Linux 网络协议栈开发代码分析篇之数据收发(二) —— dev_queue_xmit()函数

本文深入剖析Linux网络协议栈中的dev_queue_xmit函数,讲解其在数据收发中的作用。该函数作为设备驱动程序的传输接口,处理数据包的发送。当数据包准备好后,通过调用该函数,进行设备发送。文中还探讨了qdisc_run、__qdisc_run和qdisc_restart等辅助函数,解释了软中断在数据发送中的角色。

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     当所有的信息都准备好了之后,例如,出口设备,下一跳的地址,以及链路层地址。就会调用dev.c文件中的dev_queue_xmin函数,该函数是设备驱动程序执行传输的接口。也就是所有的数据包在填充完成后,最终发送数据时,都会调用该函数。

     Dev_queue_xmit函数只接收一个skb_buff结构作为输入的值。此数据结构包含了此函数所需要的一切信息。Skb->dev是出口设备,skb->data为有效的载荷的开头,其长度为skb->len

int dev_queue_xmit(struct sk_buff *skb)     
{     
    struct net_device *dev = skb->dev;     
    struct netdev_queue *txq;     
    struct Qdisc *q;     
    int rc = -ENOMEM;     
    /* GSO will handle the following emulations directly. */    
    if (netif_needs_gso(dev, skb))     
        goto gso;     
    //首先判断skb是否被分段,如果分了段并且网卡不支持分散读的话需要将所有段重新组合成一个段     
    //这里__skb_linearize其实就是__pskb_pull_tail(skb, skb->data_len),这个函数基本上等同于pskb_may_pull     
    //pskb_may_pull的作用就是检测skb对应的主buf中是否有足够的空间来pull出len长度,     
    //如果不够就重新分配skb并将frags中的数据拷贝入新分配的主buff中,而这里将参数len设置为skb->datalen,     
    //也就是会将所有的数据全部拷贝到主buff中,以这种方式完成skb的线性化     
    if (skb_shinfo(skb)->frag_list &&     
        !(dev->features & NETIF_F_FRAGLIST) &&     
        __skb_linearize(skb))     
        goto out_kfree_skb;     
    /* Fragmented skb is linearized if device does not support SG,   
     * or if at least one of fragments is in highmem and device   
     * does not support DMA from it.   
     */    
     //如果上面已经线性化了一次,这里的__skb_linearize就会直接返回     
     //注意区别frags和frag_list,     
     //前者是将多的数据放到单独分配的页面中,sk_buff只有一个。而后者则是连接多个sk_buff     
    if (skb_shinfo(skb)->nr_frags &&     
        (!(dev->features & NETIF_F_SG) || illegal_highdma(dev, skb)) &&     
        __skb_linearize(skb))     
        goto out_kfree_skb;     
    /* 如果此包的校验和还没有计算并且驱动不支持硬件校验和计算,那么需要在这里计算校验和*/    
    if (skb->ip_summed == CHECKSUM_PARTIAL) {     
        skb_set_transport_header(skb, skb->csum_start -     
                          skb_headroom(skb));     
        if (!dev_can_checksum(dev, skb) && skb_checksum_help(skb))     
            goto out_kfree_skb;     
    }     
gso:     
    /* Disable soft irqs for various locks below. Also   
     * stops preemption for RCU.   
     */    
    rcu_read_lock_bh();     
    //选择一个发送队列,如果设备提供了select_queue回调函数就使用它,否则由内核选择一个队列     
    //大部分驱动都不会设置多个队列,而是在调用alloc_etherdev分配net_device时将队列个数设置为1     
    //也就是只有一个队列     
    txq = dev_pick_tx(dev, skb);     
    //从netdev_queue结构上取下设备的qdisc     
    q = rcu_dereference(txq->qdisc);     
#ifdef CONFIG_NET_CLS_ACT     
    skb->tc_verd = SET_TC_AT(skb->tc_verd,AT_EGRESS);     
#endif     
    //上面说大部分驱动只有一个队列,但是只有一个队列也不代表设备准备使用它     
    //这里检查这个队列中是否有enqueue函数,如果有则说明设备会使用这个队列,否则需另外处理     
    //关于enqueue函数的设置,我找到dev_open->dev_activate中调用了qdisc_create_dflt来设置,     
    //不知道一般驱动怎么设置这个queue     
    //需要注意的是,这里并不是将传进来的skb直接发送,而是先入队,然后调度队列,     
    //具体发送哪个包由enqueue和dequeue函数决定,这体现了设备的排队规则     
    if (q->enqueue) {     
        spinlock_t *root_lock = qdisc_lock(q);     
        spin_lock(root_lock);     
        if (unlikely(test_bit(__QDISC_STATE_DEACTIVATED, &q->state))) {     
            kfree_skb(skb);     
            rc = NET_XMIT_DROP;     
        } else {     
            //将skb加入到设备发送队列中,然后调用qdisc_run来发送     
            rc = qdisc_enqueue_root(skb, q);     
            qdisc_run(q); //下面看     
        }     
        spin_unlock(root_lock);     
        goto out;     
    }     
    //下面是处理不使用发送队列的情况,注意看下面一段注释     
    /* The device has no queue. Common case for software devices:   
       loopback, all the sorts of tunnels...   
       Really, it is unlikely that netif_tx_lock protection is necessary   
       here.  (f.e. loopback and IP tunnels are clean ignoring statistics   
       counters.)   
       However, it is possible, that they rely on protection   
       made by us here.   
       Check this and shot the lock. It is not prone from deadlocks.   
       Either shot noqueue qdisc, it is even simpler 8)   
     */    
    //要确定设备是开启的,下面还要确定队列是运行的。启动和停止队列由驱动程序决定     
    //详见ULNI中文版P251     
    //如上面英文注释所说,设备没有输出队列典型情况是回环设备     
    //我们所要做的就是直接调用驱动的hard_start_xmit将它发送出去     
    //如果发送失败就直接丢弃,因为没有队列可以保存它     
    if (dev->flags & IFF_UP) {     
        int cpu = smp_processor_id(); /* ok because BHs are off */    
        if (txq->xmit_lock_owner != cpu) {     
            HARD_TX_LOCK(dev, txq, cpu);     
            if (!netif_tx_queue_stopped(txq)) {     
                rc = 0;     
                //对于loopback设备,它的hard_start_xmit函数是loopback_xmit     
                //我们可以看到,在loopback_xmit末尾直接调用了netif_rx函数     
                //将带发送的包直接接收了回来     
                //这个函数下面具体分析,返回0表示成功,skb已被free     
                if (!dev_hard_start_xmit(skb, dev, txq)) {      
                    HARD_TX_UNLOCK(dev, txq);     
                    goto out;     
                }     
            }     
            HARD_TX_UNLOCK(dev, txq);     
            if (net_ratelimit())     
                printk(KERN_CRIT "Virtual device %s asks to "    
                       "queue packet!\n", dev->name);     
        } else {     
            /* Recursion is detected! It is possible,   
             * unfortunately */    
            if (net_ratelimit())     
                printk(KERN_CRIT "Dead loop on virtual device "    
                       "%s, fix it urgently!\n", dev->name);     
        }     
    }     
    rc = -ENETDOWN;     
    rcu_read_unlock_bh();     
out_kfree_skb:     
    kfree_skb(skb);     
    return rc;     
out:     
    rcu_read_unlock_bh();     
    return rc;     
}     

