Linux 3.10内核锁瓶颈描述以及解决-IPv6路由cache的性能缺陷

大量线程争抢锁导致CPU自旋乃至内核hang住的例子层出不穷。

我曾经解过很多关于这方面的内核bug：

nat模块复制tso结构不完全导致SSL握手弹证书慢。
IP路由neighbour系统对pointopoint设备的处理不合理导致争锁。
IPv6路由缓存设计不合理导致争锁。
Overlayfs的mount设计不合理导致争锁。

凌晨将近两点半，本文再解一例。即描述 IPv6路由cache的设计缺陷 问题以及相应的解法。

IPv4的路由cache在3.6内核及以后被彻底干掉了。但是IPv6的路由cache并没有被干掉，相反，IPv6的路由cache存在非常大的性能问题，直到4.2-rc1版本才被解决。

这是一件非常有意思的事情，整个故事听起来非常好玩，非常值得一读。但是由于本文并不是技术文档，所以我不会去介绍什么是IPv6，也不会去分析IPv6路由查找逻辑的代码。显然，这些都是前置知识，这是读懂这个故事的前提。

被广泛部署的CentOS 7.2所使用的3.10内核，IPv6路由表的实现，存在性能缺陷！

我先给出3.10内核的IPv6路由查找逻辑的框图：

看上去超级复杂，看上去很有技术含量的一个逻辑。好吧，说说要点：

3.10内核的IPv6路由Trie树的操作采用读写锁。
3.10内核实现的IPv6路由表项和路由cache，被保存在同一棵Trie树里。
3.10内核针对查找到的结果路由项执行cow生成路由cache项，插回Trie树。

这个结构以及这些操作适合读写锁的场景吗？换句话说，这是读多写少的场景吗？

完全不是！

如果IPv6源地址分布离散 ，按照源/目的地址二元组定义一个路由cache项的方法，意味着每一次读之后都会伴随着一次写：

读：查找路由，企图命中路由cache，读锁。
结果：由于源地址离散，未命中路由cache，而命中了FIB。
写：生成路由cache项，插回Trie，写锁。

这便是soft lockup的根源！

注意，触发缺陷的条件是 源地址分布离散！ 这非常容易满足，因为：

IPv6地址空间巨大。
IPv6原则上不会做NAT。

下面是一个复现脚本：

#!/usr/bin/python
from scapy.all import *
import socketmsg = "hello"while True:s = socket.socket(socket.AF_INET6, socket.SOCK_DGRAM)# 75的意思是IPV6_TRANSPRANT，即可以bind任意源地址！s.setsockopt(socket.IPPROTO_IPV6, 75, 1)# 随机生成IPv6源地址addr = RandIP6("**")try:s.bind((str(addr), 1234))except Exception as e:passaddress = ('2010:222:2002::xxx', 31500)try:# 这里将包发出去后，被压的机器将会目睹超级多的源/目标向其袭来！s.sendto(msg, address)except Exception as e:passs.close()

问题分析清楚了，看看解法吧。下面给出我的解法中的框图：

完美解决问题，解法非常简单：

干掉IPv6的路由cache！

再跑下脚本？

现在故事开始了，我来讲述一下这个性能缺陷的来龙去脉，让我们一同领略David Miller的大师风采吧！

程序员讨厌说历史，但历史地看问题是一种方法论，理清脉络方知问题出在哪儿，如何修正便是信手拈来了。

如果说IPv4是在3.5版本内核之后，3.6版本内核开始废掉了路由cache，那么对于IPv6而言，同样含义的版本号则是4.2-rc1.即，在4.2-rc1版本内核之后，IPv6的路由cache几乎不再起作用了。但是IPv6对路由cache的废弃并没有IPv4做的那样决绝，那般彻底。

让我们先从问题说起。

本文开头，我展示了3.10内核IPv6路由cache机制存在的缺陷，该缺陷会导致系统软锁的问题。在处理完这个问题后，我决定挖一下坟，以便为我的解决问题的patch寻找一些支撑或者说可行性的依据：
这个问题是固有的呢，还是中间被引入的呢？

如果问题是固有的，那么我相当于按照正确的思路完成了一个正确的事情，如果它是被引入的，那么我想看看引入这个问题前，事情是什么样子的。

于是，我review并check了从2.6.18开始的主要kernel changelog以及patchwork上的讨论，最终发现是David Miller在2.6.38-rc3中将这个不算Bug的Bug引入了内核，对，就是他，David S. Miller！一点都不平易近人，远不如Google大神Neal Cardwell那般nice的David Miller。

