linux之网络子系统- TCP连接的开销，主要是内存的开销

一、相关实际问题

内核是如何管理内存的
如何查看内核使用的内存信息
服务器上一条ESTABLISH状态的空连接需要消耗多少内存
机器上出现了3万多个TIME_WAIT，内存开销会不会很大

二、Linux内核如何管理内存

内核针对自己的应用场景，使用了一种叫做SLAB/SLUB的内存管理机制。这种管理机制通过四个步骤把物理内存条管理起来，供内核申请和分配内核对象。

1）node划分

早期的计算机中，内存控制器还没有整合到CPU，所有的内存访问都需要经过北桥芯片组来完成，即内存控制器集成在北桥中。CPU访存需要通过前端总线连接到北桥芯片，然后北桥芯片连接到内存，这样的架构被称为UMA（一致性内存访问）。总线模型保证了所有的内存访问都是一致的（即每个处理器共享相同的内存地址空间）。在UMA架构下，CPU和内存之间的通信全部都要通过前端总线，而提高性能的方式就是不断提高CPU、前端总线和内存的工作频率。当前架构的变化，已经不用南北桥的架构了。现代架构使用高速总线（如PCI Express）和互连技术（如Intel的QuickPath Interconnect或AMD的Infinity Fabric）来替代南北桥的功能，提高数据传输效率。

而随着物理条件的限制，CPU朝着高频率的方向发展遇到了天花板，性能的提升开始供提高主频转向增加CPU数量（多核、多CPU）。**而越来越多的 CPU 对前端总线的争用，使前端总线成为了瓶颈。为了消除 UMA 架构的瓶颈，NUMA（非一致性内存访问）架构诞生了。**在NUMA架构下，**每个CPU会有自己的独立的内存控制器，并且独立连接到一部分内存（直连的这部分内存称为本地内存），组成一个node，不同node之间通过QPI（Quick Path Interconnect）进行通信访问远程内存。**如下图所示：

在 NUMA 架构下，内存的访问出现了本地和远程的区别：访问远程内存的延时会明显高于访问本地内存。

系统 boot 的时候，硬件会把 NUMA 信息发送给 os，如果系统支持 NUMA ，会发生以下几件事：

获取 NUMA 配置信息

将 processors（不是 cores）分成很多 nodes，一般是一个 processor 一个 node。

将 processor 附近的 memory 分配给它。

计算node 间通信的cost（距离）。

Linux 识别到 NUMA 架构后，每个进程、线程都会继承一个 numa policy ，定义了可以使用那些CPU（甚至是那些 core），哪些内存可以使用，以及 policy 的强制程度，即是优先还是强制性只允许。每个 thread 被分配到了一个"优先" 的 node 上面运行，thread 可以在其他地方运行（如果 policy 允许的话），但是 os 会尝试让他在优先地 node 上面去运行。默认的内存分配方案是：优先从本地分配内存。如果本地内存不足，优先淘汰本地内存中无用的内存。使内存页尽可能地和调用线程处在同一个 node。

只是优先从本地分配内存，进程同样可以访问到其他内存条。因为在计算机系统中，物理内存地址是由内存管理单元（Memory Management Unit，MMU）管理的，它会把CPU发出的地址请求转换为实际的物理内存地址。即使系统中有多个内存条（也就是说，有多个物理内存块），MMU也会把它们看作是一个连续的地址空间进行管理。

当系统启动时，BIOS或者UEFI会检测所有的硬件设备，包括内存条。每个内存条的大小和位置信息会被记录在一个叫做内存映射（Memory Map）的数据结构中。这个内存映射会被传递给操作系统。

在操作系统启动时，它会读取这个内存映射，然后建立起自己的物理内存管理数据结构，如页帧数组。操作系统会把每个物理内存页的地址和状态（比如是否被使用，被哪个进程使用）记录在struct page的一个实例中。页帧数组中的每个元素对应物理内存中的一个页，页帧数组的索引直接映射到物理内存地址。

