小知识：从Linux源码看Socket(TCP)的Accept

前言

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。今天笔者就从Linux源码的角度看下Server端的Socket在进行Accept的时候到底做了哪些事情(基于Linux 3.10内核)。

一个最简单的Server端例子

众所周知，一个Server端Socket的建立，需要socket、bind、listen、accept四个步骤。

今天，笔者就聚焦于accept。

代码如下:

void start_server(){      // server fd      int sockfd_server;      // accept fd       int sockfd;      int call_err;      struct sockaddr_in sock_addr;       ……      call_err=bind(sockfd_server,(struct sockaddr*)(&sock_addr),sizeof(sock_addr));        ……      call_err=listen(sockfd_server,MAX_BACK_LOG);       ……      while(1){          struct sockaddr_in* s_addr_client = mem_alloc(sizeof(struct sockaddr_in));                int client_length = sizeof(*s_addr_client);           // 这边就是我们今天的聚焦点accept          sockfd = accept(sockfd_server,(struct sockaddr_ *)(s_addr_client),(socklen_t *)&(client_length));          if(sockfd == -1){              printf(“Accept error!\n”);              continue;          }          process_connection(sockfd,(struct sockaddr_in*)(&s_addr_client));      }  } 

首先我们通过socket系统调用创建了一个Socket，其中指定了SOCK_STREAM,而且最后一个参数为0，也就是建立了一个通常所有的TCP Socket。在这里，我们直接给出TCP Socket所对应的ops也就是操作函数。

accept系统调用

好了，我们直接进入accept系统调用吧。

#include <sys/socket.h>  // 成功，返回代表新连接的描述符，错误返回-1,同时错误码设置在errno  int accept(int sockfd,struct sockaddr* addr,socklen_t *addrlen);  // 注意,实际上Linux还有个accept扩展accept4:  // 额外添加的flags参数可以为新连接描述符设置O_NONBLOCK|O_CLOEXEC(执行exec后关闭)这两个标记  int accept4(int sockfd, struct sockaddr *addr,socklen_t *addrlen, int flags); 

注意，这边的accept调用是被glibc用SYSCALL_CANCEL包了一层，其将返回值修正为只有0和-1这两个选择，同时将错误码的绝对值设置在errno内。由于glibc对于系统调用的封装过于复杂，就不在这里细讲了。如果要寻找具体的逻辑，用

// 注意accept和(之间要有空格，不然搜索不到  accept (int

在整个glibc代码中搜索即可。

理解accept的关键点是，它会创建一个新的Socket,这个新的Socket来与对端运行connect()的对等Socket进行连接，如下图所示:

接下来，我们就进入Linux内核源码栈吧

accept   |->SYSCALL_CANCEL(accept……)     ……      |->SYSCALL_DEFINE3(accept       // 最终调用了sys_accept4       |->sys_accept4            /* 检测监听描述符fd是否存在，不存在，返回-BADF        |->sockfd_lookup_light         |->sock_alloc /*新建Socket*/           |->get_unused_fd_flags /*获取一个未用的fd*/            |->sock->ops->accept(sock…) /*调用核心*/ 

上述流程如下面所示:

由此得知，核心函数在sock->ops->accept上，由于我们关注的是TCP,那么其实现即为

inet_stream_ops->accept也即inet_accept，再次跟踪下调用栈:

sock->ops->accept          |->inet_steam_ops->accept(inet_accept)              /* 由一开始的sock图可知sk_prot=tcp_prot              |->sk1->sk_prot->accept                  |->inet_csk_accept 

好了，穿过了层层包装，终于到具体逻辑部分了。上代码:

struct sock *inet_csk_accept(struct sock *sk, int flags, int *err)  {      struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk);      /* 获取当前监听sock的accept队列*/      struct request_sock_queue *queue = &icsk->icsk_accept_queue;      ……      /* 如果监听Socket状态非TCP_LISEN,返回错误 */      if (sk->sk_state != TCP_LISTEN)          goto out_err      /* 如果当前accept队列为空 */      if (reqsk_queue_empty(queue)) {          long timeo = sock_rcvtimeo(sk, flags & O_NONBLOCK);          /* 如果是非阻塞模式，直接返回-EAGAIN */          error = -EAGAIN;          if (!timeo)              goto out_err;          /* 如果是阻塞模式，切超时时间不为0,则等待新连接进入队列 */          error = inet_csk_wait_for_connect(sk, timeo);          if (error)              goto out_err;      }          /* 到这里accept queue不为空,从queue中获取一个连接 */      req = reqsk_queue_remove(queue);      newsk = req->sk;      /* fastopen 判断逻辑 */      ……      /* 返回新的sock,也就是accept派生出的和client端对等的那个sock */      return newsk  } 

上面流程如下图所示:

