3. 环境适配层EAL¶
环境抽象层为底层资源如硬件和内存空间的访问提供了接口。 这些通用的接口为APP和库隐藏了不同环境的特殊性。 EAL负责初始化及分配资源(内存、PCI设备、定时器、控制台等等)。
EAL提供的典型服务有:
- DPDK的加载和启动:DPDK和指定的程序链接成一个独立的进程,并以某种方式加载
- CPU亲和性和分配处理:DPDK提供机制将执行单元绑定到特定的核上,就像创建一个执行程序一样。
- 系统内存分配:EAL实现了不同区域内存的分配,例如为设备接口提供了物理内存。
- PCI地址抽象:EAL提供了对PCI地址空间的访问接口
- 跟踪调试功能:日志信息,堆栈打印、异常挂起等等。
- 公用功能:提供了标准libc不提供的自旋锁、原子计数器等。
- CPU特征辨识:用于决定CPU运行时的一些特殊功能,决定当前CPU支持的特性,以便编译对应的二进制文件。
- 中断处理:提供接口用于向中断注册/解注册回掉函数。
- 告警功能:提供接口用于设置/取消指定时间环境下运行的毁掉函数。
3.1. Linux环境下的EAL¶
在Linux用户空间环境,DPDK APP通过pthread库作为一个用户态程序运行。 设备的PCI信息和地址空间通过 /sys 内核接口及内核模块如uio_pci_generic或igb_uio来发现获取的。 linux内核文档中UIO描述,设备的UIO信息是在程序中用mmap重新映射的。
EAL通过对hugetlb使用mmap接口来实现物理内存的分配。这部分内存暴露给DPDK服务层,如 Mempool Library。
据此,DPDK服务层可以完成初始化,接着通过设置线程亲和性调用,每个执行单元将会分配给特定的逻辑核,以一个user-level等级的线程来运行。
定时器是通过CPU的时间戳计数器TSC或者通过mmap调用内核的HPET系统接口实现。
3.1.1. 初始化和运行¶
初始化部分从glibc的开始函数就执行了。 检查也在初始化过程中被执行,用于保证配置文件所选择的架构宏定义是本CPU所支持的,然后才开始调用main函数。 Core的初始化和运行时在rte_eal_init()接口上执行的(参考API文档)。它包括对pthread库的调用(更具体的说是 pthread_self(), pthread_create(), 和pthread_setaffinity_np()函数)。
Note
对象的初始化,例如内存区间、ring、内存池、lpm表或hash表等,必须作为整个程序初始化的一部分,在主逻辑核上完成。 创建和初始化这些对象的函数不是多线程安全的,但是,一旦初始化完成,这些对象本身可以作为安全线程运行。
3.1.2. 多进程支持¶
Linux下APP支持像多线程一样部署多进程运行模式,具体参考 Multi-process Support 。
3.1.3. 内存映射和内存分配¶
大量连续的物理内存分配时通过hugetlbfs内核文件系统来实现的。 EAL提供了相应的接口用于申请指定名字的连续内存空间。 这个API同时会将这段连续空间的地址返回给用户程序。
Note
内存申请时使用rte_malloc接口来做的,它也是hugetlbfs文件系统大页支持的。
3.1.4. Xen Dom0非大页运行支持¶
现存的内存管理是基于Linux内核的大页机制, 然而,Xen Dom0并不支持大页,所以要将一个新的内核模块rte_dom0_mem加载上,以便避开这个限制。
EAL使用IOCTL接口用于通告Linux内核模块rte_mem_dom0去申请指定大小的内存块,并从该模块中获取内存段的信息。 EAL使用MMAP接口来映射这段内存。 对于申请到的内存段,在其内的物理地址都是连续的,但是实际上,硬件地址只在2M内连续。
3.1.5. PCI 访问¶
EAL使用Linux内核提供的文件系统 /sys/bus/pci 来扫描PCI总线上的内容。 内核模块uio_pci_generic提供了/dev/uioX设备文件及/sys下对应的资源文件用于访问PCI设备。 DPDK特有的igb_uio模块也提供了相同的功能用于PCI设备的访问。 这两个驱动模块都用到了Linux内核提供的uio特性。
3.1.6. 逻辑核及共享变量¶
Note
逻辑核就是处理器的逻辑单元,有时候也称为硬件 线程。
共享变量是默认的做法。 每逻辑核变量的实现则是通过线程局部存储技术TLS来实现的,它提供了每个线程本地存储的功能。
3.1.7. 日志¶
EAL提供了日志信息接口。 默认的,在linux 应用程序中,日志信息被发送到syslog和concole中。 当然,用户可以通过使用不同的日志机制来代替DPDK的日志功能。
3.1.7.1. 跟踪与调试功能¶