在多个内存条的情况下，页帧数组会涵盖所有的内存条。即使内存条在物理上是分离的，但在页帧数组中它们看起来是连续的。当一个物理页面被分配给一个进程时，操作系统会在页表中创建一个页表项，将虚拟地址映射到这个物理页面的地址。
以上是硬件层面上的NUMA（hardware view），而作为软件层面的Linux，则对NUMA的概念进行了抽象。即便硬件上是一整块连续内存的UMA，Linux也可将其划分为若干的node（所有node其实是个软件上的概念）。同样，即便硬件上是物理内存不连续的NUMA，Linux也可将其视作UMA（software view）。

所以，在Linux系统中，你可以基于一个UMA的平台测试NUMA上的应用特性。从另一个角度，UMA就是只有一个node的特殊NUMA，所以两者可以统一用NUMA模型表示。

2）zone划分

NUMA模型中，物理内存被划分为几个节点（node），一个node对应一个内存簇bank，即每个内存簇认为是一个节点。

首先，内存被划分为结点，每个节点关联到系统中的一个处理器。接着各个节点又被划分为内存管理区域，一个管理区域通过struct zone_struct描述，其被定义为zone_t，用以表示内存的某个范围。主要分为以下几种类型的内存管理区域：

ZONE_DMA：地址段最低的一块内存区域（物理内存起始的16M），供IO设备DMA访问。
1. 一些使用 DMA 的外设并没有像 CPU 那样的 32 位地址总线，比如只有 16 位总线，就只能访问 64 KB 的空间，24 位总线就只能访问 16 MB 的空间，如果给 DMA 分配的内存地址超出了这个范围，设备就没法（寻址）访问了。也应该成为ZONE_DMA24
ZONE_DMA32：到了 64 位系统，外设的寻址能力增强，因此又加入了一个 ZONE_DMA32，空间大小为 16MB 到 4GB
ZONE_NORMAL：可直接映射到内核的普通内存域（16M-896M），在X86-64架构下，DMA和DMA32之外的内存全部在NORMAL的zone里管理
ZONE_HIGHMEM：高端内存，内核不能直接使用（896M-4G），动态映射到内核空间3G+896M-4G的位置。即要访问的物理地址空间大于虚拟地址空间，不能直接建立映射的场景。适用于32位CPU系统，64位的CPU系统虚拟地址空间足够大，直接映射即可，所以都是NORMAL。
对于现在64位的系统。ZONE_HIGHMEM已经没有了，增加了ZONE_MOABLE区域。

32位系统内存映射图：

64位：大致如下：可能内核版本不同。有些划分有一点差别

每个zone下都包含了许许多多个Page（页面），在Linux下一个页面的大小一般是4KB（处理器架构决定的，操作系统编译的时候固定下来）。

可以使用zoneinfo命令查看机器上zone的划分，也可以看到每个zone下所管理的页面有多少。cat /proc/zoneinfo

3）基于伙伴系统管理空闲页面

伙伴系统中的伙伴指的是两个内存块、大小相同、地址连续，同属于一个大块区域

每个zone下面都有很多的页面，Linux使用伙伴系统对这些页面进行高效的管理。在内核中，表示zone的数据结构是struct zone。其下面的一个数组free_area管理了绝大部分可用的空闲页面。

#define MAX_ORDER 11
struct zone{
    free_area free_area[MAX_ORDER];
    ......
}

free_area是一个包含11个元素的数组。每一个元素分别代表不同大小（4KB、8KB、16KB、32KB...）的空闲可分配的连续内存链表。

即每一个元素都代表一种大小的内存块，数组的索引表示了内存块包含的页框数量。例如，free_area[0]中存放的是单独的空闲页框（4KB），free_area[1]中存放的是包含两个页框的空闲内存块（8KB），等等。这种方式可以方便地查找和分配满足特定大小需求的内存块

每个free_area元素都有一个或多个链表：

MIGRATE_UNMOVABLE：表示不可移动的pages，例如内核数据结构的pages。
MIGRATE_RECLAIMABLE：表示可回收的pages，例如系统中的缓存，当内存紧张时可以回收其内存。
MIGRATE_MOVABLE：表示可移动的pages，例如用户进程的pages。当需要大块连续的内存空间，或者进行内存碎片整理时，可以移动这类page。
MIGRATE_PCPTYPES：表示特殊用途的pages，一般用于不可移动和可回收page的临时备份。
MIGRATE_HIGHATOMIC：表示高优先级的分配请求，这种类型的page只有在内存非常紧张时才会被使用。

