内容简介：大部分高性能网络框架采用的是非阻塞模式。笔者这次就从linux源码的角度来阐述socket阻塞(block)和非阻塞(non_block)的区别。
笔者一直觉得如果能知道从应用到框架再到操作系统的每一处代码，是一件Exciting的事情。
大部分高性能网络框架采用的是非阻塞模式。笔者这次就从 linux 源码的角度来阐述socket阻塞(block)和非阻塞(non_block)的区别。 本文源码均来自采用Linux-2.6.24内核版本。
一个TCP非阻塞client端简单的例子
如果我们要产生一个非阻塞的socket,在 C语言 中如下代码所示:
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// 创建socket int sock_fd = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0); ... // 更改socket为nonblock fcntl(sock_fd, F_SETFL, fdflags | O_NONBLOCK); // connect .... while(1) { int recvlen = recv(sock_fd, recvbuf, RECV_BUF_SIZE) ; ...... } ... |
由于网络协议非常复杂，内核里面用到了大量的面向对象的技巧，所以我们从创建连接开始，一步一步追述到最后代码的调用点。
socket的创建
很明显，内核的第一步应该是通过AF_INET、SOCK_STREAM以及最后一个参数0定位到需要创建一个TCP的socket,如下图绿线所示:
我们跟踪源码调用
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socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0) |->sys_socket 进入系统调用 |->sock_create |->__sock_create |
进一步分析__sock_create的代码判断:
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const struct net_proto_family *pf; // RCU(Read-Copy Update)是linux的一种内核同步方法，在此不阐述 // family=INET pf = rcu_dereference(net_families[family]); err = pf->create(net, sock, protocol); |
const struct net_proto_family *pf; // RCU(Read-Copy Update)是linux的一种内核同步方法，在此不阐述 // family=INET pf = rcu_dereference(net_families[family]); err = pf->create(net, sock, protocol);
则通过源码可知，由于是AF_INET(PF_INET),所以net_families[PF_INET].create=inet_create(以后我们都用PF_INET表示)，即
pf->create = inet_create; 进一步追溯调用:
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inet_create(struct net *net, struct socket *sock, int protocol){ Sock* sock; ...... // 此处是寻找对应协议处理器的过程 lookup_protocol: // 迭代寻找protocol==answer->protocol的情况 list_for_each_rcu(p, &inetsw[sock->type]) answer = list_entry(p, struct inet_protosw, list); /* Check the non-wild match. */ if (protocol == answer->protocol) { if (protocol != IPPROTO_IP) break; } ...... // 这边answer指的是SOCK_STREAM sock->ops = answer->ops; answer_no_check = answer->no_check; // 这边sk->prot就是answer_prot=>tcp_prot sk = sk_alloc(net, PF_INET, GFP_KERNEL, answer_prot); sock_init_data(sock, sk); ...... } |
上面的代码就是在INET中寻找SOCK_STREAM的过程了 我们再看一下inetsw[SOCK_STREAM]的具体配置:
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static struct inet_protosw inetsw_array[] = { { .type = SOCK_STREAM, .protocol = IPPROTO_TCP, .prot = &tcp_prot, .ops = &inet_stream_ops, .capability = -1, .no_check = 0, .flags = INET_PROTOSW_PERMANENT | INET_PROTOSW_ICSK, }, ...... } |
这边也用了重载，AF_INET有TCP、UDP以及Raw三种:
从上述代码，我们可以清楚的发现sock->ops=&inet_stream_ops;
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const struct proto_ops inet_stream_ops = { .family = PF_INET, .owner = THIS_MODULE, ...... .sendmsg = tcp_sendmsg, .recvmsg = sock_common_recvmsg, ...... } |
即sock->ops->recvmsg = sock_common_recvmsg;
同时sock->sk->sk_prot = tcp_prot;
我们再看下tcp_prot中的各个函数重载的定义:
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struct proto tcp_prot = { .name = "TCP", .close = tcp_close, .connect = tcp_v4_connect, .disconnect = tcp_disconnect, .accept = inet_csk_accept, ...... // 我们重点考察tcp的读 .recvmsg = tcp_recvmsg, ...... } |
fcntl控制socket的阻塞\非阻塞状态
我们用fcntl修改socket的阻塞\非阻塞状态。 事实上: fcntl的作用就是将O_NONBLOCK标志位存储在sock_fd对应的filp结构的f_lags里,如下图所示。
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fcntl(sock_fd, F_SETFL, fdflags | O_NONBLOCK); |->setfl |
追踪setfl代码:
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static int setfl(int fd, struct file * filp, unsigned long arg) { ...... filp->f_flags = (arg & SETFL_MASK) | (filp->f_flags & ~SETFL_MASK); ...... } |
上图中，由sock_fd在task_struct(进程结构体)->files_struct->fd_array中找到对应的socket的file描述符，再修改file->flags
在调用socket.recv的时候
我们跟踪源码调用:
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socket.recv |->sys_recv |->sys_recvfrom |->sock_recvmsg |->__sock_recvmsg |->sock->ops->recvmsg |
由上文可知: sock->ops->recvmsg = sock_common_recvmsg;
sock
值得注意的是,在sock_recmsg中,有对标识O_NONBLOCK的处理
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if (sock->file->f_flags & O_NONBLOCK) flags |= MSG_DONTWAIT; |
上述代码中sock关联的file中获取其f_flags,如果flags有O_NONBLOCK标识，那么就设置msg_flags为MSG_DONTWAIT(不等待)。
fcntl与socket就是通过其共同操作File结构关联起来的。
