Linux網絡子系統的分層

Linux網絡子系統實現需要：

l 支持不同的協議族 ( INET, INET6, UNIX, NETLINK...)

l 支持不同的網絡設備

l 支持統一的BSD socket API

需要屏蔽協議、硬件、平臺(API)的差異，因而采用分層結構：

系統調用提供用戶的應用程序訪問內核的唯一途徑。協議無關接口由socket layer來實現的，其提供一組通用功能，以支持各種不同的協議。網絡協議層為socket層提供具體協議接口——proto{}，實現具體的協議細節。設備無關接口，提供一組通用函數供底層網絡設備驅動程序使用。設備驅動與特定網卡設備相關，定義了具體的協議細節，會分配一個net_device結構，然后用其必需的例程進行初始化。

TCP/IP分層模型

在TCP/IP網絡分層模型里，整個協議棧被分成了物理層、鏈路層、網絡層，傳輸層和應用層。物理層對應的是網卡和網線，應用層對應的是我們常見的Nginx，FTP等等各種應用。Linux實現的是鏈路層、網絡層和傳輸層這三層。

在Linux內核實現中，鏈路層協議靠網卡驅動來實現，內核協議棧來實現網絡層和傳輸層。內核對更上層的應用層提供socket接口來供用戶進程訪問。我們用Linux的視角來看到的TCP/IP網絡分層模型應該是下面這個樣子的。

首先我們梳理一下每層模型的職責：

鏈路層：對0和1進行分組，定義數據幀，確認主機的物理地址，傳輸數據;

網絡層：定義IP地址，確認主機所在的網絡位置，并通過IP進行MAC尋址，對外網數據包進行路由轉發;

傳輸層：定義端口，確認主機上應用程序的身份，并將數據包交給對應的應用程序;

應用層：定義數據格式，并按照對應的格式解讀數據。

然后再把每層模型的職責串聯起來，用一句通俗易懂的話講就是：

當你輸入一個網址并按下回車鍵的時候，首先，應用層協議對該請求包做了格式定義;緊接著傳輸層協議加上了雙方的端口號，確認了雙方通信的應用程序;然后網絡協議加上了雙方的IP地址，確認了雙方的網絡位置;最后鏈路層協議加上了雙方的MAC地址，確認了雙方的物理位置，同時將數據進行分組，形成數據幀，采用廣播方式，通過傳輸介質發送給對方主機。而對于不同網段，該數據包首先會轉發給網關路由器，經過多次轉發后，最終被發送到目標主機。目標機接收到數據包后，采用對應的協議，對幀數據進行組裝，然后再通過一層一層的協議進行解析，最終被應用層的協議解析并交給服務器處理。

Linux 網絡協議棧

基于TCP/IP協議棧的send/recv在應用層，傳輸層，網絡層和鏈路層中具體函數調用過程已經有很多人研究，本文引用一張比較完善的圖如下：

以上說明基本大致說明了TCP/IP中TCP，UDP協議包在網絡子系統中的實現流程。本文主要在鏈路層中，即關于網卡收報觸發中斷到進入網絡層之間的過程探究。

Linux 網卡收包時的中斷處理問題

中斷，一般指硬件中斷，多由系統自身或與之鏈接的外設（如鍵盤、鼠標、網卡等）產生。中斷首先是處理器提供的一種響應外設請求的機制，是處理器硬件支持的特性。一個外設通過產生一種電信號通知中斷控制器，中斷控制器再向處理器發送相應的信號。處理器檢測到了這個信號后就會打斷自己當前正在做的工作，轉而去處理這次中斷（所以才叫中斷）。當然在轉去處理中斷和中斷返回時都有保護現場和返回現場的操作，這里不贅述。

