前面我介绍过google对内核协议栈的patch，RPS,它主要是为了软中断的负载均衡，这次继续来介绍google 的对RPS的增强path RFS(receive flow steering),RPS是把软中断map到对应cpu，而这个时候还会有另外的性能影响，那就是如果应用程序所在的cpu和软中断处理的cpu不是同一个，此时对于cpu cache的影响会很大。 这里要注意，在kernel 的2.6.35中 这两个patch已经加入了。

ok,先来描述下它是怎么做的，其实这个补丁很简单，想对于rps来说就是添加了一个cpu的选择，也就是说我们需要根据应用程序的cpu来选择软中断需要被处理的cpu。这里做法是当调用recvmsg的时候，应用程序的cpu会被存储在一个hash table中，而索引是根据socket的rxhash进行计算的。而这个rxhash就是RPS中计算得出的那个skb的hash值.

可是这里会有一个问题，那就是当多个线程或者进程读取相同的socket的时候，此时就会导致cpu id不停的变化，从而导致大量的OOO的数据包(这是因为cpu id变化，导致下面软中断不停的切换到不同的cpu，此时就会导致大量的乱序的包).

而RFS是如何解决这个问题的呢，它做了两个表rps_sock_flow_table和rps_dev_flow_table，其中第一个rps_sock_flow_table是一个全局的hash表，这个表针对socket的，映射了socket对应的cpu，这里的cpu就是应用层期待软中断所在的cpu。

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struct rps_sock_flow_table {
	  
unsigned int mask;
  
//hash表
	  
u16 ents[0];
  
};

可以看到它有两个域，其中第一个是掩码，用于来计算hash表的索引，而ents就是保存了对应socket的cpu。

然后是rps_dev_flow_table,这个是针对设备的，每个设备队列都含有一个rps_dev_flow_table(这个表主要是保存了上次处理相同链接上的skb所在的cpu),这个hash表中每一个元素包含了一个cpu id，一个tail queue的计数器，这个值是一个很关键的值，它主要就是用来解决上面大量OOO的数据包的问题的，它保存了当前的dev flow table需要处理的数据包的尾部计数。接下来我们会详细分析这个东西。

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struct netdev_rx_queue {
	  
struct rps_map *rps_map;
  
//每个设备的队列保存了一个rps_dev_flow_table
	  
struct rps_dev_flow_table *rps_flow_table;
	  
struct kobject kobj;
	  
struct netdev_rx_queue *first;
	  
atomic_t count;
  
} ____cacheline_aligned_in_smp;

struct rps_dev_flow_table {
	  
unsigned int mask;
	  
struct rcu_head rcu;
	  
struct work_struct free_work;
  
//hash表
	  
struct rps_dev_flow flows[0];
  
};

struct rps_dev_flow {
	  
u16 cpu;
	  
u16 fill;
  
//tail计数。
	  
unsigned int last_qtail;
  
};

首先我们知道，大量的OOO的数据包的引起是因为多个进程同时请求相同的socket，而此时会导致这个socket对应的cpu id不停的切换，然后软中断如果不做处理，只是简单的调度软中断到不同的cpu，就会导致顺序的数据包被分发到不同的cpu，由于是smp，因此会导致大量的OOO的数据包，而在RFS中是这样解决这个问题的，在soft_net中添加了2个域,input_queue_head和input_queue_tail，然后在设备队列中添加了rps_flow_table，而rps_flow_table中的元素rps_dev_flow包含有一个last_qtail，RFS就通过这3个域来控制乱序的数据包。

这里为什么需要3个值呢，这是因为每个cpu上的队列的个数input_queue_tail是一直增加的，而设备每一个队列中的flow table对应的skb则是有可能会被调度到另外的cpu，而dev flow table的last_qtail表示当前的flow table所需要处理的数据包队列(backlog queue)的尾部队列计数,也就是说当input_queue_head大于等于它的时候说明当前的flow table可以切换了，否则的话不能切换到进程期待的cpu。

不过这里还要注意就是最好能够绑定进程到指定的cpu(配合rps和rfs的参数设置)，这样的话，rfs和rps的效率会更好，所以我认为像erlang这种在rfs和rps下性能应该提高非常大的.

