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零拷贝 – 用户态分析

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零拷贝 – 用户态分析

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现在几乎所有人都听过 Linux 下的零拷贝技术,但我经常遇到对这个问题不能深入理解的人。所以我写了这篇文章,来深入研究这些问题。本文通过用户态程序的角度来看零拷贝,因此我有意忽略了内核级别的实现。

什么是 “零拷贝” ?

为了更好的理解这个问题,我们首先需要了解问题本身。来看一个网络服务的简单运行过程,在这个过程中将磁盘的文件读取到缓冲区,然后通过网络发送给客户端。下面是示例代码:

read(file, tmp_buf, len);  write(socket, tmp_buf, len); 

这个例子看起来非常简单,你可能会认为只有两次系统调用不会产生太多的系统开销。实际上并非如此,在这两次调用之后,数据至少被拷贝了 4 次,同时还执行了很多次 用户态/内核态 的上下文切换。(实际上这个过程是非常复杂的,为了解释我尽可能保持简单)为了更好的理解这个过程,请查看下图中的上下文切换,图片上部分展示上下文切换过程,下部分展示拷贝操作。

零拷贝 - 用户态分析

  1. 程序调用 read 产生一次用户态到内核态的上下文切换。DMA 模块从磁盘读取文件内容,将其拷贝到内核空间的缓冲区,完成第 1 次拷贝。
  2. 数据从内核缓冲区拷贝到用户空间缓冲区,之后系统调用 read 返回,这回导致从内核空间到用户空间的上下文切换。这个时候数据存储在用户空间的 tmp_buf 缓冲区内,可以后续的操作了。
  3. 程序调用 write 产生一次用户态到内核态的上下文切换。数据从用户空间缓冲区被拷贝到内核空间缓冲区,完成第 3 次拷贝。但是这次数据存储在一个和 socket 相关的缓冲区中,而不是第一步的缓冲区。
  4. write 调用返回,产生第 4 个上下文切换。第 4 次拷贝在 DMA 模块将数据从内核空间缓冲区传递至协议引擎的时候发生,这与我们的代码的执行是独立且异步发生的。你可能会疑惑:“为何要说是独立、异步?难道不是在 write 系统调用返回前数据已经被传送了?write 系统调用的返回,并不意味着传输成功——它甚至无法保证传输的开始。调用的返回,只是表明以太网驱动程序在其传输队列中有空位,并已经接受我们的数据用于传输。可能有众多的数据排在我们的数据之前。除非驱动程序或硬件采用优先级队列的方法,各组数据是依照FIFO的次序被传输的(上图中叉状的 DMA copy 表明这最后一次拷贝可以被延后)。

mmap

如你所见,上面的数据拷贝非常多,我们可以减少一些重复拷贝来减少开销,提升性能。作为一名驱动程序开发人员,我的工作围绕着拥有先进特性的硬件展开。某些硬件支持完全绕开内存,将数据直接传送给其他设备。这个特性消除了系统内存中的数据副本,因此是一种很好的选择,但并不是所有的硬件都支持。此外,来自于硬盘的数据必须重新打包(地址连续)才能用于网络传输,这也引入了某些复杂性。为了减少开销,我们可以从消除内核缓冲区与用户缓冲区之间的拷贝开始。

减少数据拷贝的一种方法是将 read 调用改为 mmap。例如:

tmp_buf = mmap(file, len);  write(socket, tmp_buf, len); 

为了方便你理解,请参考下图的过程。

零拷贝 - 用户态分析

  1. mmap 调用导致文件内容通过 DMA 模块拷贝到内核缓冲区。然后与用户进程共享缓冲区,这样不会在内核缓冲区和用户空间之间产生任何拷贝。
  2. write 调用导致内核将数据从原始内核缓冲区拷贝到与 socket 关联的内核缓冲区中。
  3. 第 3 次数据拷贝发生在 DMA 模块将数据从 socket 缓冲区传递给协议引擎时。

通过调用 mmap 而不是 read,我们已经将内核拷贝数据操作减半。当传输大量数据时,效果会非常好。然而,这种改进并非没有代价;使用 mmap + write 方式存在一些隐藏的陷阱。当内存中做文件映射后调用 write,与此同时另一个进程截断这个文件时。此时 write 调用的进程会收到一个 SIGBUS 中断信号,因为当前进程访问了非法内存地址。这个信号默认情况下会杀死当前进程并生成 dump 文件——而这对于网络服务器程序而言不是最期望的操作。有两种方式可用于解决该问题:

第一种方法是处理收到的 SIGBUS 信号,然后在处理程序中简单地调用 return。通过这样做,write 调用会返回它在被中断之前写入的字节数,并且将全局变量 errno 设置为成功。我认为这是一个治标不治本的解决方案。因为收到 SIGBUS 信号表示程序发生了严重的错误,我不推荐使用它作为解决方案。