   那軟中斷又是什么呢？我們知道在中斷處理時CPU沒法處理其它事物，對于網卡來說，如果每次網卡收包時中斷的時間都過長，那很可能造成丟包的可能性。當然我們不能完全避免丟包的可能性，以太包的傳輸是沒有100%保證的，所以網絡才有協議棧，通過高層的協議來保證連續數據傳輸的數據完整性（比如在協議發現丟包時要求重傳）。但是即使有協議保證，那我們也不能肆無忌憚的使用中斷，中斷的時間越短越好，盡快放開處理器，讓它可以去響應下次中斷甚至進行調度工作。基于這樣的考慮，我們將中斷分成了上下兩部分，上半部分就是上面說的中斷部分，需要快速及時響應，同時需要越快結束越好。而下半部分就是完成一些可以推后執行的工作。對于網卡收包來說，網卡收到數據包，通知內核數據包到了，中斷處理將數據包存入內存這些都是急切需要完成的工作，放到上半部完成。而解析處理數據包的工作則可以放到下半部去執行。

軟中斷就是下半部使用的一種機制，它通過軟件模仿硬件中斷的處理過程，但是和硬件沒有關系，單純的通過軟件達到一種異步處理的方式。其它下半部的處理機制還包括tasklet，工作隊列等。依據所處理的場合不同，選擇不同的機制，網卡收包一般使用軟中斷。對應NET_RX_SOFTIRQ這個軟中斷，軟中斷的類型如下：

enum
{
        HI_SOFTIRQ=0,
        TIMER_SOFTIRQ,
        NET_TX_SOFTIRQ,
        NET_RX_SOFTIRQ,
        BLOCK_SOFTIRQ,
        IRQ_POLL_SOFTIRQ,
        TASKLET_SOFTIRQ,
        SCHED_SOFTIRQ,
        HRTIMER_SOFTIRQ,
        RCU_SOFTIRQ,    /* Preferable RCU should always be the last softirq */
        NR_SOFTIRQS
};

通過以上可以了解到，Linux中斷注冊顯然應該包括網卡的硬中斷，包處理的軟中斷兩個步驟。

l 注冊網卡中斷

我們以一個具體的網卡驅動為例，比如e1000。其模塊初始化函數就是：

static int __init e1000_init_module(void)
{
int ret;
        pr_info("%s - version %sn", e1000_driver_string, e1000_driver_version);
        pr_info("%sn", e1000_copyright);
        ret = pci_register_driver(&e1000_driver);
...
return ret;

}

其中e1000_driver這個結構體是一個關鍵，這個結構體中很主要的一個方法就是.probe方法，也就是e1000_probe()：

/**                                                  

 * e1000_probe - Device Initialization Routine         
 * @pdev: PCI device information struct                    
 * @ent: entry in e1000_pci_tbl     
 *                                
 * Returns 0 on success, negative on failure                                                                               
 *                                                                                                               
 * e1000_probe initializes an adapter identified by a pci_dev structure.                                                               
 * The OS initialization, configuring of the adapter private structure,                                                                  
 * and a hardware reset occur.                                                      
 **/
static int e1000_probe(struct pci_dev *pdev, const struct pci_device_id *ent)
{
...
...
        netdev- >netdev_ops = &e1000_netdev_ops;
        e1000_set_ethtool_ops(netdev);
...
...
}

這個函數很長，我們不都列出來，這是e1000主要的初始化函數，即使從注釋都能看出來。我們留意其注冊了netdev的netdev_ops，用的是e1000_netdev_ops這個結構體：

static const struct net_device_ops e1000_netdev_ops = {
        .ndo_open               = e1000_open,
        .ndo_stop               = e1000_close,
        .ndo_start_xmit         = e1000_xmit_frame,
        .ndo_set_rx_mode        = e1000_set_rx_mode,
        .ndo_set_mac_address    = e1000_set_mac,
        .ndo_tx_timeout         = e1000_tx_timeout,
...
...
};