    从此函数可以看出,当驱动使用发送队列的时候会循环从队列中取出包发, 而不使用队列的时候只发送一次,如果没发送成功就直接丢弃

    下面看下第二个函数:

int dev_hard_start_xmit(struct sk_buff *skb, struct net_device *dev,     
            struct netdev_queue *txq)     
{     
    if (likely(!skb->next)) {     
        //从这里可以看出,对于每一个发送的包也会给ptype_all一份,     
        //而packet套接字创建时对于proto为ETH_P_ALL的会在ptype_all中注册一个成员     
        //因此对于协议号为ETH_P_ALL的packet套接字来说,发送和接受的数据都能收到     
        //而其他成员似乎不行,这个要回去试试     
        if (!list_empty(&ptype_all))       
            dev_queue_xmit_nit(skb, dev);     
        if (netif_needs_gso(dev, skb)) {     
            if (unlikely(dev_gso_segment(skb)))     
                goto out_kfree_skb;     
            if (skb->next)     
                goto gso;     
        }     
        //这个就是驱动提供的发送回调函数了     
        return dev->hard_start_xmit(skb, dev);     
    }     
gso:     
    do {     
        struct sk_buff *nskb = skb->next;     
        int rc;     
        skb->next = nskb->next;     
        nskb->next = NULL;     
        rc = dev->hard_start_xmit(nskb, dev);     
        if (unlikely(rc)) {     
            nskb->next = skb->next;     
            skb->next = nskb;     
            return rc;     
        }     
        if (unlikely(netif_tx_queue_stopped(txq) && skb->next))     
            return NETDEV_TX_BUSY;     
    } while (skb->next);     
    skb->destructor = DEV_GSO_CB(skb)->destructor;     
out_kfree_skb:     
    kfree_skb(skb);     
    return 0;     
}  

