Linux NAPI处理流程分析

2017-05-10

今天重点对linux网络数据包的处理做下分析，但是并不关系到上层协议，仅仅到链路层。

之前转载过一篇文章，对NAPI做了比较详尽的分析，本文结合Linux内核源代码，对当前网络数据包的处理进行梳理。根据NAPI的处理特性，对设备提出一定的要求

1、设备需要有足够的缓冲区，保存多个数据分组

2、可以禁用当前设备中断，然而不影响其他的操作。

当前大部分的设备都支持NAPI，但是为了对之前的保持兼容，内核还是对之前中断方式提供了兼容。我们先看下NAPI具体的处理方式。我们都知道中断分为中断上半部和下半部，上半部完成的任务很是简单，仅仅负责把数据保存下来；而下半部负责具体的处理。为了处理下半部，每个CPU有维护一个softnet_data结构。我们不对此结构做详细介绍，仅仅描述和NAPI相关的部分。结构中有一个poll_list字段，连接所有的轮询设备。还 维护了两个队列input_pkt_queue和process_queue。这两个用户传统不支持NAPI方式的处理。前者由中断上半部的处理函数吧数据包入队，在具体的处理时，使用后者做中转，相当于前者负责接收，后者负责处理。最后是一个napi_struct的backlog，代表一个虚拟设备供轮询使用。在支持NAPI的设备下，每个设备具备一个缓冲队列，存放到来数据。每个设备对应一个napi_struct结构，该结构代表该设备存放在poll_list中被轮询。而设备还需要提供一个poll函数，在设备被轮询到后，会调用poll函数对数据进行处理。基本逻辑就是这样，下面看下具体流程。

中断上半部：

非NAPI：

非NAPI对应的上半部函数为netif_rx，位于Dev.,c中

int netif_rx(struct sk_buff *skb)
{
    int ret;

    /* if netpoll wants it, pretend we never saw it */
    /*如果是net_poll想要的，则不作处理*/
    if (netpoll_rx(skb))
        return NET_RX_DROP;
    /*检查时间戳*/
    net_timestamp_check(netdev_tstamp_prequeue, skb);

    trace_netif_rx(skb);
#ifdef CONFIG_RPS
    if (static_key_false(&rps_needed)) {
        struct rps_dev_flow voidflow, *rflow = &voidflow;
        int cpu;
        /*禁用抢占*/
        preempt_disable();
        rcu_read_lock();

        cpu = get_rps_cpu(skb->dev, skb, &rflow);
        if (cpu < )
            cpu = smp_processor_id();
        /*把数据入队*/
        ret = enqueue_to_backlog(skb, cpu, &rflow->last_qtail);

        rcu_read_unlock();
        preempt_enable();
    } else
#endif
    {
        unsigned int qtail;
        ret = enqueue_to_backlog(skb, get_cpu(), &qtail);
        put_cpu();
    }
    return ret;
}

中间RPS暂时不关心，这里直接调用enqueue_to_backlog放入CPU的全局队列input_pkt_queue

static int enqueue_to_backlog(struct sk_buff *skb, int cpu,
                  unsigned int *qtail)
{
    struct softnet_data *sd;
    unsigned long flags;
    /*获取cpu相关的softnet_data变量*/
    sd = &per_cpu(softnet_data, cpu);
    /*关中断*/
    local_irq_save(flags);

    rps_lock(sd);
    /*如果input_pkt_queue的长度小于最大限制，则符合条件*/
    if (skb_queue_len(&sd->input_pkt_queue) <= netdev_max_backlog) {
        /*如果input_pkt_queue不为空，说明虚拟设备已经得到调度，此时仅仅把数据加入
            input_pkt_queue队列即可
        */
        if (skb_queue_len(&sd->input_pkt_queue)) {
enqueue:
            __skb_queue_tail(&sd->input_pkt_queue, skb);
            input_queue_tail_incr_save(sd, qtail);
            rps_unlock(sd);
            local_irq_restore(flags);
            return NET_RX_SUCCESS;
        }

        /* Schedule NAPI for backlog device
         * We can use non atomic operation since we own the queue lock
         */
         /*否则需要调度backlog 即虚拟设备，然后再入队。napi_struct结构中的state字段如果标记了NAPI_STATE_SCHED,则表明该设备已经在调度，不需要再次调度*/
        if (!__test_and_set_bit(NAPI_STATE_SCHED, &sd->backlog.state)) {
            if (!rps_ipi_queued(sd))
                ____napi_schedule(sd, &sd->backlog);
        }
        goto enqueue;
    }
    /*到这里缓冲区已经不足了，必须丢弃*/
    sd->dropped++;
    rps_unlock(sd);
    local_irq_restore(flags);
    atomic_long_inc(&skb->dev->rx_dropped);
    kfree_skb(skb);
    return NET_RX_DROP;
}