Glibc中提供了一些调试函数用于打印堆栈信息。 Rte_panic函数可以产生一个SIG_ABORT信号,这个信号可以触发产生core文件,可以通过gdb来加载调试。
3.1.8. CPU 特性识别¶
EAL可以在运行时查询CPU状态(使用rte_cpu_get_feature()接口),用于决定哪个CPU可用。
3.1.9. 用户空间中断事件¶
- 主线程中的用户空间中断和警告处理
EAL创建一个主线程用于轮询UIO设备描述文件以检测中断。 可以通过EAL提供的函数为特定的中断事件注册/解注册回掉函数,回掉函数在主线程中被异步调用。 EAL同时也允许像NIC中断那样定时调用回掉函数。
Note
在DPDK的PMD中,主线程只对连接状态改变的中断处理,例如网卡的打开和关闭。
- RX 中断事件
PMD提供的报文收发程序并不只限制于自身轮询下执行。 为了缓解小吞吐量下轮询模式对CPU资源的浪费,暂停轮询并等待唤醒事件发生时一种有效的手段。 收包中断是这种场景的一种很好的选择,但也不是唯一的。
EAL提供了事件驱动模式相关的API。以Linux APP为例,其实现依赖于epoll技术。 每个线程可以监控一个epoll实例,而在实例中可以添加所有需要的wake-up事件文件描述符。 事件文件描述符创建并根据UIO/VFIO的说明来映射到制定的中断向量上。 对于BSD APP,可以使用kqueue来代替,但是目前尚未实现。
EAL初始化中断向量和事件文件描述符之间的映射关系,同时每个设备初始化中断向量和队列之间的映射关系, 这样,EAL实际上并不知道在指定向量上发生的中断,由设备驱动负责执行后面的映射。
Note
每个RX中断事件队列只支持VFIO模式,VFIO支持多个MSI-X向量。 在UIO中,收包中断和其他中断共享中断向量,因此,当RX中断和LSC(连接状态改变)中断同时发生时,只有前者生效。
RX中断由API(rte_eth_dev_rx_intr_*)来实现控制、使能、关闭。当PMD不支持时,这些API返回失败。Intr_conf.rxq标识用于打开每个设备的RX中断。
3.1.10. 黑名单¶
EAL PCI设备的黑名单功能是用于标识制定NIC端口,以便DPDK忽略该端口。 可以使用PCIe设备地址描述符(Domain:Bus:Device:Function)将对应端口标记为黑名单。
3.1.11. Misc功能¶
包括锁和原子操作(i686和x86-64架构)。
3.2. 内存段和内存区间¶
物理内存映射就是通过EAL的这个特性实现的。 物理内存块之间可能是不连续的,所有的内存通过一个内存描述符表进行管理,且每个描述符指向一块连续的物理内存。
基于此,内存区块分配器的作用就是保证分配到一块连续的物理内存。 这些区块被分配出来时会用一个唯一的名字来标识。
Rte_memzone描述符也在配置结构体中,可以通过rte_eal_get_configuration()接口来获取。 通过名字访问一个内存区块会返回对应内存区块的描述符。
内存分配可以从指定开始地址和对齐方式来分配(默认是cache line大小对齐),对齐一般是以2的次幂来的,并且不小于64字节对齐。 内存区可以是2M或是1G大小的内存页,这两者系统都支持。
3.3. 多线程¶
DPDK通常制定在core上跑线程以避免任务在核上切换的开销。 这有利于性能的提升,但不总是有效的,并且缺乏灵活性。
电源管理通过限制CPU的运行频率来提升CPU的工作效率。 当然,我们也可以通过充分利用CPU的空闲周期来提升效率。
通过使用cgroup技术,CPU的使用量可以很方便的分配,这也提供了新的方法来提升CPU性能, 但是这里有个前提,DPDK必须处理每个核多线程的上下文切换。
想要更多的灵活性,就要设置线程的CPU亲和性是对CPU集合而不是CPU了。
3.3.1. EAL pthread and lcore Affinity¶
The term “lcore” refers to an EAL thread, which is really a Linux/FreeBSD pthread. “EAL pthreads” are created and managed by EAL and execute the tasks issued by remote_launch. In each EAL pthread, there is a TLS (Thread Local Storage) called _lcore_id for unique identification. As EAL pthreads usually bind 1:1 to the physical CPU, the _lcore_id is typically equal to the CPU ID.