我们关注下inet_csk_wait_for_connect,即accept的超时逻辑:

staticint inet_csk_wait_for_connect(struct sock *sk, long timeo)  {      for (;;) {          /* 通过增加EXCLUSIVE标志使得在BIO中调用accept中不会产生惊群效应 */          prepare_to_wait_exclusive(sk_sleep(sk), &wait,                        TASK_INTERRUPTIBLE);          if (reqsk_queue_empty(&icsk->icsk_accept_queue))              timeo = schedule_timeout(timeo);          …….          err = -EAGAIN;          /* 这边accept超时，返回的是-EAGAIN */          if (!timeo)              break;      }      finish_wait(sk_sleep(sk), &wait);      return err;                          } 

通过exclusice标志使得我们在BIO中调用accept(不用epoll/select等)时，不会惊群。

由代码得知在accept超时时候返回(errno)的是EAGAIN而不是ETIMEOUT。

EPOLL(在accept时候)”惊群”

由于在EPOLL LT(水平触发模式下),一次accept事件，可能会唤醒多个等待在此listen fd上的(epoll_wait)线程,而最终可能只有一个能成功的获取到新连接(newfd),其它的都是-EGAIN，也即有一些不必要的线程被唤醒了，做了无用功。关于epoll的原理可以看下笔者之前的博客《从linux源码看epoll》:

https://my.oschina.net/alchemystar/blog/3008840 

在这里描述一下原因,核心就是epoll_wait在水平触发下会在这个fd仍有未处理事件的时候重新塞回ready_list并在此唤醒另一个等待在epoll上的进程!

所以我们看到，虽然epoll_wait的时候给自己加了exclusive不会在有中断事件触发的时候惊群，但是水平触发这个机制确也造成了类似”惊群”的现象!

由上面的讨论看出，fd1仍旧有事件是造成额外唤醒的原因，这个也很好理解，毕竟这个事件是另一个线程处理的，那个线程估摸着还没来得及运行，自然也来不及处理!

我们看下在accept事件中，怎么判定这个fd(listen sock的fd)还有未处理事件的。

// 通过f_op->poll判定  epi->ffd.file->f_op->poll      |->tcp_poll          /* 如果sock是listen状态，则由下面函数负责 */          |->inet_csk_listen_poll  /* 通过accept_queue队列是否为空判断监听sock是否有未处理事件*/  static inline unsigned int inet_csk_listen_poll(const struct sock *sk)  {      return !reqsk_queue_empty(&inet_csk(sk)->icsk_accept_queue) ?              (POLLIN | POLLRDNORM) : 0;  } 

那么我们就可以根据逻辑画出时序图了。

其实不仅仅是accept,要是多线程epoll_wait同一个fd的read/write也是同样的惊群，只不过应该不会有人这么做吧。

正是由于这种”惊群”效应的存在，所以我们经常采用单开一个线程去专门accept的形式，例如reactor模式即是如此。但是，如果一瞬间有大量连接涌进来，单线程处理还是有瓶颈的,无法充分利用多核的优势,在海量短连接场景下就显得稍显无力了。这也是有解决方式的!

采用so_reuseport解决惊群

前面讲过，由于我们是在同一个fd上多线程去运行epoll_wait才会有此问题，那么其实我们多开几个fd就解决了。首先想到的方案是，多开几个端口号，人为分开监听fd，但这个明显带来了额外的复杂性。为了解决这一问题，Linux提供了so_reuseport这个参数，其原理如下图所示:

多个fd监听同一个端口号，在内核中做负载均衡(Sharding),将accept的任务分散到不同的线程的不同Socket上(Sharding)，毫无疑问可以利用多核能力，大幅提升连接成功后的Socket分发能力。那么我们的线程模型也可以改为用多线程accept了，如下图所示:

accept_queue全连接队列

在前面的讨论中,accept_queue是accept系统调用中的核心成员，那么这个accept_queue是怎么被填充(add)的呢?如下图所示:

图中展示了client和server在三次交互中，accept_queue(全连接队列)和syn_table半连接hash表的变迁情况。在accept_queue被填充后，由用户线程通过accept系统调用从队列中获取对应的fd

值得注意的是，当用户线程来不及处理的时候，内核会drop掉三次握手成功的连接，导致一些诡异的现象，具体可以看笔者另一篇博客《解Bug之路-dubbo流量上线时的非平滑问题》:

https://my.oschina.net/alchemystar/blog/3098219 

另外，对于accept_queue具体的填充机制以及源码，可以见笔者另一篇博客的详细分析

《从Linux源码看Socket(TCP)的listen及连接队列》：

https://my.oschina.net/alchemystar/blog/4672630 

总结

Linux内核源码博大精深，每次扎进去探索时候都会废寝忘食，其间可以看到各种优雅的设计，在此分享出来，希望对读者有所帮助。

原文链接：https://mp.weixin.qq.com/s/GeHCfU0bu3v-Gx7SaTwNzw