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本文首发SDNLAB。

现代的虚拟化技术使得开发和部署高级网络服务变得更加简单方便。基于虚拟化的网络服务，具有多样性，低成本，易集成，易管理，低持有成本等优点。而虚拟交换机已经成为了一个高度虚拟化环境不可缺少的一部分。OpenVSwitch是所有虚机交换机中的佼佼者，广泛被各种SDN方案采用。

OpenVSwitch kernel datapath

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OpenVSwitch是一个实现了OpenFlow的虚拟交换机，它由多个模块组成。主要有位于用户空间的ovsdb-server和ovs-vswitchd进程，和位于内核空间的OVS datapath组成。在一个SDN架构中，Controller将各种网络拓扑，网络功能转换成OVS的数据和OpenFlow规则，分别下发给ovsdb-server和ovs-vswitchd进程，OpenFlow规则可以通过ovs-ofctl dump-flows查看。

网络数据的转发，都是由位于内核空间的OVS datapath完成。用户空间和内核空间的信息是怎么同步的？对于一个网络数据流，第一个数据包到达OVS datapath，这个时候的datapath没有转发信息，并不知道怎么完成转发。接下来OVS datapath会查询位于用户空间的ovs-vswitchd进程。ovs-vswitchd进程因为有OpenFlow信息，可以根据OpenFlow规则完成match-action操作，也就是从一堆OpenFlow规则里面匹配网络数据包对应的规则，根据这些规则里的action实现转发。

这样第一个数据包就完成了转发。与此同时，ovs-vswitchd会通过netlink向OVS datapath写入一条（也有可能是多条）转发规则，这里的规则不同于OpenFlow规则，可以通过ovs-dpctl dump-flows查看。这样，同一个网络数据流的后继网络数据包到达OVS datapath时，因为已经有了转发规则，datapath就可以直接完成转发，不再需要向ovs-vswitchd查询。

通过ovs-vswitchd查找OpenFlow实现转发的路径称为slow-path，通过OVS datapath直接转发的路径称为fast-path。OVS的设计思路就是通过slow-path和fast-path的配合使用，完成网络数据的高效转发。这种设计思想类似于传统的硬件网络设备。(经sdnlab的读者提示，这里其实更像fast switching，在此感谢)例如Cisco CEF架构，也是分成了两层，Control Plane存储了当前设备的全部转发信息（RIB），而Data Plane会存储实际的转发信息（FIB）。网络数据的转发在Data Plane完成，当Data Plane没有相应的FIB，会向上查询RIB进而构建FIB。

OpenVSwitch kernel datapath，实际上是在通用的硬件&软件上实现了专用网络设备的功能。优点在最开始说过了，但是这种实现也有自己的缺点。

硬件交换机因为有专门的转发硬件，可以保证任意时间都有一定的资源用于转发。但是OVS datapath在操作系统内核空间实现转发，本质上是通过操作系统内的几个进程来完成工作。操作系统会像对待其他进程一样，将CPU的部分时间片，而不是整个CPU分配给虚拟交换机，内存也需要受操作系统的管理，这就存在资源抢占的可能。所以，虚拟交换机并不能保证在需要转发网络数据的时候一定占有资源。

另一方面，因为操作系统本身的设计，需要经过硬中断，软中断，内核空间和用户空间的切换来完成网络数据的传输，通过内核进行转发使得网络数据在操作系统内的路径也很长。

所以现在的共识是，基于内核实现的虚拟交换机，会对网络性能（throughput，latency，PPS等）带来额外的损耗。这是虚拟交换机不可回避的问题。OVS kernel datapath多用于一些对网络性能要求不高的场合。

OpenVSwitch DPDK

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DPDK（Data Plane Development Kit）本身是个独立的技术，OpenVSwitch在2012年提供了对DPDK的支持。

DPDK的思路是，绕过操作系统内核，在用户空间，通过PMD（Poll Mode Driver）直接操作网卡的接收和发送队列。在网络数据的接收端，PMD会不断的轮询网卡，从网卡上收到数据包之后，会直接通过DMA将其传输到预分配的内存中，同时更新接收队列的指针，这样应用程序很快就能感知收到数据包。DPDK绕过了大部分中断处理和操作系统的内核空间，大大缩短了网络数据在操作系统内的路径长度。

