linux 内核tcp拥塞处理(一)这次我们来分析tcp的拥塞控制,我们要知道协议栈都是很保守的,也就是说只要有一
linux 内核tcp拥塞处理(一)
这次我们来分析tcp的拥塞控制,我们要知道协议栈都是很保守的,也就是说只要有一个段被判断丢失,它就会认为发生了拥塞.而现在还有另一种,也就是路由器来通知我们发生了拥塞,这里ip头还会有一个ECN的位(准确的说是两位),来表示已经发送拥塞,不过这里要注意首先收到ECN的是接受方,可是真正需要被通知的却是发送方,因此当接受方收到ECN之后,用下一个ack来通知发送方有拥塞发生了,然后发送方才会做出响应.
可以看到这里会有个问题的,那就是我们如何来之到对端是否支持ECN,在内核中一般都是在握手的时候就会确定对端是否支持ECN.这里可以看到我们ip头里面必须用到2位,因为这里我们会有3个状态:
第一个发送端不支持ECN,第二个状态发送端支持ECN,第三个状态,发生了拥塞.
可以看到我们在握手的时候双方通过交换ECN的信息,从而能得到这条连接是否支持ECN.
下面这段在tcp_transmit_skb中的代码片断就是如何通知对端本地支持ecn的代码。可以看到代码很简单，就是判断是否是一个syn包，如果是的话就进入ecn的握手处理。
if (likely((tcb->flags & TCPCB_FLAG_SYN) == 0))TCP_ECN_send(sk, skb, tcp_header_size);
而在TCP_ECN_send中最终会通过下面这两个宏来设置是否支持ecn。可以看到都是通过设置tos。
//支持#defineINET_ECN_xmit(sk) do { inet_sk(sk)->tos |= INET_ECN_ECT_0; } while (0)//不支持#defineINET_ECN_dontxmit(sk) \do { inet_sk(sk)->tos &= ~INET_ECN_MASK; } while (0)内核中是使用ip头的TOS域的剩余2两位来表示ECN的.下面就是ECN的三种状态:
enum {//发送端不支持ecnINET_ECN_NOT_ECT = 0,//下面这个貌似没有用到，不知道有什么意义。INET_ECN_ECT_1 = 1,//发送端支持ecnINET_ECN_ECT_0 = 2,//发生了拥塞INET_ECN_CE = 3,//掩码INET_ECN_MASK = 3,};而这里通过ecn来设置拥塞是通过IP_ECN_set_ce方法来做的，这个设置是在ip层(是在qos的enqueue也就是出队列方法)来做的，我们先来看这个方法。这个方法就是通过ip头的tos域来判断是否为INET_ECN_CE，如果是这个则说明发生了拥塞(路由器通知我们)，此时我们需要设置这个ip头的tos域，然后发送给对端，从而通知对端。
static inline int IP_ECN_set_ce(struct iphdr *iph){u32 check = (__force u32)iph->check;u32 ecn = (iph->tos + 1) & INET_ECN_MASK;/* * After the last operation we have (in binary): * INET_ECN_NOT_ECT => 01 * INET_ECN_ECT_1 => 10 * INET_ECN_ECT_0 => 11 * INET_ECN_CE => 00 *///可以看到如果没有发生拥塞或者说不支持ecn的话直接返回。if (!(ecn & 2))return !ecn;/* * The following gives us: * INET_ECN_ECT_1 => check += htons(0xFFFD) * INET_ECN_ECT_0 => check += htons(0xFFFE) *////然后开始计算对应的域。check += (__force u16)htons(0xFFFB) + (__force u16)htons(ecn);iph->check = (__force __sum16)(check + (check>=0xFFFF));//设置tos为 INET_ECN_CE从而通知对端。iph->tos |= INET_ECN_CE;return 1;}然后我们来看接受端如何来处理ECN通知的拥塞，这里检测拥塞(ECN通知的)是通过TCP_ECN_check_ce这个方法来做的。
static inline void TCP_ECN_check_ce(struct tcp_sock *tp, struct sk_buff *skb){if (tp->ecn_flags & TCP_ECN_OK) {//如果发生了拥塞，则设置flags。if (INET_ECN_is_ce(TCP_SKB_CB(skb)->flags))tp->ecn_flags |= TCP_ECN_DEMAND_CWR;/* Funny extension: if ECT is not set on a segment, * it is surely retransmit. It is not in ECN RFC, * but Linux follows this rule. */else if (INET_ECN_is_not_ect((TCP_SKB_CB(skb)->flags)))tcp_enter_quickack_mode((struct sock *)tp);}}接下来来看拥塞状态机，也就是发送的状态机，在linux内核中，发送端的状态分为下面5种，而这个状态是保存在inet_connection_sock的icsk_ca_state域中的。
enum tcp_ca_state{TCP_CA_Open = 0,#define TCPF_CA_Open(1<<TCP_CA_Open)TCP_CA_Disorder = 1,#define TCPF_CA_Disorder (1<<TCP_CA_Disorder)TCP_CA_CWR = 2,#define TCPF_CA_CWR(1<<TCP_CA_CWR)TCP_CA_Recovery = 3,#define TCPF_CA_Recovery (1<<TCP_CA_Recovery)TCP_CA_Loss = 4#define TCPF_CA_Loss(1<<TCP_CA_Loss)};然后就简要的描述下这4个状态。
1 TCP_CA_Open
这个状态是也就是初始状态，我们可以看到在tcp_create_openreq_child(这个函数的意思可以看我前面的blog)中，当我们new一个新的socket之后就会设置这个socket的状态为TCP_CA_Open。这个也可以说是fast path。
2 TCP_CA_Disorder
当发送者检测到重复的ack或者sack就进入这个状态。在这个状态，拥塞窗口不会被调整，但是这个状态下的话，每一次新的输入数据包都会触发一个新的端的传输。
3 TCP_CA_CWR
