一次sendmsg的改造过程
比较蛋疼的一个改造过程，简单记录一下。
场景：用户态使用sendmsg发包，tcp报文，由于内核实现过程中存在一次kernel_read,也就是存在将pagecache中的内容拷贝一次的问题。
为了减少这次拷贝，简单地将这个对pagecache的拷贝过程使用分散聚集io方式来进行map，map的数据来自于pagecahce中的文件。
这样就不存在拷贝了。
看过这部分代码的人肯定觉得既然不想拷贝，为啥不用sendfile来实现，关键是因为需要每个包有部分数据来自于用户态，比如rtp头，rtsp头等。
而媒体数据在内核态组装，如果是udp好办，我们做了一个solaris版本的sendfile，可以带一个用户态数据区过来组装报文，然后直接发送。
但是tcp的话，存在重发控制，简单通过qdisc流控又达不到df值的要求，所以就遗留了这么一个改动。
在改动过程，一开始的方案是参照tcp_sendpage来改造，但由于用户传入的
struct msghdr { void * msg_name; /* Socket name */ int msg_namelen; /* Length of name */ struct iovec * msg_iov; /* Data blocks */ __kernel_size_t msg_iovlen; /* Number of blocks */ void * msg_control; /* Per protocol magic (eg BSD file descriptor passing) */ __kernel_size_t msg_controllen; /* Length of cmsg list */ unsigned msg_flags; };
msg_iov 的个数比较多，也就是msg_iovlen比较多，（这个msg_iov里面不是直接要发送的业务数据，而是针对file的偏移和长度段），这样的话，调用tcp_sendpage就很频繁，
由于3.10版本的内核的tcp_sendpage如下：
int tcp_sendpage(struct sock *sk, struct page *page, int offset, size_t size, int flags) { ssize_t res; if (!(sk->sk_route_caps & NETIF_F_SG) ||//网卡是否支持分散聚集io !(sk->sk_route_caps & NETIF_F_ALL_CSUM))//网卡具备硬件执行校验和的标志 return sock_no_sendpage(sk->sk_socket, page, offset, size, flags); lock_sock(sk); res = do_tcp_sendpages(sk, &page, offset, size, flags); release_sock(sk); return res; }
也就是说，每次操作一个很短的page都是在lock的情况下，这样锁操作多了，也间接影响了收包。
所以进一步参照 do_tcp_sendpages 的实现，自己申请了skb，挂载已经读取的poge段，放在分散聚集io的
数组中，而挂载的过程参照splice的实现。实现了免拷贝，以及减少了锁的申请，所以性能提升了20%左右。
另外一个有趣的发现是，由于接受方的0窗口，导致我们这边服务器发包的时候，没有窗口可以发送，间接影响了我们调用接口的时候的
static inline int sk_stream_memory_free(struct sock *sk) { return sk->sk_wmem_queued < sk->sk_sndbuf; }
出现了一些tryagain。
出现tryagain的时候，我做了一个改动，就是增加sk ->sk_sndbuf的大小，当然这个值是小于系统配置的缓冲区大小，相当于代替用户调用了一次setsockopt，来扩展sendbuf。
另外测试发现，哪怕我sk_sndbuf不动，但是我释放锁再申请锁，都能大概率减少tryagain，一开始猜测认为是因为释放锁导致了我们的数据被ack了，所以我们的sk_wmem_queued减少了,
后来看到我们释放锁里面，其实做了很多工作：
void release_sock(struct sock *sk) { /* * The sk_lock has mutex_unlock() semantics: */ mutex_release(&sk->sk_lock.dep_map, 1, _RET_IP_); spin_lock_bh(&sk->sk_lock.slock); if (sk->sk_backlog.tail) __release_sock(sk);--------------重点看这个 if (proto_has_rhel_ext(sk->sk_prot, RHEL_PROTO_HAS_RELEASE_CB) && sk->sk_prot->release_cb) sk->sk_prot->release_cb(sk); sk->sk_lock.owned = 0; if (waitqueue_active(&sk->sk_lock.wq)) wake_up(&sk->sk_lock.wq); spin_unlock_bh(&sk->sk_lock.slock); }
可以看到，释放锁的时候，如果我们的sk_backlog中有报文的话，会调用__release_sock:
static void __release_sock(struct sock *sk) { struct sk_buff *skb = sk->sk_backlog.head; do { sk->sk_backlog.head = sk->sk_backlog.tail = NULL; bh_unlock_sock(sk); do { struct sk_buff *next = skb->next; skb->next = NULL; sk_backlog_rcv(sk, skb);-----------处理skb，针对tcp就是 tcp_v4_do_rcv /* * We are in process context here with softirqs * disabled, use cond_resched_softirq() to preempt. * This is safe to do because we've taken the backlog * queue private: */ cond_resched_softirq(); skb = next; } while (skb != NULL); bh_lock_sock(sk); } while ((skb = sk->sk_backlog.head) != NULL); /* * Doing the zeroing here guarantee we can not loop forever * while a wild producer attempts to flood us. */ sk_extended(sk)->sk_backlog.len = 0; }