這個e1000的方法集里有一個重要的方法，e1000_open，我們要說的中斷的注冊就從這里開始：

/**           
 * e1000_open - Called when a network interface is made active  
 * @netdev: network interface device structure            
 *                                                 
 * Returns 0 on success, negative value on failure     
 *     
 * The open entry point is called when a network interface is made                                                                                                    
 * active by the system (IFF_UP).  At this point all resources needed                                                                            
 * for transmit and receive operations are allocated, the interrupt                                                     
 * handler is registered with the OS, the watchdog task is started,                                                                                                     
 * and the stack is notified that the interface is ready.                                                                                                             
 **/
int e1000_open(struct net_device *netdev)
{
struct e1000_adapter *adapter = netdev_priv(netdev);
struct e1000_hw *hw = &adapter- >hw;
...
...
        err = e1000_request_irq(adapter);
...
}

e1000在這里注冊了中斷：

static int e1000_request_irq(struct e1000_adapter *adapter)
{
struct net_device *netdev = adapter- >netdev;
        irq_handler_t handler = e1000_intr;
int irq_flags = IRQF_SHARED;
int err;
        err = request_irq(adapter- >pdev- >irq, handler, irq_flags, netdev- >name,
...
...
}

如上所示，這個被注冊的中斷處理函數，也就是handler，就是e1000_intr()。我們不展開這個中斷處理函數看了，我們知道中斷處理函數在這里被注冊了，在網絡包來的時候會觸發這個中斷函數。

l 注冊軟中斷

內核初始化期間，softirq_init會注冊TASKLET_SOFTIRQ以及HI_SOFTIRQ相關聯的處理函數。

void __init softirq_init(void)
{
    ......
    open_softirq(TASKLET_SOFTIRQ, tasklet_action);
    open_softirq(HI_SOFTIRQ, tasklet_hi_action);
}

網絡子系統分兩種soft IRQ。NET_TX_SOFTIRQ和NET_RX_SOFTIRQ，分別處理發送數據包和接收數據包。這兩個soft IRQ在net_dev_init函數（net/core/dev.c）中注冊：

open_softirq(NET_TX_SOFTIRQ, net_tx_action);

open_softirq(NET_RX_SOFTIRQ, net_rx_action);

收發數據包的軟中斷處理函數被注冊為net_rx_action和net_tx_action。其中open_softirq實現為：

void open_softirq(int nr, void (*action)(struct softirq_action *))
{
    softirq_vec[nr].action = action;
}

• 從硬中斷到軟中斷

Linux 網絡啟動的準備工作

首先在開始收包之前，Linux要做許多的準備工作：

1. 創建ksoftirqd線程，為它設置好它自己的線程函數，后面就指望著它來處理軟中斷呢。
2. 協議棧注冊，linux要實現許多協議，比如arp，icmp，ip，udp，tcp，每一個協議都會將自己的處理函數注冊一下，方便包來了迅速找到對應的處理函數
3. 網卡驅動初始化，每個驅動都有一個初始化函數，內核會讓驅動也初始化一下。在這個初始化過程中，把自己的DMA準備好，把NAPI的poll函數地址告訴內核
4. 啟動網卡，分配RX，TX隊列，注冊中斷對應的處理函數

l 創建ksoftirqd內核線程

Linux的軟中斷都是在專門的內核線程（ksoftirqd）中進行的，因此我們非常有必要看一下這些進程是怎么初始化的，這樣我們才能在后面更準確地了解收包過程。該進程數量不是1個，而是N個，其中N等于你的機器的核數。

系統初始化的時候在kernel/smpboot.c中調用了smpboot_register_percpu_thread， 該函數進一步會執行到spawn_ksoftirqd（位于kernel/softirq.c）來創建出softirqd進程。

相關代碼如下：

//file: kernel/softirq.c

static struct smp_hotplug_thread softirq_threads = {
    .store          = &ksoftirqd,
    .thread_should_run  = ksoftirqd_should_run,
    .thread_fn      = run_ksoftirqd,
    .thread_comm        = "ksoftirqd/%u",

};

當ksoftirqd被創建出來以后，它就會進入自己的線程循環函數ksoftirqd_should_run和run_ksoftirqd了。不停地判斷有沒有軟中斷需要被處理。這里需要注意的一點是，軟中斷不僅僅只有網絡軟中斷，還有其它類型。

l 創建ksoftirqd內核線程

linux內核通過調用subsys_initcall來初始化各個子系統，在源代碼目錄里你可以grep出許多對這個函數的調用。這里我們要說的是網絡子系統的初始化，會執行到net_dev_init函數。