该函数逻辑也比较简单，主要注意的是设备必须先添加调度然后才能接受数据，添加调度调用了____napi_schedule函数，该函数把设备对应的napi_struct结构插入到softnet_data的poll_list链表尾部，然后唤醒软中断，这样在下次软中断得到处理时，中断下半部就会得到处理。不妨看下源码

static inline void ____napi_schedule(struct softnet_data *sd,
                     struct napi_struct *napi)
{
    list_add_tail(&napi->poll_list, &sd->poll_list);
    __raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);
}

NAPI方式

NAPI的方式相对于非NAPI要简单许多，看下e100网卡的中断处理函数e100_intr，核心部分

if (likely(napi_schedule_prep(&nic->napi))) {
        e100_disable_irq(nic);//屏蔽当前中断
        __napi_schedule(&nic->napi);//把设备加入到轮训队列
    }

if条件检查当前设备是否 可被调度，主要检查两个方面：1、是否已经在调度 2、是否禁止了napi pending.如果符合条件，就关闭当前设备的中断，调用__napi_schedule函数把设备假如到轮训列表，从而开启轮询模式。

分析：结合上面两种方式，还是可以发现两种方式的异同。其中softnet_data作为主导结构，在NAPI的处理方式下，主要维护轮询链表。NAPI设备均对应一个napi_struct结构，添加到链表中；非NAPI没有对应的napi_struct结构，为了使用NAPI的处理流程，使用了softnet_data结构中的back_log作为一个虚拟设备添加到轮询链表。同时由于非NAPI设备没有各自的接收队列，所以利用了softnet_data结构的input_pkt_queue作为全局的接收队列。这样就处理而言，可以和NAPI的设备进行兼容。但是还有一个重要区别，在NAPI的方式下，首次数据包的接收使用中断的方式，而后续的数据包就会使用轮询处理了；而非NAPI每次都是通过中断通知。

下半部：

下半部的处理函数，之前提到，网络数据包的接发对应两个不同的软中断，接收软中断NET_RX_SOFTIRQ的处理函数对应net_rx_action

static void net_rx_action(struct softirq_action *h)
{
    struct softnet_data *sd = &__get_cpu_var(softnet_data);
    unsigned long time_limit = jiffies + ;
    int budget = netdev_budget;
    void *have;

    local_irq_disable();
    /*遍历轮询表*/
    while (!list_empty(&sd->poll_list)) {
        struct napi_struct *n;
        int work, weight;

        /* If softirq window is exhuasted then punt.
         * Allow this to run for 2 jiffies since which will allow
         * an average latency of 1.5/HZ.
         */
         /*如果开支用完了或者时间用完了*/
        if (unlikely(budget <=  || time_after_eq(jiffies, time_limit)))
            goto softnet_break;

        local_irq_enable();

        /* Even though interrupts have been re-enabled, this
         * access is safe because interrupts can only add new
         * entries to the tail of this list, and only ->poll()
         * calls can remove this head entry from the list.
         */
         /*获取链表中首个设备*/
        n = list_first_entry(&sd->poll_list, struct napi_struct, poll_list);

        have = netpoll_poll_lock(n);
        weight = n->weight;
        /* This NAPI_STATE_SCHED test is for avoiding a race
         * with netpoll's poll_napi().  Only the entity which
         * obtains the lock and sees NAPI_STATE_SCHED set will
         * actually make the ->poll() call.  Therefore we avoid
         * accidentally calling ->poll() when NAPI is not scheduled.
         */
        work = ;
        /*如果被设备已经被调度，则调用其处理函数poll函数*/
        if (test_bit(NAPI_STATE_SCHED, &n->state)) {
            work = n->poll(n, weight);//后面weight指定了一个额度
            trace_napi_poll(n);
        }

        WARN_ON_ONCE(work > weight);
        /*总额度递减*/
        budget -= work;

        local_irq_disable();