他的patch如下：
http://git.emacinc.com/Linux-Kernel/linux-emac/commit/d80bc0fd262ef840ed4e82593ad6416fa1ba3fc4
下面的链接展示了一个集合：
https://lwn.net/Articles/425770/

接着看：

来来来，看下究竟是个什么东西：

diff --git a/net/ipv6/route.c b/net/ipv6/route.c
index 373bd0416f69f9ad7e4645eebb574a3ec4eb4127..1534508f6c68a3c4f010657e94051e06a7d727c4 100644
--- a/net/ipv6/route.c
+++ b/net/ipv6/route.c
@@ -72,8 +72,6 @@#define RT6_TRACE(x...) do { ; } while (0)#endif-#define CLONE_OFFLINK_ROUTE 0
-static struct rt6_info * ip6_rt_copy(struct rt6_info *ort);static struct dst_entry *ip6_dst_check(struct dst_entry *dst, u32 cookie);static unsigned int    ip6_default_advmss(const struct dst_entry *dst);
@@ -738,13 +736,8 @@ restart:if (!rt->rt6i_nexthop && !(rt->rt6i_flags & RTF_NONEXTHOP))nrt = rt6_alloc_cow(rt, &fl->fl6_dst, &fl->fl6_src);
-   else {
-#if CLONE_OFFLINK_ROUTE
+  elsenrt = rt6_alloc_clone(rt, &fl->fl6_dst);
-#else
-       goto out2;
-#endif
-   }dst_release(&rt->dst);rt = nrt ? : net->ipv6.ip6_null_entry;

正是这个 rt6_alloc_clone函数 的调用，让事情开始变的悲哀。

2.6.38-rc3以前的内核，如果不编译CLONE_OFFLINK_ROUTE这个宏，路由cache是不会被插入Trie树的，被David Miller这么一改，故事就开场了！这一去就是7年多啊！期间，我们可以Redhat官方网段看到一个相关的Bug报告：
https://access.redhat.com/solutions/1985663

都是无条件调用rt6_alloc_clone惹的祸！

换句话说，把这个patch回退，就是我在前文中所说的解决问题的我的patch，当然我还做了一些额外的其它处理。

现在的问题是，David Miller为什么要引入这么一个patch呢？显然，他肯定不是故意的。是他水平不够吗？显然他是高手。

肯定是发生了什么事情，为了解决某一个问题而引入的这个patch，然而解决一个问题却导致另一个问题的事情却经常发生，日光之下，并无新事！

下面是2.6.38-rc3这个patch的一点线索：
https://groups.google.com/forum/#!searchin/fa.linux.kernel/CLONE_OFFLINK_ROUTE/fa.linux.kernel/EBkPjNM6dp0/pzK57imIFGoJ
http://patchwork.ozlabs.org/patch/80293/

那么顺着这个2.6.38-rc3的线索开始，经由3.10等稳定版内核，这个IPv6路由cache的soft lockup问题一直存在着，虽然Redhat的3.10会回移上游的patch，然而却不包括修复这个问题的patch. 这非常令人遗憾。

好几年的时间，人们屡次碰到这个问题，却一直没有看到有解法…2018年2月份时，有人提出了一个patch：
https://patchwork.ozlabs.org/cover/877605/
这个比较有意思，可以看看。作者提到：

IPv6 uses the same data struct for both control plane (FIB entries) and
data path (dst entries). This struct has elements needed for both paths
adding memory overhead and complexity (taking a dst hold in most places
but an additional reference on rt6i_ref in a few). Furthermore, because
of the dst_alloc tie, all FIB entries are allocated with GFP_ATOMIC.

然而作者却没有说：

IPv6在运行时使用同一棵树保存路由项和路由cache。

此外，下面这个patch也是解决问题的关键：
https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/davem/net-next.git/commit/?id=45e4fd26683c9a5f88600d91b08a484f7f09226a
只要看题目就知道其意义了：

ipv6: Only create RTF_CACHE routes after encountering pmtu exception
This patch creates a RTF_CACHE routes only after encountering a pmtu
exception.