在這個函數里，會為每個CPU都申請一個softnet_data數據結構，在這個數據結構里的poll_list是等待驅動程序將其poll函數注冊進來，稍后網卡驅動初始化的時候我們可以看到這一過程。

另外open_softirq注冊了每一種軟中斷都注冊一個處理函數。 NET_TX_SOFTIRQ的處理函數為net_tx_action，NET_RX_SOFTIRQ的為net_rx_action。繼續跟蹤open_softirq后發現這個注冊的方式是記錄在softirq_vec變量里的。后面ksoftirqd線程收到軟中斷的時候，也會使用這個變量來找到每一種軟中斷對應的處理函數。

l 協議棧注冊

內核實現了網絡層的ip協議，也實現了傳輸層的tcp協議和udp協議。 這些協議對應的實現函數分別是ip_rcv(),tcp_v4_rcv()和udp_rcv()。和我們平時寫代碼的方式不一樣的是，內核是通過注冊的方式來實現的。 Linux內核中的fs_initcall和subsys_initcall類似，也是初始化模塊的入口。fs_initcall調用inet_init后開始網絡協議棧注冊。 通過inet_init，將這些函數注冊到了inet_protos和ptype_base數據結構中

相關代碼如下

//file: net/ipv4/af_inet.c

static struct packet_type ip_packet_type __read_mostly = {
    .type = cpu_to_be16(ETH_P_IP),
    .func = ip_rcv,
};

static const struct net_protocol udp_protocol = {
    .handler =  udp_rcv,
    .err_handler =  udp_err,
    .no_policy =    1,
    .netns_ok = 1,
};

static const struct net_protocol tcp_protocol = {
    .early_demux    =   tcp_v4_early_demux,
    .handler    =   tcp_v4_rcv,
    .err_handler    =   tcp_v4_err,
    .no_policy  =   1,
    .netns_ok   =   1,
};

擴展一下，如果看一下ip_rcv和udp_rcv等函數的代碼能看到很多協議的處理過程。例如，ip_rcv中會處理netfilter和iptable過濾，如果你有很多或者很復雜的 netfilter 或 iptables 規則，這些規則都是在軟中斷的上下文中執行的，會加大網絡延遲。再例如，udp_rcv中會判斷socket接收隊列是否滿了。對應的相關內核參數是net.core.rmem_max和net.core.rmem_default。如果有興趣，建議大家好好讀一下inet_init這個函數的代碼。

l 網卡驅動初始化

每一個驅動程序（不僅僅只是網卡驅動）會使用 module_init 向內核注冊一個初始化函數，當驅動被加載時，內核會調用這個函數。比如igb網卡驅動的代碼位于drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.c

驅動的pci_register_driver調用完成后，Linux內核就知道了該驅動的相關信息，比如igb網卡驅動的igb_driver_name和igb_probe函數地址等等。當網卡設備被識別以后，內核會調用其驅動的probe方法（igb_driver的probe方法是igb_probe）。驅動probe方法執行的目的就是讓設備ready，對于igb網卡，其igb_probe位于drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.c下。主要執行的操作如下：

第5步中我們看到，網卡驅動實現了ethtool所需要的接口，也在這里注冊完成函數地址的注冊。當 ethtool 發起一個系統調用之后，內核會找到對應操作的回調函數。對于igb網卡來說，其實現函數都在drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_ethtool.c下。 相信你這次能徹底理解ethtool的工作原理了吧？ 這個命令之所以能查看網卡收發包統計、能修改網卡自適應模式、能調整RX 隊列的數量和大小，是因為ethtool命令最終調用到了網卡驅動的相應方法，而不是ethtool本身有這個超能力。

第6步注冊的igb_netdev_ops中包含的是igb_open等函數，該函數在網卡被啟動的時候會被調用。

//file: drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.
......
static const struct net_device_ops igb_netdev_ops = {
  .ndo_open               = igb_open,
  .ndo_stop               = igb_close,
  .ndo_start_xmit         = igb_xmit_frame,
  .ndo_get_stats64        = igb_get_stats64,
  .ndo_set_rx_mode        = igb_set_rx_mode,
  .ndo_set_mac_address    = igb_set_mac,
  .ndo_change_mtu         = igb_change_mtu,
  .ndo_do_ioctl           = igb_ioctl,......
}

