从Linux源码看Socket(TCP)的Listen及连接队列
从Linux源码看Socket(TCP)的listen及连接队列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。今天笔者就来从Linux源码的角度看下Server端的Socket在进行listen的时候到底做了哪些事情(基于Linux 3.10内核)，当然由于listen的backlog参数和半连接hash表以及全连接队列都相关，在这一篇博客里也一块讲了。
Server端Socket需要Listen
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Listen这个步骤。
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));
if(call_err == -1){
fprintf(stdout,"bind error!\n");
exit(1);
}
// 这边就是我们今天的聚焦点listen
call_err=listen(sockfd_server,MAX_BACK_LOG);
if(call_err == -1){
fprintf(stdout,"listen error!\n");
exit(1);
}
} 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。
如果你想知道上图中的结构是怎么来的，可以看下笔者以前的博客:
https://my.oschina.net/alchemystar/blog/1791017
Listen系统调用好了，现在我们直接进入Listen系统调用吧。
#include <sys/socket.h> // 成功返回0,错误返回-1,同时错误码设置在errno int listen(int sockfd, int backlog);
注意，这边的listen调用是被glibc的INLINE_SYSCALL装过一层，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。这里面的backlog是个非常重要的参数，如果设置不好，是个很隐蔽的坑。
对于java开发者而言，基本用的现成的框架，而java本身默认的backlog设置大小只有50。这就会引起一些微妙的现象，这个在本文中会进行讲解。
接下来，我们就进入Linux内核源码栈吧
listen |->INLINE_SYSCALL(listen......) |->SYSCALL_DEFINE2(listen, int, fd, int, backlog) /* 检测对应的描述符fd是否存在，不存在，返回-BADF |->sockfd_lookup_light /* 限定传过来的backlog最大值不超出 /proc/sys/net/core/somaxconn |->if ((unsigned int)backlog > somaxconn) backlog = somaxconn |->sock->ops->listen(sock, backlog) <=> inet_listen
值得注意的是，Kernel对于我们传进来的backlog值做了一次调整，让其无法>内核参数设置中的somaxconn。
inet_listen
接下来就是核心调用程序inet_listen了。
int inet_listen(struct socket *sock, int backlog)
{
/* Really, if the socket is already in listen state
* we can only allow the backlog to be adjusted.
*if ((sysctl_tcp_fastopen & TFO_SERVER_ENABLE) != 0 &&
inet_csk(sk)->icsk_accept_queue.fastopenq == NULL) {
// fastopen的逻辑
if ((sysctl_tcp_fastopen & TFO_SERVER_WO_SOCKOPT1) != 0)
err = fastopen_init_queue(sk, backlog);
else if ((sysctl_tcp_fastopen &
TFO_SERVER_WO_SOCKOPT2) != 0)
err = fastopen_init_queue(sk,
((uint)sysctl_tcp_fastopen) >> 16);
else
err = 0;
if (err)
goto out;
}
if(old_state != TCP_LISTEN) {
err = inet_csk_listen_start(sk, backlog);
}
sk->sk_max_ack_backlog =backlog;
......
} 从这段代码中，第一个有意思的地方就是,listen这个系统调用可以重复调用!第二次调用的时候仅仅只能修改其backlog队列长度(虽然感觉没啥必要)。
首先，我们看下除fastopen之外的逻辑(fastopen以后开单章详细讨论)。也就是最后的inet_csk_listen_start调用。
int inet_csk_listen_start(struct sock *sk, const int nr_table_entries)
{
......
// 这里的nr_table_entries即为调整过后的backlog
// 但是在此函数内部会进一步将nr_table_entries = min(backlog,sysctl_max_syn_backlog)这个逻辑
int rc = reqsk_queue_alloc(&icsk->icsk_accept_queue, nr_table_entries);
......
inet_csk_delack_init(sk);
// 设置socket为listen状态
sk->sk_state = TCP_LISTEN;
// 检查端口号
if (!sk->sk_prot->get_port(sk, inet->inet_num)){
// 清除掉dst cache
sk_dst_reset(sk);
// 将当前sock链入listening_hash
// 这样，当SYN到来的时候就能通过__inet_lookup_listen函数找到这个listen中的sock
sk->sk_prot->hash(sk);
}
sk->sk_state = TCP_CLOSE;
__reqsk_queue_destroy(&icsk->icsk_accept_queue);
// 端口已经被占用，返回错误码-EADDRINUSE
return -EADDRINUSE;
} 这里最重要的一个调用sk->sk_prot->hash(sk),也就是inet_hash,其将当前sock链入全局的listen hash表，这样就可以在SYN包到来的时候寻找到对应的listen sock了。如下图所示:
如图中所示，如果开启了SO_REUSEPORT的话，可以让不同的Socket listen(监听)同一个端口，这样就能在内核进行创建连接的负载均衡。在Nginx 1.9.1版本开启了之后，其压测性能达到3倍!
