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。
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