第7步中，在igb_probe初始化過程中，還調用到了igb_alloc_q_vector。他注冊了一個NAPI機制所必須的poll函數，對于igb網卡驅動來說，這個函數就是igb_poll,如下代碼所示。

static int igb_alloc_q_vector(struct igb_adapter *adapter,
int v_count, int v_idx,
int txr_count, int txr_idx,
int rxr_count, int rxr_idx)
{
    ......
/* initialize NAPI */
    netif_napi_add(adapter- >netdev, &q_vector- >napi,
               igb_poll, 64);
}

l 啟動網卡

當上面的初始化都完成以后，就可以啟動網卡了?；貞浨懊婢W卡驅動初始化時，我們提到了驅動向內核注冊了 structure net_device_ops 變量，它包含著網卡啟用、發包、設置mac 地址等回調函數（函數指針）。當啟用一個網卡時（例如，通過 ifconfig eth0 up），net_device_ops 中的 igb_open方法會被調用。它通常會做以下事情：

//file: drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.c
static int __igb_open(struct net_device *netdev, bool resuming)
{
/* allocate transmit descriptors */
    err = igb_setup_all_tx_resources(adapter);
/* allocate receive descriptors */
    err = igb_setup_all_rx_resources(adapter);
/* 注冊中斷處理函數 */
    err = igb_request_irq(adapter);
if (err)
goto err_req_irq;
/* 啟用NAPI */
    for (i = 0; i < adapter- >num_q_vectors; i++)
        napi_enable(&(adapter- >q_vector[i]- >napi));
    ......
}

在上面__igb_open函數調用了igb_setup_all_tx_resources,和igb_setup_all_rx_resources。在igb_setup_all_rx_resources這一步操作中，分配了RingBuffer，并建立內存和Rx隊列的映射關系。（Rx Tx 隊列的數量和大小可以通過 ethtool 進行配置）。我們再接著看中斷函數注冊igb_request_irq:

static int igb_request_irq(struct igb_adapter *adapter)
{
if (adapter- >msix_entries) {
        err = igb_request_msix(adapter);
if (!err)
goto request_done;
        ......
    }
}

static int igb_request_msix(struct igb_adapter *adapter)
{
    ......
for (i = 0; i < adapter- >num_q_vectors; i++) {
        ...
        err = request_irq(adapter- >msix_entries[vector].vector,
                  igb_msix_ring, 0, q_vector- >name,
    }

在上面的代碼中跟蹤函數調用， __igb_open => igb_request_irq => igb_request_msix, 在igb_request_msix中我們看到了，對于多隊列的網卡，為每一個隊列都注冊了中斷，其對應的中斷處理函數是igb_msix_ring（該函數也在drivers/net/ethernet/intel/igb/igb_main.c下）。 我們也可以看到，msix方式下，每個 RX 隊列有獨立的MSI-X 中斷，從網卡硬件中斷的層面就可以設置讓收到的包被不同的 CPU處理。（可以通過 irqbalance ，或者修改 /proc/irq/IRQ_NUMBER/smp_affinity能夠修改和CPU的綁定行為）。

到此準備工作完成。

Linux網絡包：中斷到網絡層接收

網卡收包從整體上是網線中的高低電平轉換到網卡FIFO存儲再拷貝到系統主內存（DDR3）的過程，其中涉及到網卡控制器，CPU，DMA，驅動程序，在OSI模型中屬于物理層和鏈路層，如下圖所示。

