但 LRO 的实现中存在一些瑕疵：

• 数据包合并可能会破坏一些状态
• 数据包合并条件过于宽泛，导致某些情况下本来需要区分的数据包也被合并了，这对于路由器是不可接收的
• 在虚拟化条件下，需要使用桥接功能，但 LRO 使得桥接功能无法使用
• 实现中，只支持 IPv4 的 TCP 协议

而解决这些问题的办法就是新提出的 GRO(Generic Receive Offload)，首先，GRO 的合并条件更加的严格和灵活，并且在设计时，就考虑支持所有的传输协议，因此，后续的驱动，都应该使用 GRO 的接口，而不是 LRO，内核可能在所有先有驱动迁移到 GRO 接口之后将 LRO 从内核中移除。而 Linux 网络子系统的维护者 David S. Miller 就明确指出，现在的网卡驱动，有 2 个功能需要使用，一是使用 NAPI 接口以使得中断缓和 (interrupt mitigation) ，以及简单的互斥，二是使用 GRO 的 NAPI 接口去传递数据包给网路协议栈。

在 NAPI 实例中，有一个 GRO 的包的列表 gro_list，用堆积收到的包，GRO 层用它来将聚集的包分发到网络协议层，而每个支持 GRO 功能的网络协议层，则需要实现 gro_receive 和 gro_complete 方法。

struct packet_type { __be16 type; /* This is really htons(ether_type). */ struct net_device *dev; /* NULL is wildcarded here */ int (*func) (struct sk_buff *, struct net_device *, struct packet_type *, struct net_device *); struct sk_buff *(*gso_segment)(struct sk_buff *skb, int features); int (*gso_send_check)(struct sk_buff *skb); struct sk_buff **(*gro_receive)(struct sk_buff **head, struct sk_buff *skb); int (*gro_complete)(struct sk_buff *skb); void *af_packet_priv; struct list_head list; };

其中，gro_receive 用于尝试匹配进来的数据包到已经排队的 gro_list 列表，而 IP 和 TCP 的头部则在匹配之后被丢弃；而一旦我们需要向上层协议提交数据包，则调用 gro_complete 方法，将 gro_list 的包合并成一个大包，同时 checksum 也被更新。在实现中，并没要求 GRO 长时间的去实现聚合，而是在每次 NAPI 轮询操作中，强制传递 GRO 包列表跑到上层协议。GRO 和 LRO 的最大区别在于，GRO 保留了每个接收到的数据包的熵信息，这对于像路由器这样的应用至关重要，并且实现了对各种协议的支持。以 IPv4 的 TCP 为例，匹配的条件有：

• 源 / 目的地址匹配
• TOS/ 协议字段匹配
• 源 / 目的端口匹配

而很多其它事件将导致 GRO 列表向上层协议传递聚合的数据包，例如 TCP 的 ACK 不匹配或者 TCP 的序列号没有按序等等。

GRO 提供的接口和 LRO 提供的接口非常的类似，但更加的简洁，对于驱动，明确可见的只有 GRO 的收包函数了 , 因为大部分的工作实际是在协议层做掉了：

gro_result_t napi_gro_receive(struct napi_struct *napi, struct sk_buff *skb) gro_result_t napi_gro_frags(struct napi_struct *napi)

回页首

从上面的分析，可以看到，Linux 网络性能优化方法，就像一部进化史，但每步的演化，都让解决问题的办法更加的通用，更加的灵活；从 NAPI 到 Newer newer NAPI，从 TSO 到 GSO，从 LRO 到 GRO，都是一个从特例到一个更通用的解决办法的演化，正是这种渐进但连续的演化，让 Linux 保有了如此的活力。