链表中的每一个元素都是一个空闲内存块。这些内存块在物理内存中是连续的，也就是说，它们包含的页框在物理内存中是紧邻的。这样，当内核需要分配一个连续的内存区域时，可以直接从这些链表中查找和分配。但要注意，虽然这些内存块在物理内存中是连续的，但在虚拟内存中可能并不连续。因为虚拟地址到物理地址的映射是通过页表完成的，不同的页框可以被映射到虚拟内存中的任意位置（不一定在相邻的页表项）。

free_area数组里的链表元素存储了一个叫struct page的结构体。struct page是内核用来描述物理内存页的主要数据结构。

每个物理页在内核中都有一个对应的struct page实例。这个结构体包含了许多用于页管理的字段，如用于链接空闲页的链表节点字段等。内核可以通过这个结构体找到对应的物理页。为了映射物理内存和struct page实例，Linux内核使用了一种叫做mem_map的数组。这个数组的每个元素都是一个struct page实例，整个数组的顺序与物理内存页的顺序相同。因此，内核可以通过简单的指针运算在物理地址和对应的struct page实例之间进行转换。

通过cat /proc/pagetypeinfo可以看到当前系统中伙伴系统各个尺寸的可用连续内存块数量。

内核提供分配器函数alloc_pages到上面的多个链表中寻找可用连续页面。

struct page * alloc_pages(gfp_t gfp_mask, unsigned int order)

假如要申请8KB（连续两个页框的内存），**在基于伙伴系统的内存分配中，有可能需要将大块内存拆分成两个小伙伴。在释放中，可能会将两个小伙伴合并，在此组成更大块的连续内存。**具体的工作步骤：

先到free_area[1]，即8KB的链表中查询
如果无可用，则到free_area[2]，即16KB的链表中查询
如果找到了则将其拆分成两个小伙伴，使用掉其中一个
将另一个小伙伴放置到8KB的链表中

4、slab分配器

到目前介绍的内存分配都是以页面4KB为单位的。而内核代码经常需要在运行时分配和释放小块的内存区域。如果每次都使用普通的页分配器（即每次分配至少一个页的内存）来完成，可能会浪费大量内存。为了更高效地分配小块内存，内核在伙伴系统之上又引入了一个专用的内存分配器slab（或叫slub）

这个分配器最大的特点就是一个slab内只分配特定大小、甚至是特定的对象，当一个对象释放内存后，另一个同类对象可以直接使用这块内存。通过这样的方式极大地降低了碎片发生的概率。

在SLAB分配器中，当内核需要频繁创建和销毁某种类型的对象时（比如文件描述符、进程描述符等），它会创建一个kmem_cache，并根据需要的对象大小进行初始化。每个kmem_cache都包含一些预分配的内存块（SLABs），这些内存块的大小都与需要的对象大小相匹配。当内核代码需要分配一个新的对象时，可以直接从对应的kmem_cache中取出一个预先分配的内存块，而不需要每次都去进行页分配。同样，当一个对象被释放时，它的内存块可以被直接归还到kmem_cache中，以便再次使用。

struct kmem_cache {
    struct kmem_cache_node **node;
    ......
}

struct kmem_cache_node {
    struct list_head slabs_partial;
    struct list_head slabs_full;
    struct list_head slabs_free;
}

**一个kmem_cache可以有多个kmem_cache_node，每个kmem_cache_node代表该kmem_cache在一个特定的NUMA节点上的状态。**NUMA是一种针对多处理器系统的内存架构，其主要思想是将物理内存划分为多个节点，每个处理器可以直接访问所有的内存，但访问不同节点的内存的延迟和带宽可能会有所不同。因此，在NUMA系统中，内存的分配策略可能会影响到程序的性能。为了在NUMA系统中更高效地管理内存，Linux内核引入了kmem_cache_node。在每个kmem_cache中，每个NUMA节点都有一个对应的kmem_cache_node。这个kmem_cache_node包含了该节点上的空闲对象列表，以及其他一些与该节点相关的信息。当从kmem_cache中分配或释放对象时，内核会优先考虑当前CPU对应的NUMA节点，这样可以提高内存访问的性能。