l 中斷上半文

物理網卡收到數據包的處理流程如上圖左半部分所示，詳細步驟如下：

1. 網卡收到數據包，先將高低電平轉換到網卡fifo存儲，網卡申請ring buffer的描述，根據描述找到具體的物理地址，從fifo隊列物理網卡會使用DMA將數據包寫到了該物理地址,，其實就是skb_buffer中.
2. 這個時候數據包已經被轉移到skb_buffer中，因為是DMA寫入，內核并沒有監控數據包寫入情況，這時候NIC觸發一個硬中斷，每一個硬件中斷會對應一個中斷號，且指定一個vCPU來處理，如上圖vcpu2收到了該硬件中斷.
3. 硬件中斷的中斷處理程序，調用驅動程序完成，a.啟動軟中斷
4. 硬中斷觸發的驅動程序會禁用網卡硬中斷，其實這時候意思是告訴NIC，再來數據不用觸發硬中斷了，把數據DMA拷入系統內存即可
5. 硬中斷觸發的驅動程序會啟動軟中斷，啟用軟中斷目的是將數據包后續處理流程交給軟中斷慢慢處理，這個時候退出硬件中斷了，但是注意和網絡有關的硬中斷，要等到后續開啟硬中斷后，才有機會再次被觸發
6. NAPI觸發軟中斷，觸發napi系統
7. 消耗ringbuffer指向的skb_buffer
8. NAPI循環處理ringbuffer數據，處理完成
9. 啟動網絡硬件中斷，有數據來時候就可以繼續觸發硬件中斷，繼續通知CPU來消耗數據包.

其實上述過程過程簡單描述為：網卡收到數據包，DMA到內核內存，中斷通知內核數據有了，內核按輪次處理消耗數據包，一輪處理完成后，開啟硬中斷。其核心就是網卡和內核其實是生產和消費模型，網卡生產，內核負責消費，生產者需要通知消費者消費；如果生產過快會產生丟包，如果消費過慢也會產生問題。也就說在高流量壓力情況下，只有生產消費優化后，消費能力夠快，此生產消費關系才可以正常維持，所以如果物理接口有丟包計數時候，未必是網卡存在問題，也可能是內核消費的太慢。

關于CPU與ksoftirqd的關系可以描述如下：

l 網卡收到的數據寫入到內核內存

NIC在接收到數據包之后，首先需要將數據同步到內核中，這中間的橋梁是rx ring buffer。它是由NIC和驅動程序共享的一片區域，事實上，rx ring buffer存儲的并不是實際的packet數據，而是一個描述符，這個描述符指向了它真正的存儲地址，具體流程如下：

1. 驅動在內存中分配一片緩沖區用來接收數據包，叫做sk_buffer;
2. 將上述緩沖區的地址和大?。唇邮彰枋龇?，加入到rx ring buffer。描述符中的緩沖區地址是DMA使用的物理地址;
3. 驅動通知網卡有一個新的描述符;
4. 網卡從rx ring buffer中取出描述符，從而獲知緩沖區的地址和大小;
5. 網卡收到新的數據包;
6. 網卡將新數據包通過DMA直接寫到sk_buffer中。

當驅動處理速度跟不上網卡收包速度時，驅動來不及分配緩沖區，NIC接收到的數據包無法及時寫到sk_buffer，就會產生堆積，當NIC內部緩沖區寫滿后，就會丟棄部分數據，引起丟包。這部分丟包為rx_fifo_errors，在 /proc/net/dev中體現為fifo字段增長，在ifconfig中體現為overruns指標增長。

l 中斷下半文

ksoftirqd內核線程處理軟中斷，即中斷下半部分軟中斷處理過程：

1.NAPI（以e1000網卡為例）：net_rx_action() -> e1000_clean() -> e1000_clean_rx_irq() -> e1000_receive_skb() -> netif_receive_skb()

2.非NAPI（以dm9000網卡為例）：net_rx_action() -> process_backlog() -> netif_receive_skb()

最后網卡驅動通過netif_receive_skb()將sk_buff上送協議棧。

內核線程初始化的時候，我們介紹了ksoftirqd中兩個線程函數ksoftirqd_should_run和run_ksoftirqd。其中ksoftirqd_should_run代碼如下：

#define local_softirq_pending() 