When using multiple pthreads, however, the binding is no longer always 1:1 between an EAL pthread and a specified physical CPU. The EAL pthread may have affinity to a CPU set, and as such the _lcore_id will not be the same as the CPU ID. For this reason, there is an EAL long option ‘–lcores’ defined to assign the CPU affinity of lcores. For a specified lcore ID or ID group, the option allows setting the CPU set for that EAL pthread.
- The format pattern:
- –lcores=’<lcore_set>[@cpu_set][,<lcore_set>[@cpu_set],...]’
‘lcore_set’ and ‘cpu_set’ can be a single number, range or a group.
A number is a “digit([0-9]+)”; a range is “<number>-<number>”; a group is “(<number|range>[,<number|range>,...])”.
If a ‘@cpu_set’ value is not supplied, the value of ‘cpu_set’ will default to the value of ‘lcore_set’.
For example, "--lcores='1,2@(5-7),(3-5)@(0,2),(0,6),7-8'" which means start 9 EAL thread; lcore 0 runs on cpuset 0x41 (cpu 0,6); lcore 1 runs on cpuset 0x2 (cpu 1); lcore 2 runs on cpuset 0xe0 (cpu 5,6,7); lcore 3,4,5 runs on cpuset 0x5 (cpu 0,2); lcore 6 runs on cpuset 0x41 (cpu 0,6); lcore 7 runs on cpuset 0x80 (cpu 7); lcore 8 runs on cpuset 0x100 (cpu 8).
Using this option, for each given lcore ID, the associated CPUs can be assigned. It’s also compatible with the pattern of corelist(‘-l’) option.
3.3.2. 非EAL的线程支持¶
可以在任何用户线程(non-EAL线程)上执行DPDK任务上下文。 在non-EAL线程中,_lcore_id 始终是 LCORE_ID_ANY,它标识一个no-EAL线程的有效、唯一的 _lcore_id。 一些库可能会使用一个唯一的ID替代,一些库将不受影响,有些库虽然能工作,但是会受到限制(如定时器和内存池库)。
所有这些影响将在 已知问题 章节中提到。
3.3.3. 公共线程API¶
DPDK为线程操作引入了两个公共API rte_thread_set_affinity()
和 rte_pthread_get_affinity()
。
当他们在任何线程上下文中调用时,将获取或设置线程本地存储(TLS)。
这些TLS包括 _cpuset 和 _socket_id:
- _cpuset 存储了与线程相关联的CPU位图。
- _socket_id 存储了CPU set所在的NUMA节点。如果CPU set中的cpu属于不同的NUMA节点, _socket_id 将设置为SOCKET_ID_ANY。
3.3.4. 已知问题¶
rte_mempool
rte_mempool在mempool中使用per-lcore缓存。对于non-EAL线程,
rte_lcore_id()
无法返回一个合法的值。 因此,当rte_mempool与non-EAL线程一起使用时,put/get操作将绕过默认的mempool缓存,这个旁路操作将造成性能损失。 结合rte_mempool_generic_put()
和rte_mempool_generic_get()
可以在non-EAL线程中使用用户拥有的外部缓存。rte_ring