第二种方式应用了文件租借(在Microsoft Windows系统中被称为“机会锁”)。这才是解劝前面问题的正确方式。通过对文件描述符执行租借,可以同内核就某个特定文件达成租约。从内核可以获得读/写租约。当另外一个进程试图将你正在传输的文件截断时,内核会向你的进程发送实时信号——RT_SIGNAL_LEASE。该信号通知你的进程,内核即将终止在该文件上你曾获得的租约。这样,在write调用访问非法内存地址、并被随后接收到的SIGBUS信号杀死之前,write系统调用就被RT_SIGNAL_LEASE信号中断了。write的返回值是在被中断前已写的字节数,全局变量errno设置为成功。下面是一段展示如何从内核获得租约的示例代码。

if (fcntl(fd, F_SETSIG, RT_SIGNAL_LEASE) == -1) {     perror("kernel lease set signal");     return -1; } /* l_type can be F_RDLCK F_WRLCK */ if (fcntl(fd, F_SETLEASE, l_type)) {     perror("kernel lease set type");     return -1; } 

在对文件进行映射前,应该先获得租约,并在结束 write 操作后结束租约。这是通过在 fcntl 调用中指定租约类型为 F_UNLCK 来实现的。

Sendfile

在内核的 2.1 版本中,引入了 sendfile 系统调用,目的是简化通过网络和两个本地文件之间的数据传输。sendfile 的引入不仅减少了数据拷贝,还减少了上下文切换。可以这样使用它:

sendfile(socket, file, len); 

同样的,为了理解起来方便,可以看下图的调用过程。

零拷贝 - 用户态分析

  1. sendfile 调用会使得文件内容通过 DMA 模块拷贝到内核缓冲区。然后,内核将数据拷贝到与 socket 关联的内核缓冲区中。
  2. 第 3 次拷贝发生在 DMA 模块将数据从内核 socket 缓冲区传递到协议引擎时。

你可能想问当我们使用 sendfile 调用传输文件时有另一个进程截断会发生什么?如果我们没有注册任何信号处理程序,sendfile 调用只会返回它在被中断之前传输的字节数,并且全局变量 errno 被设置为成功。

但是,如果我们在调用 sendfile 之前从内核获得了文件租约,那么行为和返回状态完全相同。我们会在sendfile 调用返回之前收到一个 RT_SIGNAL_LEASE 信号。

到目前为止,我们已经能够避免让内核产生多次拷贝,但我们还有一次拷贝。这可以避免吗?当然,在硬件的帮助下。为了避免内核完成的所有数据拷贝,我们需要一个支持收集操作的网络接口。这仅仅意味着等待传输的数据不需要在内存中;它可以分散在各种存储位置。在内核 2.4 版本中,修改了 socket 缓冲区描述符以适应这些要求 – 在 Linux 下称为零拷贝。这种方法不仅减少了多个上下文切换,还避免了处理器完成的数据拷贝。对于用户的程序不用做什么修改,所以代码仍然如下所示:

sendfile(socket, file, len); 

为了更好地了解所涉及的过程,请查看下图

零拷贝 - 用户态分析

  1. sendfile 调用会导致文件内容通过 DMA 模块拷贝到内核缓冲区。
  2. 没有数据被复制到 socket 缓冲区。相反,只有关于数据的位置和长度信息的描述符被附加到 socket 缓冲区。DMA 模块将数据直接从内核缓冲区传递到协议引擎,从而避免了剩余的最终拷贝。

因为数据实际上仍然是从磁盘复制到内存,从内存复制到总线,所以有人可能会认为这不是真正的零拷贝。但从操作系统的角度来看,这是零拷贝,因为内核缓冲区之间的数据不会产生多余的拷贝。使用零拷贝时,除了避免拷贝外,还可以获得其他性能优势,比如更少的上下文切换,更少的 CPU 高速缓存污染以及不会产生 CPU 校验和计算。

现在我们知道了什么是零拷贝,把前面的理论通过编码来实践。你可以从 http://www.xalien.org/articles/source/sfl-src.tgz 下载源码。解压源码需要执行 tar -zxvf sfl-src.tgz,然后编译代码并创建一个随机数据文件 data.bin,接下来使用 make 运行。

查看头文件:

/* sfl.c sendfile example program Dragan Stancevic < header name                 function / variable -------------------------------------------------*/ #include <stdio.h>          /* printf, perror */ #include <fcntl.h>          /* open */ #include <unistd.h>         /* close */ #include <errno.h>          /* errno */ #include <string.h>         /* memset */ #include <sys/socket.h>     /* socket */ #include <netinet/in.h>     /* sockaddr_in */ #include <sys/sendfile.h>   /* sendfile */ #include <arpa/inet.h>      /* inet_addr */ #define BUFF_SIZE (10*1024) /* size of the tmp buffer */ 

除了 socket 操作需要的头文件 <sys/socket.h><netinet/in.h> 之外,我们还需要 sendfile 调用的头文件 – <sys/sendfile.h>

/* are we sending or receiving */ if(argv[1][0] == 's') is_server++; /* open descriptors */ sd = socket(PF_INET, SOCK_STREAM, 0); if(is_server) fd = open("data.bin", O_RDONLY); 