        /* Drivers must not modify the NAPI state if they
         * consume the entire weight.  In such cases this code
         * still "owns" the NAPI instance and therefore can
         * move the instance around on the list at-will.
         */
         /*如果work=weight的话。任务就完成了，把设备从轮询链表删除*/
        if (unlikely(work == weight)) {
            if (unlikely(napi_disable_pending(n))) {
                local_irq_enable();
                napi_complete(n);
                local_irq_disable();
            } else {
                if (n->gro_list) {
                    /* flush too old packets
                     * If HZ < 1000, flush all packets.
                     */
                    local_irq_enable();
                    napi_gro_flush(n, HZ >= );
                    local_irq_disable();
                }
                /*每次处理完就把设备移动到列表尾部*/
                list_move_tail(&n->poll_list, &sd->poll_list);
            }
        }
        netpoll_poll_unlock(have);
    }
out:
    net_rps_action_and_irq_enable(sd);

#ifdef CONFIG_NET_DMA
    /*
     * There may not be any more sk_buffs coming right now, so push
     * any pending DMA copies to hardware
     */
    dma_issue_pending_all();
#endif

    return;

softnet_break:
    sd->time_squeeze++;
    __raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ);
    goto out;
}

这里有处理方式比较直观，直接遍历poll_list链表，处理之前设置了两个限制：budget和time_limit。前者限制本次处理数据包的总量，后者限制本次处理总时间。只有二者均有剩余的情况下，才会继续处理。处理期间同样是开中断的，每次总是从链表表头取设备进行处理，如果设备被调度，其实就是检查NAPI_STATE_SCHED位，则调用 napi_struct的poll函数，处理结束如果没有处理完，则把设备移动到链表尾部，否则从链表删除。NAPI设备对应的poll函数会同样会调用__netif_receive_skb函数上传协议栈，这里就不做分析了，感兴趣可以参考e100的poll函数e100_poll。

而非NAPI对应poll函数为process_backlog。

static int process_backlog(struct napi_struct *napi, int quota)
{
    int work = ;
    struct softnet_data *sd = container_of(napi, struct softnet_data, backlog);

#ifdef CONFIG_RPS
    /* Check if we have pending ipi, its better to send them now,
     * not waiting net_rx_action() end.
     */
    if (sd->rps_ipi_list) {
        local_irq_disable();
        net_rps_action_and_irq_enable(sd);
    }
#endif
    napi->weight = weight_p;
    local_irq_disable();
    while (work < quota) {
        struct sk_buff *skb;
        unsigned int qlen;
        /*涉及到两个队列process_queue和input_pkt_queue，数据包到来时首先填充input_pkt_queue，
        而在处理时从process_queue中取，根据这个逻辑，首次处理process_queue必定为空，检查input_pkt_queue
        如果input_pkt_queue不为空，则把其中的数据包迁移到process_queue中，然后继续处理，减少锁冲突。
        */
        while ((skb = __skb_dequeue(&sd->process_queue))) {
            local_irq_enable();
            /*进入协议栈*/
            __netif_receive_skb(skb);
            local_irq_disable();
            input_queue_head_incr(sd);
            if (++work >= quota) {
                local_irq_enable();
                return work;
            }
        }

        rps_lock(sd);
        qlen = skb_queue_len(&sd->input_pkt_queue);
        if (qlen)
            skb_queue_splice_tail_init(&sd->input_pkt_queue,
                           &sd->process_queue);

        if (qlen < quota - work) {
            /*
             * Inline a custom version of __napi_complete().
             * only current cpu owns and manipulates this napi,
             * and NAPI_STATE_SCHED is the only possible flag set on backlog.
             * we can use a plain write instead of clear_bit(),
             * and we dont need an smp_mb() memory barrier.
             */
            list_del(&napi->poll_list);
            napi->state = ;

            quota = work + qlen;
        }
        rps_unlock(sd);
    }
    local_irq_enable();

    return work;
}

函数还是比较简单的，需要注意的每次处理都携带一个配额，即本次只能处理quota个数据包，如果超额了，即使没处理完也要返回，这是为了保证处理器的公平使用。处理在一个while循环中完成，循环条件正是work < quota，首先会从process_queue中取出skb,调用__netif_receive_skb上传给协议栈，然后增加work。当work即将大于quota时，即++work >= quota时，就要返回。当work还有剩余额度，但是process_queue中数据处理完了，就需要检查input_pkt_queue，因为在具体处理期间是开中断的，那么期间就有可能有新的数据包到来，如果input_pkt_queue不为空，则调用skb_queue_splice_tail_init函数把数据包迁移到process_queue。如果剩余额度足够处理完这些数据包，那么就把虚拟设备移除轮询队列。这里有些疑惑就是最后为何要增加额度，剩下的额度已经足够处理这些数据了呀？根据此流程不难发现，其实执行的是在两个队列之间移动数据包，然后再做处理。

参考：linux内核源码