rte_ring支持多生产者入队和多消费者出队操作。 然而,这是非抢占的,这使得rte_mempool操作都是非抢占的。
Note
“非抢占” 意味着:
- 在给定的ring上做入队操作的pthread不能被另一个在同一个ring上做入队的pthread抢占
- 在给定ring上做出对操作的pthread不能被另一个在同一ring上做出队的pthread抢占
绕过此约束则可能造成第二个进程自旋等待,知道第一个进程再次被调度为止。 此外,如果第一个线程被优先级较高的上下文抢占,甚至可能造成死锁。
这并不意味着不能使用它,简单讲,当同一个core上的多线程使用时,需要缩小这种情况。
- 它可以用于任一单一生产者或者单一消费者的情况。
- 它可以由多生产者/多消费者使用,要求调度策略都是SCHED_OTHER(cfs)。用户需要预先了解性能损失。
- 它不能被调度策略是SCHED_FIFO 或 SCHED_RR的多生产者/多消费者使用。
rte_timer
不允许在non-EAL线程上运行
rte_timer_manager()
。但是,允许在non-EAL线程上重置/停止定时器。rte_log
在non-EAL线程上,没有per thread loglevel和logtype,但是global loglevels可以使用。
misc
在non-EAL线程上不支持rte_ring, rte_mempool 和rte_timer的调试统计信息。
3.3.5. cgroup控制¶
以下是cgroup控件使用的简单示例,在同一个核心($CPU)上两个线程(t0 and t1)执行数据包I/O。 我们期望只有50%的CPU消耗在数据包IO操作上。
mkdir /sys/fs/cgroup/cpu/pkt_io mkdir /sys/fs/cgroup/cpuset/pkt_io echo $cpu > /sys/fs/cgroup/cpuset/cpuset.cpus echo $t0 > /sys/fs/cgroup/cpu/pkt_io/tasks echo $t0 > /sys/fs/cgroup/cpuset/pkt_io/tasks echo $t1 > /sys/fs/cgroup/cpu/pkt_io/tasks echo $t1 > /sys/fs/cgroup/cpuset/pkt_io/tasks cd /sys/fs/cgroup/cpu/pkt_io echo 100000 > pkt_io/cpu.cfs_period_us echo 50000 > pkt_io/cpu.cfs_quota_us
3.4. 内存申请¶
EAL提供了一个malloc API用于申请任意大小内存。
这个API的目的是提供类似malloc的功能,以允许从hugepage中分配内存并方便应用程序移植。 DPDK API参考手册 介绍了可用的功能。
通常,这些类型的分配不应该在数据面处理中进行,因为他们比基于池的分配慢,并且在分配和释放路径中使用了锁操作。 但是,他们可以在配置代码中使用。
更多信息请参阅 DPDK API参考手册 中rte_malloc()函数描述。
3.4.1. Cookies¶
当 CONFIG_RTE_MALLOC_DEBUG 开启时,分配的内存包括保护字段,这个字段用于帮助识别缓冲区溢出。
3.4.2. 对齐和NUMA约束¶
接口rte_malloc()传入一个对齐参数,该参数用于请求在该值的倍数上对齐的内存区域(这个值必须是2的幂)。
在支持NUMA的系统上,对rte_malloc()接口调用将返回在调用函数的core所在的插槽上分配的内存。 DPDK还提供了另一组API,以允许在NUMA插槽上直接显式分配内存,或者分配另一个NUAM插槽上的内存。
3.4.4. 内部实现¶
3.4.4.1. 数据结构¶
Malloc库中内部使用两种数据结构类型:
- struct malloc_heap - 用于在每个插槽上跟踪可用内存空间
- struct malloc_elem - 库内部分配和释放空间跟踪的基本要素
3.4.4.1.1. Structure: malloc_heap¶
数据结构malloc_heap用于管理每个插槽上的可用内存空间。 在内部,每个NUMA节点有一个堆结构,这允许我们根据此线程运行的NUMA节点为线程分配内存。 虽然这并不能保证在NUMA节点上使用内存,但是它并不比内存总是在固定或随机节点上的方案更糟。
堆结构及其关键字段和功能描述如下:
- lock - 需要锁来同步对堆的访问。 假定使用链表来跟踪堆中的可用空间,我们需要一个锁来防止多个线程同时处理该链表。
- free_head - 指向这个malloc堆的空闲结点链表中的第一个元素
Note