这个状态叫做 (Congestion Window Reduced),顾名思义，也就是当拥塞窗口减小的时候会进入这个状态。比如当发送者收到一个ECN，此时就需要减小窗口。这个状态能够被Recovery or Loss 所打断。当接收到一个拥塞提醒的时候，发送者是每接收到一个ack，就减小拥塞窗口一个段，直到窗口大小减半。因此可以这么说当发送者正在减小窗口并且没有任何重传段的时候，就会处于CWR状态。
4 TCP_CA_Recovery
当足够数量的(一般是3个)的连续的重复ack到达发送端，则发送端立即重传第一个没有被ack的数据段，然后进入这个状态。处于这个状态的时候，发送者也是和CWR状态类似，每次接收到ack后减小窗口。在这个状态，拥塞窗口不会增长，发送者要么重传标记lost的段，要么传输新的段。当发送者进入这个状态时的没有被ack的段全部ack之后就离开这个状态。
5 TCP_CA_Loss
当RTO超时后，发送者就进入这个状态。此时所有的没有被ack的段都标记为loss，然后降低窗口大小为1,然后进入慢开始阶段。loss状态不能被其他状态所中断。而这个状态的退出只有当进入loss时，所有的被标记为loss的段都得到ack后，才会再次返回open状态。
然后我们再来看一下，linux中拥塞控制的用到的一些变量，这些变量前面的blog或多或少都有提过了，这次再统一描述一下。
在linux的协议栈实现中，用于拥塞控制的变量的关系满足下面的表达式：
left_out = sacked_out + lost_outpackets_out = SND.NXT - SND.UNAin_flight = packets_out - left_out + retrans_out
sacked_out指的是被sack的段的个数。
lost_out指的是在网络中丢失的段的数目。这里要注意loss_out所包括的段依赖于所选择的recovery 方法的不同而不同(也就是依赖于不同的算法)。而且我们知道tcp并不能准确的得到数据包是否被丢弃，因此这个值只能是个猜测值。
因此我们可以看到left_out表示的就是已经离开网络可是还没有被ack的数据包。
packets_out指的是发送了还没有被确认的数据包。
retrans_out指的是重传的段的数目。
在linux协议栈的实现中，有两种算法来计算lost packets
1 FACK
这个算法是最简单的一个启发式算法，在这种算法中
lost_out = fackets_out - sacked_out并且left_out = fackets_out.
可以看到这里丢失的包不包括sacked的数据包。而fackets_out也就是sack和丢失的数据包的总和。
2 NewReno
这里还有一个classic Reno算法，是比较老的一个算法，这个算法中发送端收到一个新的ACK后旧退出TCP_CA_Recovery状态，而在NewReno中，只有当所有的数据包都被确认后才退出
TCP_CA_Recovery状态。
这里还有两个很重要的方法，分别是tcp_time_to_recover和tcp_xmit_retransmit_queue，这两个函数内核注释的也很详细：
struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk);struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);///FLAG_SND_UNA_ADVANCED表示Snd_una被改变，也就是当前的ack不是一个重复ack。而FLAG_NOT_DUP表示也表示不是重复ack。int is_dupack = !(flag & (FLAG_SND_UNA_ADVANCED | FLAG_NOT_DUP));//判断是否有丢失的段。int do_lost = is_dupack || ((flag & FLAG_DATA_SACKED) && (tcp_fackets_out(tp) > tp->reordering));int fast_rexmit = 0, mib_idx;//如果发送未确认的数据包为0，则我们必须要重置sacked_out.if (WARN_ON(!tp->packets_out && tp->sacked_out))tp->sacked_out = 0;//如果sacked_out为0，则fackets_out也必须设置为0.这是因为fack的计数依赖于最少一个sack的段。if (WARN_ON(!tp->sacked_out && tp->fackets_out))tp->fackets_out = 0;/* Now state machine starts. * A. ECE, hence prohibit cwnd undoing, the reduction is required. *////如果接收到ece则reset慢开始的界限。这是因为我们就要开始减小窗口了，所以这样就能停止慢开始。if (flag & FLAG_ECE)tp->prior_ssthresh = 0;/* B. In all the states check for reneging SACKs. *///这个主要用来判断当前的ack是不是确认的是已经被sack的数据段，如果是的话，说明对端有bug或者不能正确的处理OFO的数据段。此时我们需要destroy掉所有的sack信息，然后返回。if (tcp_check_sack_reneging(sk, flag))return;/* C. Process data loss notification, provided it is valid. *///这段主要是为了判断数据是否丢失。前两个判断主要是flag和fack的判定。if (tcp_is_fack(tp) && (flag & FLAG_DATA_LOST) &&//这个为真说明一些段可能已经被接受端sack掉了。 before(tp->snd_una, tp->high_seq) &&//这个说明当前已经进入了拥塞处理的状态。 icsk->icsk_ca_state != TCP_CA_Open &&//这个为真说明在重传队列开始的一些段已经丢失。 tp->fackets_out > tp->reordering) {///到达这里，我们将会依次标记所有的重传段都为丢失，直到我们发现第一个被sacked的段。tcp_mark_head_lost(sk, tp->fackets_out - tp->reordering);NET_INC_STATS_BH(sock_net(sk), LINUX_MIB_TCPLOSS);}/* D. Check consistency of the current state. */tcp_verify_left_out(tp);
下一篇我将会通过配合tcp_fastretrans_alert的剩余代码详细描述拥塞状态的变迁，以及各个状态的进入，退出条件.
这里可以看到慢开始这些没有介绍，这是因为我前面的blog对这些已经介绍过了，相关的可以看我前面的blog.