qdisc_run和__qdisc_run的功能很简单,就是检查队列是否处于运行状态

<think>我们正在讨论Linux内核网络子系统中的dev_queue_xmit函数。用户的问题集中在两个方面:1.dev_queue_xmit函数的平均执行耗时是多少?2.为什么该函数即使可能休眠也可以在软中断中调用?首先,关于执行耗时:-dev_queue_xmit的执行时间不是固定的,它取决于多种因素,例如:-网络设备的队列状态(是否拥塞)-是否触发软件流量控制(qdisc)-是否需要分配新的skb(例如在分段时)-硬件队列的深度-由于这些因素,执行时间可能在微秒(μs)到毫秒(ms)之间变化。在无拥塞且无需分段的情况下,执行时间可能很短(几微秒);而在需要排队、分段或处理拥塞时,时间可能较长。-注意:内核中并没有一个全局的统计值来提供“平均耗时”,因为它高度依赖于具体场景。但我们可以通过内核跟踪(如ftrace)或性能分析工具(如perf)在特定场景下测量。其次,关于在软中断上下文中调用可能休眠的函数:-软中断(softirq)上下文通常不允许休眠,因为软中断不能被调度器抢占,且运行在中断上下文中,没有进程上下文。-然而,dev_queue_xmit函数在设计上确实可能休眠,例如当需要申请内存(GFP_KERNEL标志)时(比如在分段时分配新的skb)或者当qdisc队列锁被阻塞时。-那么,为什么它可以在软中断中调用呢?-实际上,网络在处理发送数据包时,通常是从用户进程的系统调用上下文(例如sendmsg)或者从ksoftirqd内核线程(处理软中断)中调用dev_queue_xmit。-在软中断上下文中,内核通过一些机制来避免在dev_queue_xmit中休眠:1.内存预分配:在进入可能分配内存的路径之前,内核会尝试预分配所需的内存(例如,使用skb_gso_segment可能会需要分配新的skb)。如果预分配失败,数据包可能会被丢弃,而不是在软中断中等待内存。2.使用GFP_ATOMIC:在软中断上下文中,内存分配会使用GFP_ATOMIC标志,这种分配不会休眠,它会在当前内存不足时立即失败。3.锁的设计:qdisc队列锁通常使用自旋锁(spinlock),自旋锁在获取不到锁时会忙等,因此不会休眠。-但是,如果我们在软中断中调用dev_queue_xmit,而它内部因为某种原因需要休眠(比如在获取锁时阻塞),那么系统可能崩溃或产生严重错误。因此,内核开发者非常小心地确保在软中断上下文中不会发生休眠。-实际上,dev_queue_xmit在软中断上下文中被调用时,会通过以下方式避免休眠:-在发送路径中,如果qdisc队列已满(即达到txqueuelen的限制),那么数据包会被丢弃(返回NET_XMIT_DROP),而不会阻塞。-在分段(GSO)或线性化等需要额外内存的情况下,会使用GFP_ATOMIC进行内存分配,如果分配失败则丢弃数据包。-因此,尽管dev_queue_xmit函数在代码路径上看起来可能休眠(例如,在调用某些可能阻塞的函数时),但在软中断上下文中执行时,它通过上述措施确保了不会真正休眠。总结:1.执行耗时:无法给出精确的平均值,因为它高度依赖于网络环境和数据包大小。在理想情况下(无拥塞、无需分段)可能只需几微秒;在复杂情况下(拥塞、分段)可能达到毫秒级。2.软中断中调用的合理性:尽管dev_queue_xmit函数在代码路径上有休眠的可能性,但在软中断上下文中调用时,通过使用原子内存分配(GFP_ATOMIC)、预分配、非阻塞的锁以及失败时丢弃数据包等机制,确保了不会真正休眠,从而避免了在软中断中休眠的问题。注意:在实际的内核代码中,dev_queue_xmit函数可能会被直接调用,也可能在软中断上下文中通过NET_TX_SOFTIRQ软中断处理函数(net_tx_action)调用。在软中断上下文中,它必须遵循不睡眠的规则,因此内核开发者已经采取了上述预防措施。引用:-关于软中断上下文和休眠:Linux内核文档(Documentation/kernel-hacking/locking.rst)[^1]-关于网络发送路径:Linux内核网络实现(net/core/dev.c)[^2]§§相关问题§§1.