从Linux源码看Socket(TCP)的accept

2021-09-07 11:23:00

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。今天笔者就从Linux源码的角度看下Server端的Socket在进行Accept的时候到底做了哪些事情(基于Linux 3.10内核)。

一个最简单的Server端例子

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accept。

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));

…

call_err=listen(sockfd_server,MAX_BACK_LOG);

…

while(1){

struct sockaddr_in* s_addr_client = mem_alloc(sizeof(struct sockaddr_in));

int client_length = sizeof(*s_addr_client);

// 这边就是我们今天的聚焦点accept

sockfd = accept(sockfd_server,(struct sockaddr_ *)(s_addr_client),(socklen_t )&(client_length));
if(sockfd == -1){
printf(“Accept error!\n”);
continue;
}
process_connection(sockfd,(struct sockaddr_in)(&s_addr_client));

}

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。

accept系统调用

好了，我们直接进入accept系统调用吧。

#include <sys/socket.h>

// 成功，返回代表新连接的描述符，错误返回-1,同时错误码设置在errno

int accept(int sockfd,struct sockaddr* addr,socklen_t *addrlen);

// 注意,实际上Linux还有个accept扩展accept4:

// 额外添加的flags参数可以为新连接描述符设置O_NONBLOCK|O_CLOEXEC(执行exec后关闭)这两个标记

int accept4(int sockfd, struct sockaddr *addr,socklen_t *addrlen, int flags);

注意，这边的accept调用是被glibc用SYSCALL_CANCEL包了一层，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。由于glibc对于系统调用的封装过于复杂，就不在这里细讲了。如果要寻找具体的逻辑，用

// 注意accept和(之间要有空格，不然搜索不到

accept (int

在整个glibc代码中搜索即可。

理解accept的关键点是，它会创建一个新的Socket,这个新的Socket来与对端运行connect()的对等Socket进行连接，如下图所示:

接下来，我们就进入Linux内核源码栈吧

|->SYSCALL_CANCEL(accept…)

…

|->SYSCALL_DEFINE3(accept

// 最终调用了sys_accept4

|->sys_accept4

/* 检测监听描述符fd是否存在，不存在，返回-BADF

|->sockfd_lookup_light

|->sock_alloc /新建Socket/

|->get_unused_fd_flags /获取一个未用的fd/

|->sock->ops->accept(sock…) /调用核心/

上述流程如下面所示:

由此得知，核心函数在sock->ops->accept上，由于我们关注的是TCP,那么其实现即为

inet_stream_ops->accept也即inet_accept，再次跟踪下调用栈:

sock->ops->accept
    |->inet_steam_ops->accept(inet_accept)
        /* 由一开始的sock图可知sk_prot=tcp_prot
        |->sk1->sk_prot->accept
            |->inet_csk_accept
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好了，穿过了层层包装，终于到具体逻辑部分了。上代码:

struct sock *inet_csk_accept(struct sock *sk, int flags, int err)
{
struct inet_connection_sock icsk = inet_csk(sk);
/ 获取当前监听sock的accept队列/

struct request_sock_queue queue = &icsk->icsk_accept_queue;
…
/ 如果监听Socket状态非TCP_LISEN,返回错误 /
if (sk->sk_state != TCP_LISTEN)
goto out_err
/ 如果当前accept队列为空 /
if (reqsk_queue_empty(queue)) {
long timeo = sock_rcvtimeo(sk, flags & O_NONBLOCK);
/ 如果是非阻塞模式，直接返回-EAGAIN /
error = -EAGAIN;
if (!timeo)
goto out_err;
/ 如果是阻塞模式，切超时时间不为0,则等待新连接进入队列 /
error = inet_csk_wait_for_connect(sk, timeo);
if (error)
goto out_err;
}
/ 到这里accept queue不为空,从queue中获取一个连接 /
req = reqsk_queue_remove(queue);
newsk = req->sk;
/ fastopen 判断逻辑 /
…
/ 返回新的sock,也就是accept派生出的和client端对等的那个sock */

return newsk

}

上面流程如下图所示:

我们关注下inet_csk_wait_for_connect,即accept的超时逻辑:

static int inet_csk_wait_for_connect(struct sock sk, long timeo)
{
for (;???? {
/ 通过增加EXCLUSIVE标志使得在BIO中调用accept中不会产生惊群效应 /
prepare_to_wait_exclusive(sk_sleep(sk), &wait,
TASK_INTERRUPTIBLE);
if (reqsk_queue_empty(&icsk->icsk_accept_queue))
timeo = schedule_timeout(timeo);
…
err = -EAGAIN;
/ 这边accept超时，返回的是-EAGAIN */

if (!timeo)

break;

}

finish_wait(sk_sleep(sk), &wait);

return err;

}

通过exclusice标志使得我们在BIO中调用accept(不用epoll/select等)时，不会惊群。

由代码得知在accept超时时候返回(errno)的是EAGAIN而不是ETIMEOUT。

EPOLL(在accept时候)“惊群”

由于在EPOLL LT(水平触发模式下),一次accept事件，可能会唤醒多个等待在此listen fd上的(epoll_wait)线程,而最终可能只有一个能成功的获取到新连接(newfd),其它的都是-EGAIN，也即有一些不必要的线程被唤醒了，做了无用功。关于epoll的原理可以看下笔者之前的博客《从linux源码看epoll》:

https://www.cnblogs.com/alchemystar/p/13161781.html

在这里描述一下原因,核心就是epoll_wait在水平触发下会在这个fd仍有未处理事件的时候重新塞回ready_list并在此唤醒另一个等待在epoll上的进程！