继续跟踪调用
sock_common_recvmsg
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int sock_common_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct socket *sock, struct msghdr *msg, size_t size, int flags) { ...... // 如果flags的MSG_DONTWAIT标识置位，则传给recvmsg的第5个参数为正,否则为0 err = sk->sk_prot->recvmsg(iocb, sk, msg, size, flags & MSG_DONTWAIT, flags & ~MSG_DONTWAIT, &addr_len); ..... } |
由上文可知: sk->sk_prot->recvmsg 其中sk_prot=tcp_prot,即最终调用的是tcp_prot->tcp_recvmsg,
上面的代码可以看出，如果fcntl(O_NONBLOCK)=>MSG_DONTWAIT置位=>(flags & MSG_DONTWAIT)>0, 再结合tcp_recvmsg的函数签名,即如果设置了O_NONBLOCK的话，设置给tcp_recvmsg的nonblock参数>0,关系如下图所示:
最终的调用逻辑tcp_recvmsg
首先我们看下tcp_recvmsg的函数签名:
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int tcp_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct sock *sk, struct msghdr *msg, size_t len, int nonblock, int flags, int *addr_len) |
显然我们关注焦点在(int nonblock这个参数上):
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int tcp_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct sock *sk, struct msghdr *msg, size_t len, int nonblock, int flags, int *addr_len){ ...... // copied是指向用户空间拷贝了多少字节，即读了多少 int copied; // target指的是期望多少字节 int target; // 等效为timo = noblock ? 0 : sk->sk_rcvtimeo; timeo = sock_rcvtimeo(sk, nonblock); ...... // 如果设置了MSG_WAITALL标识target=需要读的长度 // 如果未设置，则为最低低水位值 target = sock_rcvlowat(sk, flags & MSG_WAITALL, len); ...... do{ // 表明读到数据 if (copied) { // 注意，这边只要!timeo，即nonblock设置了就会跳出循环 if (sk->sk_err || sk->sk_state == TCP_CLOSE || (sk->sk_shutdown & RCV_SHUTDOWN) || !timeo || signal_pending(current) || (flags & MSG_PEEK)) break; }else{ // 到这里，表明没有读到任何数据 // 且nonblock设置了导致timeo=0，则返回-EAGAIN,符合我们的预期 if (!timeo) { copied = -EAGAIN; break; } // 这边如果堵到了期望的数据，继续，否则当前进程阻塞在sk_wait_data上 if (copied >= target) { /* Do not sleep, just process backlog. */ release_sock(sk); lock_sock(sk); } else sk_wait_data(sk, &timeo); } while (len > 0); ...... return copied } |
上面的逻辑归结起来就是：
(1)在设置了nonblock的时候，如果copied>0,则返回读了多少字节,如果copied=0，则返回-EAGAIN,提示应用重复调用。
(2)如果没有设置nonblock，如果读取的数据>=期望，则返回读取了多少字节。如果没有则用sk_wait_data将当前进程等待。
如下流程图所示:
阻塞函数sk_wait_data
sk_wait_data代码-函数为:
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// 将进程状态设置为可打断INTERRUPTIBLE prepare_to_wait(sk->sk_sleep, &wait, TASK_INTERRUPTIBLE); set_bit(SOCK_ASYNC_WAITDATA, &sk->sk_socket->flags); // 通过调用schedule_timeout让出CPU，然后进行睡眠 rc = sk_wait_event(sk, timeo, !skb_queue_empty(&sk->sk_receive_queue)); // 到这里的时候，有网络事件或超时事件唤醒了此进程，继续运行 clear_bit(SOCK_ASYNC_WAITDATA, &sk->sk_socket->flags); finish_wait(sk->sk_sleep, &wait); |
该函数调用schedule_timeout进入睡眠，其进一步调用了schedule函数，首先从运行队列删除，其次加入到等待队列，最后调用和体系结构相关的switch_to宏来完成进程间的切换。
如下图所示:
阻塞后什么时候恢复运行呢
情况1:有对应的网络数据到来
首先我们看下网络分组到来的内核路径，网卡发起中断后调用netif_rx将事件挂入CPU的等待队列，并唤起软中断(soft_irq)，再通过linux的软中断机制调用net_rx_action，如下图所示:
注:上图来自PLKA(<<深入Linux内核架构>>)
紧接着跟踪next_rx_action
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next_rx_action |-process_backlog ...... |->packet_type->func 在这里我们考虑ip_rcv |->ipprot->handler 在这里ipprot重载为tcp_protocol (handler 即为tcp_v4_rcv) |
紧接着tcp_v4_rcv:
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tcp_input.c tcp_v4_rcv |-tcp_v4_do_rcv |-tcp_rcv_state_process |-tcp_data_queue |-sk->sk_data_ready=sock_def_readable |-wake_up_interruptible |-__wake_up |-__wake_up_common |
在这里__wake_up_common将停在当前wait_queue_head_t中的进程唤醒，即状态改为task_running，等待CFS调度以进行下一步的动作,如下图所示。
情况2:设定的超时时间到来
在前面调用sk_wait_event中调用了schedule_timeout
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fastcall signed long __sched schedule_timeout(signed long timeout) { ...... // 设定超时的回掉函数为process_timeout setup_timer(&timer, process_timeout, (unsigned long)current); __mod_timer(&timer, expire); // 这边让出CPU schedule(); del_singleshot_timer_sync(&timer); timeout = expire - jiffies; out: // 返回经过了多长事件 return timeout < 0 ? 0 : timeout; } |
process_timeout函数即是将此进程重新唤醒
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static void process_timeout(unsigned long __data) { wake_up_process((struct task_struct *)__data); } |
总结
linux内核源代码博大精深，阅读其代码很费周折。希望笔者这篇文章能帮助到阅读linux网络协议栈代码的人。
以上就是本文的全部内容，希望对大家的学习有所帮助，也希望大家多多支持 码农网
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