奋六世之余烈之后，在4.2-rc1中，事情突然(注意，这里不是悄悄地起了变化)起了变化，我们review这个版本的ip6_pol_route这个函数，会发现它和之前的实现有大不同，查找到的结果路由项不再往Trie树里插入了。Trie上的每一个路由项节点，都携带一个percpu的rt cache，可以直接按照percpu的方式获取之，附着在skb上，然后直接xmit，这看起来比2.6.38-rc3之前的做法更加高明，当然，也比我的实现更加高明，因为我的思路和2.6.38-rc3之前的处理逻辑几乎是一致的。

不过，我依然觉得这个变化来的太慢了。我始终想不通为什么这么一大群高手这么多年却不能秒解David Miller一行代码引入的如此明显的问题，而同样对待这件事，作为一个不会编程的半吊子内核爱好者的我，却可以定位到读写锁的问题，这有点不符合逻辑。

这个问题很明显，只需要perf top看下热点，然后看一遍代码，问题就能浮出水面，我觉得从2.6.38到4.2，整整24个大版本，没能把问题修复，这有点不可思议。

4.2-rc1的关于ipv6路由cache的更新如下：

https://gitlab.ic.unicamp.br/lkcamp/linux-staging/commit/c1a34035506d3a7ad62403125d59c86b763c477d

注意下面的红色框框里的描述：

当然，在4.2版本内核之后，关于IPv6的路由cache的实现是持续优化的，它再一次发生了变化，这就跟IPv4的处理逻辑非常类似了，不再cache路由结果，而是直接使用，用完后回收到percpu专门的数据结构，而不是释放到slab。

每一个路由项都会关联一个percpu的copy，这意味着路由项和percpu rt cache即实现了天生关联又分了层，这应该就是正确的做法吧。

那么剩下的问题是什么？解决了这个问题之后，还有别的问题吗？

我先重申一下，soft lockup的问题本质不在Trie树，而在锁，而锁的原因则是路由cache的滥用。那么当锁的问题解决了之后，接下来才会正面应对Trie树的查询效率问题。不过我认为，不会有太大问题，Trie已经在IPv4路由上被考验过了，而IPv4的路由表是炸裂式的，乱得很，IPv6在地址规划的时候就自然考虑了聚合，不会像IPv4早年那样乱分一通，所以IPv6的路由表会更加紧凑，这对于组织良好的Trie树结构的非常有帮助的。

所以，我对Trie的性能是满怀信心，我相信它不会轻易畸化，当然了，遇到有备而来的DDoS，另说咯，这就是另一个话题了。

解决了David Miller的问题之后，还有一个问题，那就是peer的问题。

IPv6的事情并没有由于貌似解决了soft lockup问题而结束，相反，一切才刚刚开始！

我们需要对比IPv6和IPv4在同等压力下的性能表现。

那好，我们看看同样脚本同样压力的IPv4路由处理时CPU利用率：IPv4狂暴IPv6的性能

为什么IPv6路由处理性能没有IPv4好？肯定还有哪里是热点！

于是就用perf top来看咯：

inet_getpeer又来捣乱！干掉它就是了！Linux内核代码里很多不合理的东西，干掉保持清洁。

inet peer和路由的关系又是什么呢？它怎么会影响移除rt cache后的处理流程呢？带着这样的问题，我重新check了ip6_pol_route这个查找路由的核心函数。原来，我在第一个版本中虽然干掉了rt cache，但是并没有做干净，事情是这样的。

IPv6为每一个接入的源IP/目标IP都保留了一个二元祖作为rt cache项插入到Trie树中，每一项看上去是下面的样子，用ip -6 r l c 可以得到：

这种项太多了，都会被插入到同一棵树中，这也就是前文提到的soft lockup问题的根源之所在，与此同时，每一个rt cache项还将绑定一个peer结构体，即以目标IP为健值的元素，该peer结构体里面保存一些和该目标IP相关的信息，比如到达它的MTU，到达它的RTT，到达它的CWND等等。

由于peer的很多信息是由端到端的四层协议来使用的，为了解除四层处理和路由处理之间的强耦合，故而peer是单独被管理的，也就是说，内核中除了有一棵IPv6的包含了fib，rt cache等节点的路由树之外，还有一棵peer树，用于管理所有的peer项。

很显然，rt cache和peer在路由处理时，难以避免地要发生关联，让rt cache关联一个peer就再好不过了，这样只需要找到rt cache项，从中取出peer即可，这样就避免了查完rt cache树，再去查peer树。