每个kmem_cache_node中都有满、半满、空三个链表。每个链表节点都对应一个slab，一个slab由一个或多个内页也组成。

每一个slab内都保存的是同等大小的对象。

当cache中内存不够时，会调用基于伙伴系统的分配器请求整页连续内存的分配。

内核中会有很多个kmem_cache存在，它们是在Linux初始化或者是运行的过程中分配出来的。其中有的是通用的，有的是专用的。

从图中可以看到socket_alloc内核对象都存在TCP的专用kmem_cache中。通过查看/proc/slabinfo可以查看所有的kmem_cahce。

并不是所有的对象都会使用SLAB分配器进行分配。SLAB分配器是针对频繁分配和释放的小型对象设计的， 比如内核中的各种数据结构（例如，文件描述符、信号量、进程描述符等）。对于这些对象，SLAB分配器可以显著提高分配效率，减少内存碎片，并提高缓存利用率。然而，对于大型对象（比如用户请求的大块内存），或者不常用的对象（即分配和释放不频繁的对象），直接使用页分配器（Page Allocator）或者伙伴系统（Buddy System）进行分配通常更为高效。页分配器可以处理任何大小的内存请求，但对于小型对象，可能会造成内存的浪费。

此外，用户空间的内存分配（例如，通过malloc()或者new进行的分配）通常不直接使用SLAB分配器。用户空间的内存分配通常由C库（例如，glibc）提供的内存分配器处理，这个分配器使用系统调用（例如，brk()或者mmap()）从内核获取或释放内存。

Linux还提供了一个特别方便的命令slabtop来按照内存从大到小进行排列，可以用来分析slab内存开销。

此外slab管理器组件提供了若干接口函数方便使用：

kmem_cache_create：创建一个基于slab的内核对象管理器。

kmem_cache_alloc：快速为某个对象申请内存。

kmem_cache_free：将对象占用的内存归还给slab分配器

5）小结

内核使用内存的方式：

把所有内存条和CPU换分成node
把每一个node划分成zone
每个zone下都用伙伴系统管理空闲页面
内核提供slab分配器为自己专用

前三步是基础模块，为应用程序分配内存时的请求调页组件页能够用到，但是第四步就是内核给自己专用的了。

三、TCP连接相关内核对象

TCP连接建立的过程中，每申请一个内核对象也都需要到相应的缓存里申请一块内存。

1）socket函数直接创建

int __sock_create(struct net *net, int family, ...)
{
    struct socket *sock;
    // 分配socket对象
    sock = sock_alloc();
  
    // 调用协议族的创建函数创建sock对象
    err = pf->create(net, sock, protocol, kern);
}

1. sock_inode_cache对象申请

在sock_alloc函数中，申请了一个struct socket_alloc的内核对象。socket_alloc内核对象将socket和inode信息关联了起来。

struct socket_alloc {
    struct socket socket;
    struct inode vfs_inode;
}

在sock_alloc的实现逻辑中，最后就调用了kmem_cache_alloc从sock_inode_cache中申请了一个struct socket_alloc对象。

static struct inode *sock_alloc_inode(struct super_block *sb)
{
    struct socket_alloc *ei;
    struct socket_wq *wq;

    ei = kmem_cache_alloc(sock_inode_cachep, GFP_KERNEL);
    if(!ei)
	return NULL;
    wq = kmalloc(sizeof(*wq), GFP_KERNEL);
}

sock_inode_cache是专门用来存储struct socket_alloc的slab缓存 ，它是在init_inodecache中通过kmem_cache("sock_inode_cache", sizeof(struct socket_alloc), ...)初始化的。