半连接队列hash表和全连接队列
在笔者一开始翻阅的资料里面,都提到。tcp的连接队列有两个，一个是sync_queue,另一个accept_queue。但笔者仔细阅读了一下源码，其实并非如此。事实上，sync_queue其实是个hash表(syn_table)。另一个队列是icsk_accept_queue。
所以在本篇文章里面，将其称为reqsk_queue(request_socket_queue的简称)。在这里，笔者先给出这两个queue在三次握手时候的出现时机。如下图所示:
当然了，除了上面提到的qlen和sk_ack_backlog这两个计数器之外，还有一个qlen_young,其作用如下:
qlen_young: 记录的是刚有SYN到达， 没有被SYN_ACK重传定时器重传过SYN_ACK 同时也没有完成过三次握手的sock数量
如下图所示:
至于SYN_ACK的重传定时器在内核中的代码为下面所示:
static void tcp_synack_timer(struct sock *sk)
{
inet_csk_reqsk_queue_prune(sk, TCP_SYNQ_INTERVAL,
TCP_TIMEOUT_INIT, TCP_RTO_MAX);
} 这个定时器在半连接队列不为空的情况下，以200ms(TCP_SYNQ_INTERVAL)为间隔运行一次。限于篇幅，笔者就在这里不多讨论了。
为什么要存在半连接队列
因为根据TCP协议的特点，会存在半连接这样的网络攻击存在，即不停的发SYN包，而从不回应SYN_ACK。如果发一个SYN包就让Kernel建立一个消耗极大的sock，那么很容易就内存耗尽。所以内核在三次握手成功之前，只分配一个占用内存极小的request_sock，以防止这种攻击的现象，再配合syn_cookie机制，尽量抵御这种半连接攻击的风险。
半连接hash表和全连接队列的限制
由于全连接队列里面保存的是占用内存很大的普通sock，所以Kernel给其加了一个最大长度的限制。这个限制为:
下面三者中的最小值 1.listen系统调用中传进去的backlog 2./proc/sys/inet/ipv4/tcp_max_syn_backlog 3./proc/sys/net/core/somaxconn 即min(backlog,tcp_ma_syn_backlog,somaxcon)
如果超过这个somaxconn会被内核丢弃，如下图所示:
这种情况的连接丢弃会发生比较诡异的现象。在不设置tcp_abort_on_overflow的时候,client端无法感知，就会导致即在第一笔调用的时候才会知道对端连接丢弃了。
那么，怎么让client端在这种情况下感知呢，我们可以设置一下tcp_abort_on_overflow
echo '1' > tcp_abort_on_overflow
设置后，如下图所示:
当然了，最直接的还是调大backlog!
listen(fd,2048) echo '2048' > /proc/sys/inet/ipv4/tcp_max_syn_backlog echo '2048' > /proc/sys/net/core/somaxconn
backlog对半连接队列的影响
这个backlog对半连接队列也有影响，如下代码所示:
/* TW buckets are converted to open requests without
* limitations, they conserve resources and peer is
* evidently real one.
*/
// 在开启SYN cookie的情况下，如果半连接队列长度超过backlog，则发送cookie
// 否则丢弃
if (inet_csk_reqsk_queue_is_full(sk) && !isn) {
want_cookie = tcp_syn_flood_action(sk, skb, "TCP");
if (!want_cookie)
goto drop;
}
/* Accept backlog is full. If we have already queued enough
* of warm entries in syn queue, drop request. It is better than
* clogging syn queue with openreqs with exponentially increasing
* timeout.
*/
// 在全连接队列满的情况下，如果有young_ack，那么直接丢弃
if (sk_acceptq_is_full(sk) && inet_csk_reqsk_queue_young(sk) > 1) {
NET_INC_STATS_BH(sock_net(sk), LINUX_MIB_LISTENOVERFLOWS);
goto drop;
} 我们在dmesg里面经常看到的
Possible SYN flooding on port 8080
就是由于半连接队列满以后，Kernel发送cookie校验而导致。
总结
TCP作为一个古老而又流行的协议，在演化了几十年后，其设计变的相当复杂。从而在出问题的时候变的难于分析，这时候就要reading the fucking source code!而笔者也正是写这篇博客而详细阅读源码的时候偶然间灵光一闪，找到了最近一个诡异问题的根因。这个诡异问题的分析过程将会在近期写出来分享给大家。