nulls_hlist原理 和 tcp连接查找

struct proto tcp_prot = {
	...
	.slab_flags             = SLAB_DESTROY_BY_RCU,
	...
}

sk 的slab初始化的时候带上 SLAB_DESTROY_BY_RCU ，所以free(sk)只会把sk加入到slab的freelist，并不会释放内存。

这也就是为什么 __inet_lookup_established 里需要两次INET_MATCH。因为第一次INET_MATCH到atomic_inc_not_zero之间有可能在另一个cpu上将sk放到freelist，然后sk又被其他连接alloc拿去用了

__inet_lookup_established() {
	...
begin:
	sk_nulls_for_each_rcu(sk, node, &head->chain) {
		if (likely(INET_MATCH(sk, net, acookie, saddr, daddr, ports, dif))) {
			if (unlikely(!atomic_inc_not_zero(&sk->sk_refcnt)))
				goto out;
			if (unlikely(!INET_MATCH(sk, net, acookie, saddr, daddr, ports, dif))) {
				sock_gen_put(sk);
				goto begin;
			}
			goto found;
		}
	}
	...
}

https://blog.csdn.net/dog250/article/details/73013732

Linux 4.7之前TCP连接处理问题

我们已经知道，在TCP的接收主函数tcp_v4_rcv中，基于skb的元数据查找socket的过程是无锁的，查找完毕之后，会针对找到的socket结果上锁或者无锁处理，逻辑非常清晰：

tcp_v4_rcv(skb)
{
	sk = lockless_lookup(skb);
	if (sk.is_listener) {
// Lockless begin
		process_handshake(sk, skb);
		new_sk = build_synack_sk(skb);
		new_sk.listener = sk;
	} else if (sk.is_synrecv) {
		listener = sk.lister;
		child_sk = build_child_sk(skb, sk);
		add_sk_into_acceptq(listener, child_sk);
// Lockless end
		goto data;
	} else {
data:
		lock(sk);
		process(sk, skb);
		unlock(sk);
	}
}

这个逻辑已经臻于完美了，至少在表面上看来确实如此！

当我知道了4.7内核针对syncookie的优化之后，我便内窥了lockless_lookup内部，突破性的改进在于，4.7内核用真正的RCU callback替换了一个仅有的Atomic操作，做到了真正的无锁化查找！

看来我们都被骗了，其实所谓的lockless_lookup并不是真正的lockless，为了应景和应题，本文只讨论Listener socket，我们来看下它的逻辑：

lockless_lookup(skb)
{
	hash = hashfn(skb);
	hlist = listener_list[hash];
// 第一部分：#1-查找socket
begin:
	sk_nulls_for_each_rcu(sk, node, hlist) {
		if (match(skb, sk)) {
			ret = sk;
		}
	}
// 第二部分：#2-与socket重新hash并插入hlist进行互斥    
	if (get_nulls_value(node) != hash) {
		goto begin;
	}

// 第三部分：#3-与socket被释放进行互斥   
	if (ret) {
		if (!atomic_inc_not_zero(ret))
			ret = NULL;
	}

	return ret;
}

这个逻辑可以分为3个部分，我在注释中已经标明，可以看到，虽然在调用者tcp_v4_rcv看来，查找socket的操作是无锁的，然而内窥其实现逻辑之后便会发现，它其实还是在内部进行了两个轻量级的互斥操作。下面我来一个一个说。

nulls hlist互斥

由于在lockless_lookup被调用时是无锁的，所以在sk_nulls_for_each_rcu遍历过程中会出现以下情况造成遍历混乱：

这种情况下，常规的hlist是无法发现的，因为这种hlist以next为NULL视为链表的结束。不管一个node被重新hash到哪个链表，在结束的时候都会碰到NULL，此时你根本区别不出来这个NULL是不是一开始遍历开始时那个hlist冲突链表的NULL。怎么解决这个问题呢？上锁肯定是不妥的，幸亏 Linux 内核有一个精妙的数据结构，即nulls hlist！下面我先来简单地介绍一下这个精妙的hlist数据结构和标准的hlist有何不同。

差异：

1.nulls hlist不再以NULL结尾，而以一个大到2 ³¹ 空间的任意值结尾

2.nulls hlist以node最低位是不是1标识是不是链表的结束

于是nulls hlist的结尾节点的next字段可以编码为高31位和低1位，如果低1位为1，那么高31位便可以取出当初存进去的任意值，是不是很精妙呢？！之所以可以这么做，原因很简单，在计算机中，Linux内核数据结构的所有的地址都是对齐存放的，因此最低1位的数据位是空闲的，当然可以借为它用了。

现在我们考虑这个nulls node的高31位存什么数据好呢？答案很明确，当然是存该hlist的hash值了，这样以下的操作一目了然：

init:
for (i = 0; i < INET_LHTABLE_SIZE; i++) {
	// 低1位和高31位的拼接：
	// 低1位保存1，代表结束，新节点会插入到其前面
	// 高31位保存该list的hash值
	listener_list[i].next = (1UL | (((long)i) << 1)) 
}

lookup:
hash1 = hashfn(skb);
hlist = listener_list[hash1];
sk_nulls_for_each_rcu...{
	...
}
hash2 = get_nulls_value(node);
if (hash1 != hash2) {
	// 发现结束的时候已经不在开始遍历的链表上了
	goto begin;
}
//.....