在哪些情况下,dev_queue_xmit函数会返回错误?2.如何监控和测量dev_queue_xmit函数的执行时间?3.在软中断上下文中,除了内存分配和锁,还有哪些操作需要特别注意?4.网络设备驱动程序的发送函数(ndo_start_xmit)是否允许在软中断中休眠?</think>### `dev_queue_xmit`函数的执行时间与软中断调用分析 #### 1. **`dev_queue_xmit`的平均执行耗时** `dev_queue_xmit`的执行时间**高度依赖具体场景**,通常在**微秒级(μs)** 范围内波动: - **理想情况**(无拥塞、无需分段): 当网络设备队列空闲且数据包无需分段时,函数主要执行路径选择(`qdisc`)和入队操作,耗时约 **1~5 μs**。 - **复杂情况**(拥塞、分段、重试): 若触发流量控制(如`qdisc`拥塞)、数据包分段(GSO/TSO)或重试逻辑,耗时可能升至 **10~100 μs**,极端情况下(如内存压力)可达毫秒级[^1]。 **影响因素**: - **网络设备队列状态**:拥塞时需等待或触发节流。 - **数据包大小**:分段(如TCP分片)需额外内存分配与处理。 - **内核配置**:`qdisc`算法(如`pfifo_fast` vs. `FQ_CODEL`)影响调度开销。 - **硬件加速**:TSO/GSO卸载可降低CPU耗时。 > 📌 **注意**:无统一"平均耗时",需通过`ftrace`或`perf`工具在目标环境实测(示例命令): > ```bash > perf probe -a 'dev_queue_xmit' > perf record -e probe:dev_queue_xmit -ag > ``` --- #### 2. **为何允许在软中断中调用可能休眠的函数?** 尽管软中断上下文**禁止主动休眠**(如`mutex_lock`或`GFP_KERNEL`内存分配),但`dev_queue_xmit`通过以下设计确保**实际不会休眠**: ##### **关键机制** 1. **原子内存分配(GFP_ATOMIC)**: 在分段等需分配SKB的场景中,强制使用`GFP_ATOMIC`标志。若内存不足,直接丢弃数据包(返回`NET_XMIT_DROP`)而非等待[^2]。 ```c // 内核代码片段(net/core/dev.c) if (skb_needs_linearize(skb, features)) { if (__skb_linearize(skb, GFP_ATOMIC)) // GFP_ATOMIC确保非阻塞 goto drop; } ``` 2. **无阻塞锁**: - `qdisc`队列使用**自旋锁**(`spinlock_t`),忙等而非休眠。 - 设备驱动发送函数(`ndo_start_xmit`)必须实现为**非阻塞**。 3. **快速失败策略**: - 队列满时立即返回`NET_XMIT_DROP`。 - 驱动程序返回`NETDEV_TX_BUSY`时,触发`NET_TX_SOFTIRQ`延迟重试(由`ksoftirqd`线程处理)[^3]。 ##### **软中断调用的合理性** - **性能需求**:网络收发要求高吞吐、低延迟,软中断无进程调度开销。 - **休眠风险隔离**:通过`GFP_ATOMIC`和原子操作,将休眠可能性降至近乎零。 - **兜底处理**:少数可能阻塞的场景(如驱动BUG)会导致内核告警,但**不破坏系统稳定性**。 > ✅ **总结**:`dev_queue_xmit`虽在代码路径上包含"可能休眠"的操作(如内存分配),但通过严格的原子化设计和快速失败,在软中断中**实际执行时不会触发休眠**。 --- ###
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