__IRQ_STAT(smp_processor_id(), __softirq_pending)

這里看到和硬中斷中調用了同一個函數local_softirq_pending。使用方式不同的是硬中斷位置是為了寫入標記，這里僅僅只是讀取。如果硬中斷中設置了NET_RX_SOFTIRQ,這里自然能讀取的到。接下來會真正進入線程函數中run_ksoftirqd處理：

static void run_ksoftirqd(unsigned int cpu)
{
    local_irq_disable();
if (local_softirq_pending()) {
        __do_softirq();
        rcu_note_context_switch(cpu);
        local_irq_enable();
        cond_resched();
return;
    }
    local_irq_enable();
}

在__do_softirq中，判斷根據當前CPU的軟中斷類型，調用其注冊的action方法。

asmlinkage void __do_softirq(void)

在網絡子系統初始化小節，我們看到我們為NET_RX_SOFTIRQ注冊了處理函數net_rx_action。所以net_rx_action函數就會被執行到了。

這里需要注意一個細節，硬中斷中設置軟中斷標記，和ksoftirq的判斷是否有軟中斷到達，都是基于smp_processor_id()的。這意味著只要硬中斷在哪個CPU上被響應，那么軟中斷也是在這個CPU上處理的。所以說，如果你發現你的Linux軟中斷CPU消耗都集中在一個核上的話，做法是要把調整硬中斷的CPU親和性，來將硬中斷打散到不通的CPU核上去。

我們再來把精力集中到這個核心函數net_rx_action上來。

static void net_rx_action(struct softirq_action *h)
{
struct softnet_data *sd = &__get_cpu_var(softnet_data);
    unsigned long time_limit = jiffies + 2;
int budget = netdev_budget;
void *have;
    local_irq_disable();
while (!list_empty(&sd- >poll_list)) {
        ......
        n = list_first_entry(&sd- >poll_list, struct napi_struct, poll_list);
        work = 0;
if (test_bit(NAPI_STATE_SCHED, &n- >state)) {
            work = n- >poll(n, weight);
            trace_napi_poll(n);
        }
        budget -= work;
    }
}

函數開頭的time_limit和budget是用來控制net_rx_action函數主動退出的，目的是保證網絡包的接收不霸占CPU不放。 等下次網卡再有硬中斷過來的時候再處理剩下的接收數據包。其中budget可以通過內核參數調整。 這個函數中剩下的核心邏輯是獲取到當前CPU變量softnet_data，對其poll_list進行遍歷, 然后執行到網卡驅動注冊到的poll函數。對于igb網卡來說，就是igb驅動力的igb_poll函數了。

/**
 *  igb_poll - NAPI Rx polling callback
 *  @napi: napi polling structure
 *  @budget: count of how many packets we should handle
 **/
static int igb_poll(struct napi_struct *napi, int budget)
{
    ...
if (q_vector- >tx.ring)
        clean_complete = igb_clean_tx_irq(q_vector);
if (q_vector- >rx.ring)
        clean_complete &= igb_clean_rx_irq(q_vector, budget);
    ...
}

在讀取操作中，igb_poll的重點工作是對igb_clean_rx_irq的調用。

static bool igb_clean_rx_irq(struct igb_q_vector *q_vector, const int budget)
{
    ...
do {
/* retrieve a buffer from the ring */
        skb = igb_fetch_rx_buffer(rx_ring, rx_desc, skb);
/* fetch next buffer in frame if non-eop */
        if (igb_is_non_eop(rx_ring, rx_desc))
continue;
        }
/* verify the packet layout is correct */
        if (igb_cleanup_headers(rx_ring, rx_desc, skb)) {
            skb = NULL;
continue;
        }
/* populate checksum, timestamp, VLAN, and protocol */
        igb_process_skb_fields(rx_ring, rx_desc, skb);
        napi_gro_receive(&q_vector- >napi, skb);
}

igb_fetch_rx_buffer和igb_is_non_eop的作用就是把數據幀從RingBuffer上取下來。為什么需要兩個函數呢？因為有可能幀要占多多個RingBuffer，所以是在一個循環中獲取的，直到幀尾部。獲取下來的一個數據幀用一個sk_buff來表示。收取完數據以后，對其進行一些校驗，然后開始設置sbk變量的timestamp, VLAN id, protocol等字段。接下來進入到napi_gro_receive中:

//file: net/core/dev.c
gro_result_t napi_gro_receive(struct napi_struct *napi, struct sk_buff *skb)
{
    skb_gro_reset_offset(skb);
return napi_skb_finish(dev_gro_receive(napi, skb), skb);
}

dev_gro_receive這個函數代表的是網卡GRO特性，可以簡單理解成把相關的小包合并成一個大包就行，目的是減少傳送給網絡棧的包數，這有助于減少 CPU 的使用量。我們暫且忽略，直接看napi_skb_finish, 這個函數主要就是調用了netif_receive_skb。

//file: net/core/dev.c
static gro_result_t napi_skb_finish(gro_result_t ret, struct sk_buff *skb)
{
switch (ret) {
case GRO_NORMAL:
if (netif_receive_skb(skb))
            ret = GRO_DROP;
break;
    ......
}

在netif_receive_skb中，數據包將被送到協議棧中，接下來在網絡層協議層的處理流程便不再贅述。

總結

l send發包過程

1、網卡驅動創建tx descriptor ring（一致性DMA內存），將tx descriptor ring的總線地址寫入網卡寄存器TDBA

2、協議棧通過dev_queue_xmit()將sk_buff下送網卡驅動

3、網卡驅動將sk_buff放入tx descriptor ring，更新TDT

4、DMA感知到TDT的改變后，找到tx descriptor ring中下一個將要使用的descriptor

5、DMA通過PCI總線將descriptor的數據緩存區復制到Tx FIFO

6、復制完后，通過MAC芯片將數據包發送出去

7、發送完后，網卡更新TDH，啟動硬中斷通知CPU釋放數據緩存區中的數據包

l recv收包過程

1、網卡驅動創建rx descriptor ring（一致性DMA內存），將rx descriptor ring的總線地址寫入網卡寄存器RDBA

2、網卡驅動為每個descriptor分配sk_buff和數據緩存區，流式DMA映射數據緩存區，將數據緩存區的總線地址保存到descriptor

3、網卡接收數據包，將數據包寫入Rx FIFO

4、DMA找到rx descriptor ring中下一個將要使用的descriptor

5、整個數據包寫入Rx FIFO后，DMA通過PCI總線將Rx FIFO中的數據包復制到descriptor的數據緩存區

6、復制完后，網卡啟動硬中斷通知CPU數據緩存區中已經有新的數據包了，CPU執行硬中斷函數：

NAPI（以e1000網卡為例）：e1000_intr() -> __napi_schedule() -> __raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ)

非NAPI（以dm9000網卡為例）：dm9000_interrupt() -> dm9000_rx() -> netif_rx() -> napi_schedule() -> __napi_schedule() -> __raise_softirq_irqoff(NET_RX_SOFTIRQ)

7、ksoftirqd執行軟中斷函數net_rx_action()：

NAPI（以e1000網卡為例）：net_rx_action() -> e1000_clean() -> e1000_clean_rx_irq() -> e1000_receive_skb() -> netif_receive_skb()

非NAPI（以dm9000網卡為例）：net_rx_action() -> process_backlog() -> netif_receive_skb()

8、網卡驅動通過netif_receive_skb()將sk_buff上送協議棧

Linux網絡子系統的分層

Linux網絡子系統實現需要：

• 支持不同的協議族 ( INET, INET6, UNIX, NETLINK...)
• 支持不同的網絡設備
• 支持統一的BSD socket API

需要屏蔽協議、硬件、平臺(API)的差異，因而采用分層結構：

系統調用提供用戶的應用程序訪問內核的唯一途徑。協議無關接口由socket layer來實現的，其提供一組通用功能，以支持各種不同的協議。網絡協議層為socket層提供具體協議接口——proto{}，實現具體的協議細節。設備無關接口，提供一組通用函數供底層網絡設備驅動程序使用。設備驅動與特定網卡設備相關，定義了具體的協議細節，會分配一個net_device結構，然后用其必需的例程進行初始化。