另一方面，因为PMD采用了轮询的方式与网卡交互，DPDK要独占部分CPU和内存，这样在任意时间都有一定的资源用于网络转发，避免了因为操作系统调度带来的资源抢占的问题。

因为DPDK绕过了内核空间，OVS-DPDK的datapath也存在于用户空间，采用如下图所示。对于SDN controller来说，因为连接的是ovs-vswitchd和ovsdb-server，所以感觉不到差异。

DPDK针对主机网络虚拟化的问题，提出了有效的解决方案。基于DPDK的网络方案，能大幅提升网络性能，并且已经在一些对网络性能有要求的场合使用，例如NFV。

不过，虽然DPDK在一定程度上解决了性能的问题，并且DPDK社区在不断的进行优化，但是DPDK也有其自身的问题。首先，DPDK没有集成在操作系统中，使用DPDK就需要额外的安装软件，这增加了维护成本。其次，绕过了Linux内核空间，也就是绕过了网络协议栈，这使得基于DPDK的应用更难调试和优化，因为大量的基于Linux kernel网络调试监控工具在DPDK下不可用了。第三个问题，DPDK独占了部分CPU和内存，这实际上分走了本该用来运行应用程序的资源，最直观的感受是，使用了DPDK之后，主机可以部署的虚机数变少了。

OpenVSwitch Hardware offload

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OpenVSwitch硬件卸载是近几年才提出的方案，到目前为止并不完全成熟。

Linux TC（Traffic Control）Flower

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要介绍OVS硬件卸载，必须要从TC说起。TC在Linux Kernel 2.2版本开始提出，并在2.4版本（2001年）完成。最初的Linux TC是为了实现QoS[1]，当然TC现在仍然有QoS的功能。它在netdev设备的入方向和出方向增加了挂载点，进而控制网络流量的速度，延时，优先级等。Linux TC在整个Linux Kernel Datapath中的位置如下图所示：

随后，TC增加了Classifier-Action子系统[2]，可以根据网络数据包的报头识别报文，并执行相应的Action。与其他的Classifier-Action系统，例如OpenFlow，不一样的是，TC的CA子系统并不只是提供了一种Classifier（识别器），而是提供了一个插件系统，可以接入任意的Classifier，甚至可以是用户自己定义的Classifier。

在2015年，TC的Classifier-Action子系统增加了对OpenFlow的支持[3]，所有的OpenFlow规则都可以映射成TC规则。随后不久，OpenFlow Classifier又被改名为Flower Classifier。这就是TC Flower的来源。

Linux TC Flower hardware offload

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在2011年，Linux内核增加了基于硬件QoS的支持[4]。因为TC就是Linux内实现QoS的模块，也就是说Linux增加了TC的硬件卸载功能。在2016年，Linux内核又增加了对TC Classifier硬件卸载的支持，但是这个时候只支持了u32类型的Classifier（与TC Flower并列的，但是历史更悠久的一种Classifier）。在4.9~4.14内核，Linux终于增加了对TC Flower硬件卸载的支持。也就是说OpenFlow规则有可能通过TC Flower的硬件卸载能力，在硬件（主要是网卡）中完成转发。

TC Flower硬件卸载的工作原理比较简单。当一条TC Flower规则被添加时，Linux TC会检查这条规则的挂载网卡是否支持并打开了NETIF_F_HW_TC标志位，并且是否实现了ndo_steup_tc（TC硬件卸载的挂载点）。如果都满足的话，这条TC Flower规则会传给网卡的ndo_steup_tc函数，进而下载到网卡内部[5]。