另外还可以看到通过kmalloc申请了一个socket_wq，这是个用来记录在socket上等待事件的等待项。

2. tcp对象申请

对于IPv4来说，inet协议族对应的create函数是inet_create，因此__sock_create中对pf->create的调用会执行到inet_create中去。

static int inet_create(struct net *net, struct socket *sock, int protocol, int kern)
{
    ......
    // 这个answer_prot其实就是tcp_prot
    answer_prot = answer->prot;
    sk = sk_alloc(net, PF_INET, GFP_KERNEL, answer_prot);
}

struct sock *sk_alloc(...)
{
    sturct sock *sk;
    sk = sk_prot_alloc(prot, priority | __GFP_ZERO, family);
}

static struct sock *sk_prot_alloc(struct proto *prot, ...)
{
    slab = prot->slab;
    if(slab != null) {
  	sk = kmem_cache_alloc(slab, priority & ~__GFP_ZERO);
}

在这个函数中，将会到TCP这个slab缓存中使用kmem_cache_alloc从slab中申请一个struct sock内核对象出来。TCP这个slab缓存是在协议栈初始化的时候在inet_init中使用kmem_cache_create(prot->name, prot->obj_size, ...)（这里prot是一个tcp_prot）初始化好的一个名为TCP、大小为sizeof(struct tcp_sock)的kmem_cache，并把它记到tcp_prot->slab的字段下。

struct proto tcp_prot = {
    .name = "TCP",
    ......
    .obj_size = sizeof(struct tcp_sock),
}

需要记住的是，在TCP slab缓存中实际存放的是struct tcp_sock对象，是struct sock的扩展，由于tcp_sock、inet_connection_sock、inet_sock、sock是逐层嵌套的关系，所以tcp_sock是可以当作sock来使用的。

3. dentry和flip对象申请

回到socket系统调用的入口处，除了sock_create以外，还调用了一个sock_map_fd

SYSCALL_DEFINE(socket, int, family, int, type, int, protocol)
{
    sock_create(family, type, protocol, &sock);
    sock_map_fd(sock, flags & (0_CLOEXEC | ONONBLOCK);
}

以此为入口将完成struct dentry的和struct file申请。

struct dentry {
    ......
    struct dentry *d_parent;
    struct qstr d_name;
    struct inode *d_inode;
    unsigned char d_iname[DNAME_INLINE_LEN];
    ......
}

内核初始化的时候创建好了一个dentry slab和flip slab缓存，所有的struct dentry对象和struct file对象都将由它们进行分配。

static int sock_map_fd(struct socket *sock, int flags)
{
    struct file *newfile;
    int fd = get_unused_fd_flags(flags);
    ......
    // 1.申请dentry、file内核对象
    newfile = sock_alloc_file(sock, flags, NULL);
    if(likely(!IS_ERR(newfile))) {
  	// 2.关联到socket及进程
  	fd_install(fd, newfile);
   	return fd;
    }
}

struct file *sock_alloc_file(struct socket *sock, int flags, const char *dname)
{
    // 申请dentry
    path.dentry = d_alloc_pseudo(sock_mnt->mnt_sb, &name);
    // 申请flip
    file = alloc_file(&path, FMOD_READ | FMODE_WRITE, &socket_file_ops);
    ......
}

**在sock_alloc_file中完成内核对象的申请，其中会去进行struct dentry和struct file两个内核对象的申请。**dentry对象的申请最终同样是是调用到了kmem_cache_alloc函数（对应的slab缓存dentry在内核初始化时的dcache_init中创建的），而file对象的申请最终是调用了kmem_cache_zalloc函数进行分配（对应的slab缓存flip是在内核初始化时的files_init中创建的）

kmem_cache_alloc()和kmem_cache_zalloc()都是用于从指定的kmem_cache中分配对象的函数。它们的主要区别在于，kmem_cache_zalloc()在分配内存后，会自动将内存区域初始化为0。

具体来说：

kmem_cache_alloc()：从指定的kmem_cache分配一个对象的内存空间。返回的内存空间中的内容是不确定的，也就是说，它可能包含任何数据。调用者需要自己对内存进行初始化。

kmem_cache_zalloc()：从指定的kmem_cache分配一个对象的内存空间，并自动将整个内存区域初始化为0。这意味着调用者可以直接使用返回的内存，无需再进行初始化。

在一些情况下，使用kmem_cache_zalloc()可能更方便，因为它可以确保内存区域的内容被初始化为0。然而，如果你知道你会立即覆盖整个内存区域的内容，那么使用kmem_cache_alloc()可能会更高效，因为它避免了不必要的内存初始化。