听起来不错的样子。我自己也设计过一个在nf conntrack项中保存所有需要查找才能得到的信息，比如路由dst entry，socket，arp项等等。

然而，在新项频繁产生的场景下，问题发生了！注意，我们的压测脚本模拟了大量的随机IPv6的客户端瞬间同时接入。我来展示一下发生了什么：

哈哈，dst use这个冰山下原来还有这么大一坨东西，由于急于消除rt cache插入Trie这件事，没有细看代码，导致了spin lock将CPU微微跑高一点点。

和上一篇文章里描述mount对象和mnt_namespace对象的关系一样，杂糅和不合理的耦合是各种问题的温床。

没关系，干掉它就是了。干掉它的依据有吗？当然有！

形而上意义上的缘由
IP协议本来就是一个无连接，无session，尽力而为的协议，你为每一个与之通信的IP保存一个peer，并且还cache到路由项里面，这本身就是污染IP协议的行为！peer在IP层的存在，相当于为IP协议增加了一个session！
实际上的现实缘由
实际上，在3.1内核之前，peer在IPv6路由处理中根本就没有起到过作用。搞笑了。

这上面第二点，里面其实是有一个故事的，先看一个patch再说：
https://git.kernel.org/pub/scm/linux/kernel/git/davem/net-next.git/commit/?id=21efcfa0ff27776902a8a15e810147be4d937d69
有点意思

这是又一起弄巧成拙的事故！

有意思的是，在3.1内核之前，每一个rt cache绑定一个与cache的源地址相应的peer是IPv6路由代码作者的本意，但是代码可能没有写好，正如上面这个patch说的那样，所有的rt cache项将绑定在同一个健值为0的peer项上，啊哈，这是多么大的一个失误啊！

赶紧改呗，就有了上面的patch。在代码意义上，这当然很完美了，一个rt cache绑定一个peer，一个peer中保存有该peer的metrics，TCP的socket上会绑定一个dst entry，然后顺着就能取到metrics，简直Perfect！

但是，代码不是小说用来给人看的，代码是要在CPU上跑的啊！这么一改不要紧，代码是美了，性能却跪了，原因就是上面我那种图里画的，非常明显的一个性能抖降，却没人管。可笑的是，3.1版本之前IPv6路由性能之所以比3.1之后还要好，靠的居然是一个代码上的错误，这太讽刺了！

值得注意的是，这个inet peer自旋锁问题和前文中rt cache读写锁是两个不同的问题：

IPv6 rt cache读写锁问题：2.6.38-rc3引入，David Miller提交
IPv6 peer自旋锁问题：3.1.10引入，David Miller提交

既然3.1.10之前IPv6的peer在路由逻辑中就没有起到过作用，那干掉它有问题吗？显然没有问题！又是一个回退式的修补方案。

其实，在我的移除rt cache的第一个修复版本里，路由Trie树里保存的仅仅是配置的路由，和配置的metrics，即便是某一个关联二元组的dst entry关联了特定的metrics，由于rt cache不再插入树，这个metrics也没有地方放，所以，我的方案就是，peer是peer，dst entry是dst entry，一码归一码，二者在路由层面不再纠缠。

peer在IP层真的没有必要，peer是端到端意义上的，你看它的名字和里面的信息就知道，所以说TCP才需要peer，而不是IP。

如果说TCP层需要peer，那么TCP自己维护peer树就好了嘛。

好了，回而退之，这时跑同样的压测，再看perf：

有点帅，但还不是特别帅，但还是红色，还是两位数，那就继续查！这直接撸代码就好了。原因已经找到：

根据规范，IPID只要保证四层协议维度的唯一性即可，干嘛搞这么复杂，就取一个协议维度递增的ID，竟然getpeer，竟然不成功还要create，而create就要lock！

我们看看4.20是怎么做的：

清爽吧。

好了，改之，为我自己绕开rt cache的路由全部加上NOPEER标志，测之：

这里面的关键在于，注意到3.1版本之前，事实上是不会频繁插入peer项的，因为在查找的时候，尚未初始化目标IP地址，所以永远都能找到那个以0为健的peer项目，但是peer的创建和插入是避免不了的，比如上面的函数，在为IPv6数据报文选取IPID的时候，此时目标地址已经就位，此时就会创建真正的peer项并且插入peer树了，插入就会lock。