可以看到，会有一个处理skb报文的过程，而这个过程，针对tcp来说，如下调用链：
在tcp_ack中，一般做三件事：更新重传队列，更新发送窗口，从sack的信息或者重复ack来决定是否进入拥塞模式。
tcp_clean_rtx_queue中将会调用 sk_wmem_free_skb ，一般能将一些待确认的skb给释放掉，这样我们前面的对 sk_wmem_queued 和 sk->sk_sndbuf 的比较就可能为真，而不需要重试了。
ps：release_sock这个函数曾经还引起了一个比较有意思的讨论：
http://bbs.chinaunix.net/thread-4114007-1-6.html
static int tcp_clean_rtx_queue(struct sock *sk, int prior_fackets, u32 prior_snd_una, long sack_rtt_us) { 。。。。。 while ((skb = tcp_write_queue_head(sk)) && skb != tcp_send_head(sk)) { struct tcp_skb_cb *scb = TCP_SKB_CB(skb); u8 sacked = scb->sacked; u32 acked_pcount; /* Determine how many packets and what bytes were acked, tso and else */ if (after(scb->end_seq, tp->snd_una)) { if (tcp_skb_pcount(skb) == 1 || !after(tp->snd_una, scb->seq)) break; acked_pcount = tcp_tso_acked(sk, skb);--------------部分数据被ack，会进入这个流程 if (!acked_pcount) break; fully_acked = false;
我们来看ack的处理，首先，如果skb是当前的待发送的skb，则直接跳过，因为我既然这个skb没有发送，则不应该收到我这个skb对应的seq范围之内的任何ack，所以可以直接跳过。
其次，当前待发送的skb之前的skb的部分数据被ack的时候，假设这个ack跨越了两个skb，那么之前那个skb肯定要释放，对于剩余的ack数据，则会对该skb进行trim操作：
/* If we get here, the whole TSO packet has not been acked. */ static u32 tcp_tso_acked(struct sock *sk, struct sk_buff *skb) { struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk); u32 packets_acked; BUG_ON(!after(TCP_SKB_CB(skb)->end_seq, tp->snd_una)); packets_acked = tcp_skb_pcount(skb); if (tcp_trim_head(sk, skb, tp->snd_una - TCP_SKB_CB(skb)->seq)) return 0; packets_acked -= tcp_skb_pcount(skb); if (packets_acked) { BUG_ON(tcp_skb_pcount(skb) == 0); BUG_ON(!before(TCP_SKB_CB(skb)->seq, TCP_SKB_CB(skb)->end_seq)); } return packets_acked; }
而tcp_trim_head其实是蛮重的，大家想想，当skb只有线性区的时候，很容易就将data指针移位，但是当我使用分散聚集io的时候，则需要根据ack值去找到在 shinfo->frags 的偏移，
然后将ack之前的数据给释放掉：
static void __pskb_trim_head(struct sk_buff *skb, int len) { struct skb_shared_info *shinfo; int i, k, eat; eat = min_t(int, len, skb_headlen(skb)); if (eat) { __skb_pull(skb, eat); len -= eat; if (!len) return; } eat = len; k = 0; shinfo = skb_shinfo(skb); for (i = 0; i < shinfo->nr_frags; i++) { int size = skb_frag_size(&shinfo->frags[i]); if (size <= eat) { skb_frag_unref(skb, i); eat -= size; } else { shinfo->frags[k] = shinfo->frags[i]; if (eat) { shinfo->frags[k].page_offset += eat; skb_frag_size_sub(&shinfo->frags[k], eat); eat = 0; } k++; } } shinfo->nr_frags = k; skb_reset_tail_pointer(skb); skb->data_len -= len; skb->len = skb->data_len; }