是不是很精妙呢？其实在Linux中，很多地方都用到了这个nulls hlist数据结构，我第一次看到它是在当年搞nf conntrack的时候。 以上的叙述大致解释了这个nulls hlist的精妙之处，说完了优点再看看它的问题，这个nulls hlist带啦的不断retry是一种消极尝试，非常类似顺序锁读操作，只要读冲突便一直重复，直到某次没有冲突，关于顺序锁，可以看一下read_seqbegin/read_seqretry以及write_seqlock这对夫妻和小三。 为什么需要这样？答案是，在无锁化的lookup中，必须这样！因为你取出一个node和从该node取出下一个node之间是有时间差的，你没有对这个时间差强制没有任何保护措施，这就是根本原因，所以，消极的尝试也未尝不是一个好办法。 总结下根本原因，取出node和取出下一个node之间存在race！

原子变量互斥

刚刚说完了lockless_lookup的第二部分，下面看看第三部分，atomic_inc_not_zero带来的互斥。

我们知道，在sk_nulls_for_each_rcu找到一个匹配的socket并且nulls node检查通过之后，在实际使用它之前，由于无锁化调用，会存在race，此期间可能会有别的线程将该socket释放到虚空，如何避免使用一个已经被释放的socket呢？这个很简单，操作原子计数器即可：

free：
if (atomic_dec_and_test(sk)) {
	// 此往后，由于已经将ref减为0，别处的inc_not_zero将失败，因此可以放心释放socket了。
	free(sk);
}

lookup：
if (ret && !atomic_inc_not_zero(ret)) {
	ret = NULL;
	goto done;
}
// 此处后，由于已经增加了ref，引用的数据将是有效数据
//...

虽然这个Atomic变量不是什么锁，但是在微观上，操作它是要锁总线的，即便在代码层面没有看到任何lock字眼，但这是指令集的逻辑。当面对ddos攻击的时候，试想同时会有多少的线程争抢这个Atomic底下的总线资源！！这是一笔昂贵的开销！

为什么非要有这么一个操作呢？答案很明确，怕取到一个被释放的socket从而导致内核数据混乱，简单点说就是怕panic。所以必然要有个原子变量来保护一下，事实证明，这么做还真不错呢。然而把问题更上一层来谈，为什么内核数据会混乱导致panic？因为取出node和使用node之间存在race，在这两个操作之间，node可能会被释放掉。这一点和上面的“取出node和取出下一个node之间存在race”是不同的。

现在发现了2个race：

1.取出node和取出下一个node之间；

2.取出node和使用node之间。

但归根结底，这两个race是同一个问题导致，那就是socket被释放(重新hash也有个先被释放的过程)！如果一个socket在被lookup期间，不允许被释放是否可以呢(你可以调用释放操作，但在此期间，你要保证数据有效)？当然可以，如何做到就是一个简单的事情了。如果能做到这一点并且真的做了，上述针对两个race的两个互斥就可以去掉了，TCP的新建连接数性能指标必然会有大幅度提升。

Linux 4.7的优化

Linux 4.7内核通过SOCK_RCU_FREE标识重构了sk_destruct的实现：

void sk_destruct(struct sock *sk)
{
	if (sock_flag(sk, SOCK_RCU_FREE))
		call_rcu(&sk->sk_rcu, __sk_destruct);
	else
		__sk_destruct(&sk->sk_rcu);
}

如果携带有SOCK_RCU_FREE标识，便通过RCU callback进行释放，我们知道，RCU callback的调用时机是必须经过一个grace period，而这个period通过rcu lock/unlock可以严格控制。

一切显得简单明了。Linux 4.7内核仅为Listener socket设置了SOCK_RCU_FREE标识：

// 创建socket
__inet_hash(...)
{
	...
	sock_set_flag(sk, SOCK_RCU_FREE);
	...
}

// 从一个Listener socket派生子socket
inet_csk_clone_lock(...)
{
	struct sock *newsk = sk_clone_lock(sk, priority);
	if (newsk) {
		...
		/* listeners have SOCK_RCU_FREE, not the children */
		sock_reset_flag(newsk, SOCK_RCU_FREE);
		...
	}
	...
}

这保证了在lockless_lookup调用中不必再担心取到错误的数据和无效的数据，前提是lockless_lookup的调用必须有rcu锁的保护。这很容易：

	rcu_read_lock();
	sk = lockless_lookup(skb);
	...
done:
	rcu_read_unlock();12345

当然，这个lock/unlock没有体现在tcp_v4_rcv函数里，而是体现在了ip_local_deliver_finish里。

社区patch

以下是一个社区的patch：

[PATCH v2 net-next 06/11] tcp/dccp: do not touch listener sk_refcnt under synflood

http://www.spinics.net/lists/netdev/msg371229.html

本地下载 do-not-touch-listener-sk_refcnt-under-synflood.patch

作者详细说明了取消原子变量操作后带来的收益并且携带测试结果，我想这算是令人信服的，最重要的是，它已经被合入内核了。