数据结构malloc_heap并不会跟踪使用的内存块,因为除了要再次释放他们之外,他们不会被接触,需要释放时,将指向块的指针作为参数传给fres函数。
3.4.4.1.2. Structure: malloc_elem¶
数据结构malloc_elem用作各种内存块的通用头结构。 它以三种不同的方式使用,如上图所示:
- 作为一个释放/申请内存的头部 – 正常使用
- 作为内存块内部填充头
- 作为内存结尾标记
结构中重要的字段和使用方法如下所述:
Note
如果一个字段没有上述三个用法之一的用处,则可以假设对应字段在该情况下具有未定义的值。 例如,对于填充头,只有 “state” 和 “pad”字段具有有效的值。
heap - 这个指针指向了该内存块从哪个堆申请。 它被用于正常的内存块,当他们被释放时,将新释放的块添加到堆的空闲列表中。
prev - 这个指针用于指向紧跟这当前memseg的头元素。当释放一个内存块时,该指针用于引用上一个内存块,检查上一个块是否也是空闲。 如果空闲,则将两个空闲块合并成一个大块。
next_free - 这个指针用于将空闲块列表连接在一起。 它用于正常的内存块,在
malloc()
接口中用于找到一个合适的空闲块申请出来,在free()
函数中用于将内存块添加到空闲链表。state - 该字段可以有三个可能值:
FREE
,BUSY
或PAD
。 前两个是指示正常内存块的分配状态,后者用于指示元素结构是在块开始填充结束时的虚拟结构,即,由于对齐限制,块内的数据开始的地方不在块本身的开始处。在这种情况下,pad头用于定位块的实际malloc元素头。
对于结尾的结构,这个字段总是
BUSY
,它确保没有元素在释放之后搜索超过 memseg的结尾以供其它块合并到更大的空闲块。pad - 这个字段为块开始处的填充长度。 在正常块头部情况下,它被添加到头结构的结尾,以给出数据区的开始地址,即在malloc上传回的地址。 在填充虚拟头部时,存储相同的值,并从虚拟头部的地址中减去实际块头部的地址。
size - 数据块的大小,包括头部本身。 对于结尾结构,这个大小需要指定为0,虽然从未使用。 对于正在释放的正常内存块,使用此大小值替代 “next” 指针,以标识下一个块的存储位置,在
FREE
情况下,可以合并两个空闲块。
3.4.4.2. 申请内存¶
On EAL initialization, all memsegs are setup as part of the malloc heap.
This setup involves placing a dummy structure at the end with BUSY
state,
which may contain a sentinel value if CONFIG_RTE_MALLOC_DEBUG
is enabled,
and a proper element header with FREE
at the start
for each memseg.
``FREE``元素被添加到malloc堆的空闲列表中。
当应用程序调用类似malloc功能的函数时,malloc函数将首先为调用线程索引 lcore_config
结构,并确定该线程的NUMA节点。
NUMA节点将作为参数传给 heap_alloc()``函数,用于索引 ``malloc_heap
结构数组。参与索引参数还有大小、类型、对齐方式和边界参数。
函数 heap_alloc()
将扫描堆的空闲链表,尝试找到一个适用于所请求的大小、对齐方式和边界约束的内存块。
当已经识别出合适的空闲元素时,将计算要返回给用户的指针。 紧跟在该指针之前的内存的高速缓存行填充了一个malloc_elem头部。 由于对齐和边界约束,在元素的开头和结尾可能会有空闲的空间,这将导致已下行为:
- 检查尾随空间。 如果尾部空间足够大,例如 > 128 字节,那么空闲元素将被分割。 否则,仅仅忽略它(浪费空间)。
- 检查元素开始处的空间。 如果起始处的空间很小, <=128 字节,那么使用填充头,这部分空间被浪费。 但是,如果空间很大,那么空闲元素将被分割。
从现有元素的末尾分配内存的优点是不需要调整空闲链表, 空闲链表中现有元素仅调整大小指针,并且后面的元素使用 “prev” 指针重定向到新创建的元素位置。
3.4.4.3. 释放内存¶
要释放内存,将指向数据区开始的指针传递给free函数。
从该指针中减去 malloc_elem
结构的大小,以获得内存块元素头部。
如果这个头部类型是 PAD
,那么进一步减去pad长度,以获得整个块的正确元素头。
从这个元素头中,我们获得指向块所分配的堆的指针及必须被释放的位置,以及指向前一个元素的指针,
并且通过size字段,可以计算下一个元素的指针。
这意味着我们永远不会有两个相邻的 FREE
内存块,因为他们总是会被合并成一个大的块。