4. 小结

调用链：

SYSCALL_DEFINE3
- sock_create
  - __sock_create
    - sock_alloc => => sock_alloc_inode：申请socket_alloc和socket_wq
    - inet_create
      - sk_alloc => sk_prot_alloc：申请tcp_sock
- sock_map_fd
  - sock_alloc_file
    - d_alloc_pseudo => __d_alloc：申请dentry
    - alloc_file => get_empty_flip：申请file

socket系统调用完毕之后，在内核中就申请了配套的一组内核对象。这些内核对象并不是鼓励地存在，而是互相保留着和其他内存对象的关联关系。

所有网络相关的操作，包括数据接收和发送等都以这些数据结构为基础来进行的。

2）服务端socket创建

除了直接创建socket意外，服务端还可以通过accept函数在接受连接请求时完成相关内核对象的创建。

SYSCALL_DEFINE(accept4, int, fd, struct sockaddr __user *, upeerp_sockaddr, int __user *, upeer_addrlen, int, flags)
{
    struct socket *sock, *newsock;
    // 根据fd查找到监听的socket
    sock = sockfd_lookup_light(...);
    // 申请并初始化新的socket
    newsock = sock_alloc();
    newsock->type = sock->type;
    newsock->ops = sock->ops;
    // 申请新的file对象，并设置到新的socket上
    newfile = sock_alloc_file(newsock, ...);
    // 接受连接
    err = sock->ops->accept(sock, newsock, sock->file->f_flags);
    // 将新文件添加到当前进程的打开文件列表
    fd_install(newfd, newfile);
}

可以看到socket_alloc、file、dentry对象的分配都是相同的方式，唯一的区别是tcp_sock对象是在第三次握手的时候创建的 ，所以这里在接收连接的时候直接从全连接队列拿出request_sock的sock成员就可以了，无需再单独申请。

四、问题解答

1、内核是如何管理内存的：内核采用SLAB的方式来管理内存，总共分为四部

把所有的内存条和CPU进行分组，组成node
把每一个node划分成多个zone
每个zone下都用伙伴系统来管理空闲页面
提供slab分配器来管理各种内核对象
前三步时基础模块，为应用程序分配内存时的请求调页组件也能够用到，而第四步是内核专用的。每个slab缓存都是用来存储固定大小，甚至是特定的一种内核对象。这样当一个对象释放内存后，另一个同类对象可以直接使用这块内存，几乎没有任何碎片。极大地提高了分配效率，同时降低了碎片率。

2、如何查看内核使用的内存信息

通过/proc/slabinfo可以看到所有的kmem_cache。
更方便的是slatop命令，它从大到小按照占用内存进行排列。

3、服务器上一条ESTABLISH状态的空连接需要消耗多少内存：假设连接上绝大部分时间都是空闲的，也就是假设没有发送缓存区和接收缓存区的开销，那么一个socket大约需要如下几个内核对象

struct socket_alloc：大约0.62KB， slab缓存名是sock_inode_cache
struct tcp_sock：大约1.94KB，slab缓存名是tcp
struct dentry：大约0.19KB，slab缓存名是dentry
struct file：大约为0.25KB，slab缓存名是flip
加上slab多少会存在一点碎片无法使用，这组内核对象的大小大约是3.3KB左右 。所以即使一万条连接也只需要占用33MB的内存
至于CPU开销，没有数据包的接收和处理是不需要消耗CPU的。长连接上在没有数据传输的情况下，只有极少量的保护包传输，CPU开销可以忽略不计

4、机器上出现了3万多个TIME_WAIT，内存开销会不会很大

从内存的角度来考虑，一条TIME_WAIT状态的连接仅仅是0.4KB左右的内存而已
从端口的角度来考虑，占用的端口只是针对特定服务器来说是占用了，只要下次连接的服务端不一样（IP或者端口不一样），那么这个端口仍然可以用来发起TCP连接
只有在连接同一个server的时候端口占用才能算得上是问题。如果想解决这个问题可以考虑使用tcp_max_tw_buckets来限制TIME_WAIT连接总数，或者打开tcp_tw_recycle、tcp_tw_reuse来快速回收端口，或者干脆使用长连接代替频繁的短连接。