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从linux源码看socket的阻塞和非阻塞

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:

// 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

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:

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);

由于family是AF_INET协议,注意在操作系统里面定义了PF_INET等于AF_INET, 内核通过函数指针实现了对pf(net_proto_family)的重载。如下图所示:

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:

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:

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;

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:

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。

fcntl(sock_fd, F_SETFL, fdflags | O_NONBLOCK);
	|->setfl

追踪setfl代码:

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:

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

	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

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:

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):

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 = nonblock ? 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:

	// 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

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:

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

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

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。

原文地址

https://my.oschina.net/alchemystar/blog/1791017

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