加入DST_NOPEER标志之后，便不再执行这个逻辑，再一次解了锁，清爽多了。

锁是令人遗憾的，是锁而不是数据结构的问题限制了Linux内核在多核心系统高效并行，锁对事情严重性的影响远大于数据结构的影响。

数据结构是可以持续优化的，当一个线程在一个非常差劲低效率的数据结构里进行搜索时，CPU可以调度另一个承接关系的线程去干别的，然而对于锁而言，CPU只能stall，却显示很忙，事实上这段时间CPU是在瞎忙！

有没有过面试完了等结果的经历？什么都不想干，什么也干不了，就是忙等，不能安宁。CPU在抢锁时就是这种stall状态！当我们看到CPU利用率很高时，其实这里说的所谓 “利用率” 就有问题了，很多时候，这个高值代表的是 “CPU stall率” ，够讽刺吧！当我们看到有个spin lock在那spin时，显然，我们知道此时CPU高并没有在干正事儿，但是你知道吗，除了显式的spin lock，CPU访问内存也会让CPU短暂stall，积水成渊，CPU的 “利用率” 就高了起来！访存问题导致的CPU stall，需要高效的编程模式，提高cache命中率，但是lock导致的CPU stall，却更加复杂，这需要你对整个逻辑有非常清晰的理解。

举个栗子?，如果你不懂IPv6，但却是个编程狂人，编程神士，你也同样会遭遇路由处理的lock hell，代码写得好，不代表它高效。一般意义上，解锁都要从数据结构开始。

然而，悲哀的是，只要是容器类的数据结构，几乎都无法做到原子插入和删除操作，树这种复杂的数据结构自然不必说，就连最简单的单向链表，一个插入都需要两个步骤才能完成：

修改前序的next
将自己的next指向后继
所以这种操作，锁是必须的。

假设我们已经接受了锁，另一种观点就是锁和数据结构效率之间的此消彼长了。

越简单的数据结构，对于单独的插入操作，指令数越少(比如说单链表，插入只需要两个步骤，也就是两次指针赋值而已)，锁造成的CPU stall时间越短，但是，另一方面，越是简单的数据结构，判断一个元素需不需要插入的时间就越长，比如单链表必须每次遍历，而二叉树却可以二分查，这个方面，锁造成的CPU stall的时间越长，和单独的插入步骤简单数据结构带来的收益相比，人们普遍倾向于以复杂数据结构复杂的单独插入为代价(想象一下插入一个树节点需要的步骤)，换取查找的收益。这无可厚非。

错误在于， 锁的滥用！不顾一切的滥用！ 只要代码美，纠缠无所谓的滥用！不懂业务逻辑只求代码完美导致的锁的滥用！很多人倾向于把什么锁都改成RCU，然而很多人并不真的懂RCU。

在这两起由于不关注流量模式而导致的lock hell事故中，锁的滥用责任不可推卸！

从代码上看，David Miller带来的代码或者其审核通过的代码，绝对是佳作，我们谁不希望用统一的方式处理所有的情况，我们谁不希望可以把所有东西链接在一起，按图索骥获得所需，而不是每次都要查一遍，从代码上看，David Miller带来的东西似乎满足了人们的胃口。

但是，IPv6特殊的流量模式，导致了内核陷入了锁的地狱，IPv6的地址非常多，并且IPv6没有NAT，所以，地址分布会非常广，这足以让数以万计的锁幽灵带着脚镣跳舞了！

说实话，要不是IPv4的NAT为各个服务器汇聚了大量的源地址，这个问题早就在IPv4的场景中显露。

以IPv4和IPv6为维度，对于IPv4，在3.5版本开始了路由处理的净化，而对于IPv6，则在4.2版本开始了同样的过程，晚了一个世代。这其实是和IPv6的部署量以及部署进度紧密相关的。

Linux内核版本升级的过程，其实就是一个解锁的过程。我一般倾向于用自己的方法先搞一遍，然后去核对一下社区的方案，所以说在解了这个peer锁问题并且出了自己的patch之后，我跟踪了一下上游直到4.20版本(如今5.x都已经放出来了)的内核代码，已经超级干净了：

去掉了rt cache(4.2开始就去掉了)，并且为每一条配置的路由加入了percpu的copy
解除了rt 和peer之间的关联(没有跟踪commit)，直接浅引用路由查询结果的metrics

大致嘛，都是这个思路，路子走对了，就不怕fix自己写的bug。

不过对于我这种不会编程的人而言，一切宗旨就是少改代码，能一行搞定的就不两行，不然就是在写bug…

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