网卡的NETIF_F_HW_TC标志位可以通过ethtool来控制打开关闭：

# ethtool -K eth0 hw-tc-offload on

# ethtool -K eth0 hw-tc-offload off

同时，每条规则也可以通过标志位来控制是否进行硬件卸载。相应的标志位包括以下：

• TCA_CLS_FLAGS_SKIP_HW：只在软件（系统内核TC模块）添加规则，不在硬件添加。如果规则不能添加则报错。
• TCA_CLS_FLAGS_SKIP_SW：只在硬件（规则挂载的网卡）添加规则，不在软件添加。如果规则不能添加则报错。
• 默认（不带标志位）：尝试同时在硬件和软件下载规则，如果规则不能在软件添加则报错。

通过TC命令查看规则，如果规则已经卸载到硬件了，可以看到 in_hw标志位。

OVS-TC

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OpenVSwitch在2018年增加了对TC Flower的支持，结合前面的描述，OVS的datapath现在有卸载到网卡的可能了。

前面说过，TC Flower规则现在可以下发到网卡上，相应的网卡上也会有一个虚机交换机。Mellanox称这个虚拟交换机为eSwitch。OVS初始化的时候，会向eSwitch下发一条默认的规则，如果网络包匹配不了任何其他规则，则会被这条默认规则匹配。这条规则的action就是将网络数据包送到eSwitch的管理主机，也就是说送到了位于Linux kernel的datapath上。如果这个网络数据包是首包的话，那根据前面的描述，在kernel的OVS datapath会继续上送到位于用户空间的ovs-vswitchd。因为ovs-vswitchd中有OpenFlow规则，ovs-vswitchd还是可以完成转发。不一样的地方是，ovs-vswitchd会判断当前数据流对应的规则能否offload（卸载）到网卡。如果可以的话，ovs-vswitchd会调用通过TC接口将flow规则下发至硬件。这样，同一个数据流的后继报文，可以直接在网卡的eSwitch中完成转发，根本不需要走到主机操作系统来。Datapath规则的aging（老化）也是由ovs-vswitchd轮询，最终通过TC接口完成删除。Datapath的变化如下所示。

在OVS-TC中，严格来说，现在Datapath有三个，一个是之前的OVS kernel datapath，一个是位于Kernel的TC datapath，另一个是位于网卡的TC datapath。位于kernel的TC datapath一般情况下都是空的，它只是ovs-vswitchd下发硬件TC Flower规则的一个挂载点。

使用OVS-TC方案，可以提供比DPDK更高的网络性能。因为，首先网络转发的路径根本不用进操作系统，因此变的更短了。其次，网卡，作为专用网络设备，转发性能一般要强于基于通用硬件模拟的DPDK。另一方面，网卡的TC Flower offload功能，是随着网卡驱动支持的，在运维上成本远远小于DPDK。

但是OVS-TC方案也有自己的问题。首先，它需要特定网卡支持，不难想象的是，支持这个功能的网卡会更贵，这会导致成本上升，但是考虑到不使用DPDK之后释放出来的CPU和内存资源，这方面的成本能稍微抵消。其次，OVS-TC功能还不完善，例如connection track功能还没有很好的支持。第三，这个问题类似于DPDK，因为不经过Linux kernel，相应的一些工具也不可用了，这使得监控难度更大。

最后

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本文介绍了OVS的三种datapath实现，并且着重描述了OVS-TC。三种实现中，OVS kernel最稳定，功能最全，相应的配套工具也最多，缺点就是性能较差，在对网络性能没有特殊要求的场合，OVS kernel还是首选；OVS DPDK能在一定程度上提升网络性能，并且对硬件没有依赖，但是需要占用主机的资源，并且需要有一定的维护成本；OVS-TC具有最好的网络性能，但是目前不太成熟，并且依赖特定的网卡，不过个人认为这是一个比较好的发展方向。

参考

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[1] http://tldp.org/HOWTO/Traffic-Control-HOWTO/overview.html#o-what-is

[2] https://people.netfilter.org/pablo/netdev0.1/papers/Linux-Traffic-Control-Classifier-Action-Subsystem-Architecture.pdf

[3] https://lwn.net/Articles/638585/

[4] https://lwn.net/Articles/420509/

[5] https://www.netdevconf.org/2.2/papers/horman-tcflower-talk.pdf

[6] https://netdevconf.org/1.2/papers/efraim-gerlitz-sriov-ovs-final.pdf