同样的程序既可以充当 服务端/发送者,也可以充当 客户端/接受者。这里我们接收一个命令提示符参数,通过该参数将标志 is_server 设置为以 发送方模式 运行。我们还打开了 INET 协议族的流套接字。作为在服务端运行的一部分,我们需要某种类型的数据传输到客户端,所以打开我们的数据文件(data.bin)。由于我们使用 sendfile 来传输数据,所以不用读取文件的实际内容将其存储在程序的缓冲区中。这是服务端地址:

/* clear the memory */ memset(&sa, 0, sizeof(struct sockaddr_in)); /* initialize structure */ sa.sin_family = PF_INET; sa.sin_port = htons(1033); sa.sin_addr.s_addr = inet_addr(argv[2]); 

我们重置了服务端地址结构并分配了端口和 IP 地址。服务端的地址作为命令行参数传递,端口号写死为 1033,选择这个端口号是因为它是一个允许访问的端口范围。

下面是服务端执行的代码分支:

if(is_server){     int client; /* new client socket */     printf("Server binding to [%s]/n", argv[2]);     if(bind(sd, (struct sockaddr *)&sa,                       sizeof(sa)) < 0){         perror("bind");         exit(errno);     } } 

作为服务端,我们需要为 socket 描述符分配一个地址。这是通过系统调用 bind 实现的,它为 socket 描述符(sd)分配一个服务器地址(sa):

if(listen(sd,1) < 0){     perror("listen");     exit(errno); } 

因为我们正在使用流套接字,所以我们必须接受传入连接并设置连接队列大小。我将缓冲压队列设置为 1,但对于等待接受的已建立连接,一般会将缓冲值要设置的更高一些。在旧版本的内核中,缓冲队列用于防止 syn flood 攻击。由于系统调用 listen 已经修改为 仅为已建立的连接设置参数,所以不使用这个调用的缓冲队列功能。内核参数 tcp_max_syn_backlog 代替了保护系统免受 syn flood 攻击的角色:

if((client = accept(sd, NULL, NULL)) < 0){     perror("accept");     exit(errno); } 

accept 调用从挂起连接队列上的第一个连接请求创建一个新的 socket 连接。调用的返回值是新创建的连接的描述符; socket 现在可以进行读、写或轮询/select 了:

if((cnt = sendfile(client,fd,&off,                           BUFF_SIZE)) < 0){     perror("sendfile");     exit(errno); } printf("Server sent %d bytes./n", cnt); close(client); 

在客户端 socket 描述符上建立连接,我们可以开始将数据传输到远端。通过 sendfile 调用来实现,该调用是在 Linux 下通过以下方式原型化的:

extern ssize_t sendfile (int __out_fd, int __in_fd, off_t *offset,           size_t __count) __THROW; 
  • 前两个参数是文件描述符。
  • 第 3 个参数指向 sendfile 开始发送数据的偏移量。
  • 第四个参数是我们要传输的字节数。

为了使 sendfile 传输使用零拷贝功能,你需要从网卡获得内存收集操作支持。还需要实现校验和的协议的校验和功能,通过 TCP 或 UDP。如果你的 NIC 已过时不支持这些功能,你也可以使用 sendfile 来传输文件,不同之处在于内核会在传输之前合并缓冲区。

移植性问题

通常,sendfile 系统调用的一个问题是缺少标准实现,就像开放系统调用一样。Linux、Solaris 或 HP-UX 中 的 Sendfile 实现完全不同。这对于想通过代码实现零拷贝的开发人员而言是个问题。

其中一个实现差异是 Linux 提供了一个 sendfile 接口,用于在两个文件描述符(文件到文件)和(文件到socket)之间传输数据。另一方面,HP-UX 和 Solaris 只能用于文件到 socket 的提交。

第二个区别是 Linux 没有实现向量传输。Solaris sendfile 和 HP-UX sendfile 有一些扩展参数,可以避免与正在传输的数据添加头部的开销。

展望

Linux 下的零拷贝实现离最终实现还有点距离,并且很可能在不久的将来发生变化。要添加更多功能,例如,sendfile 调用不支持向量传输,而 Samba 和 Apache 等服务器必须使用设置了 TCP_CORK 标志的多个sendfile 调用。这个标志告诉系统在下一个 sendfile 调用中会有更多数据通过。TCP_CORKTCP_NODELAY 不兼容,并且在我们想要在数据前添加或附加标头时使用。这是一个完美的例子,其中向量调用将消除对当前实现所强制的多个 sendfile 调用和延迟的需要。

当前 sendfile 中一个相当令人不快的限制是它在传输大于2GB的文件时无法使用。如此大小的文件在今天并不罕见,并且在出路时复制所有数据相当令人失望。因为在这种情况下sendfile和mmap方法都不可用,所以sendfile64在未来的内核版本中会非常方便。

总结

尽管有一些缺点,不过通过 sendfile 来实现零拷贝也很有用,我希望你在阅读本文后可以开始在你的程序中使用它。如果想对这个主题有更深入的兴趣,请留意我的第二篇文章,标题为 “零拷贝 – 内核态分析”,我将在零拷贝的内核内部挖掘更多内容。

英文原文:http://www.linuxjournal.com/article/6345

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