下面就是softnet_data 的结构。

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struct softnet_data {
	  
struct Qdisc *output_queue;
	  
struct Qdisc **output_queue_tailp;
	  
struct list_head poll_list;
	  
struct sk_buff *completion_queue;
	  
struct sk_buff_head process_queue;

/\* stats \*/
	  
unsigned int processed;
	  
unsigned int time_squeeze;
	  
unsigned int cpu_collision;
	  
unsigned int received_rps;

#ifdef CONFIG_RPS
	  
struct softnet_data *rps_ipi_list;

/\* Elements below can be accessed between CPUs for RPS \*/
	  
struct call_single_data csd ____cacheline_aligned_in_smp;
	  
struct softnet_data *rps_ipi_next;
	  
unsigned int cpu;
  
//最关键的两个域
	  
unsigned int input_queue_head;
	  
unsigned int input_queue_tail;
  
#endif
	  
unsigned dropped;
	  
struct sk_buff_head input_pkt_queue;
	  
struct napi_struct backlog;
  
};

接下来我们来看代码，来看内核是如何实现的，先来看inet_recvmsg,也就是调用rcvmsg时，内核会调用的函数,这个函数比较简单，就是多加了一行代码sock_rps_record_flow,这个函数主要是将本socket和cpu设置到rps_sock_flow_table这个hash表中。

首先要提一下，这里这两个flow table的初始化都是放在sys中初始化的，不过sys部分相关的代码我就不分析了，因为具体的逻辑和原理都是在协议栈部分实现的。

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int inet_recvmsg(struct kiocb \*iocb, struct socket \*sock, struct msghdr *msg,
		   
size_t size, int flags)
  
{
	  
struct sock *sk = sock->sk;
	  
int addr_len = 0;
	  
int err;
  
//设置hash表
	  
sock_rps_record_flow(sk);

err = sk->sk_prot->recvmsg(iocb, sk, msg, size, flags & MSG_DONTWAIT,
				     
flags & ~MSG_DONTWAIT, &addr_len);
	  
if (err >= 0)
		  
msg->msg_namelen = addr_len;
	  
return err;
  
}

然后就是rps_record_sock_flow，这个函数主要是得到全局的rps_sock_flow_table，然后调用rps_record_sock_flow来对rps_sock_flow_table进行设置，这里会将socket的sk_rxhash传递进去当作hash的索引，而这个sk_rxhash其实就是skb里面的rxhash，skb的rxhash就是rps中设置的hash值，这个值是根据四元组进行hash的。这里用这个当索引一个是为了相同的socket都能落入一个index。而且下面的软中断上下文也比较容易存取这个hash表。

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struct rps_sock_flow_table *rps_sock_flow_table __read_mostly;
  
static inline void sock_rps_record_flow(const struct sock *sk)
  
{
  
#ifdef CONFIG_RPS
	  
struct rps_sock_flow_table *sock_flow_table;

rcu_read_lock();
	  
sock_flow_table = rcu_dereference(rps_sock_flow_table);
  
//设置hash表
	  
rps_record_sock_flow(sock_flow_table, sk->sk_rxhash);
	  
rcu_read_unlock();
  
#endif
  
}

其实所有的事情都是rps_record_sock_flow中做的

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static inline void rps_record_sock_flow(struct rps_sock_flow_table *table,
					  
u32 hash)
  
{
	  
if (table && hash) {
  
//获取索引。
		  
unsigned int cpu, index = hash & table->mask;

/\* We only give a hint, preemption can change cpu under us \*/
  
//获取cpu
		  
cpu = raw_smp_processor_id();
  
//保存对应的cpu,如果等于当前cpu，则说明已经设置过了。
		  
if (table->ents[index] != cpu)
  
//否则设置cpu
			  
table->ents[index] = cpu;
	  
}
  
}

上面是进程上下文做的事情，也就是设置对应的进程所期待的cpu，它用的是rps_sock_flow_table，而接下来就是软中断上下文了，rfs这个patch主要的工作都是在软中断上下文做的。不过看这里的代码之前最好能够了解下RPS补丁，因为RFS就是对rps做了一点小改动。

主要是两个函数，第一个是enqueue_to_backlog，这个函数我们知道是用来将skb挂在到对应cpu的input queue上的，这里我们就关注他的一个函数就是input_queue_tail_incr_save，他就是更新设备的input_queue_tail以及softnet_data的input_queue_tail。

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if (skb_queue_len(&sd->input_pkt_queue)) {
  
enqueue:
			  
__skb_queue_tail(&sd->input_pkt_queue, skb);
  
//这个函数更新对应设备的rps_dev_flow_table中的input_queue_tail以及dev flow table的last_qtail
			  
input_queue_tail_incr_save(sd, qtail);
			  
rps_unlock(sd);
			  
local_irq_restore(flags);
			  
return NET_RX_SUCCESS;
		  
}

第二个是get_rps_cpu，这个函数我们知道就是得到软中断应该运行的cpu，这里我们就看RFS添加的部分,这里它是这样计算的，首先会得到两个flow table，一个是sock_flow_table,另一个是设备的rps_flow_table(skb对应的设备队列中对应的flow table)，这里的逻辑是这样子的取出来两个cpu，一个是根据rps计算数据包前一次被调度过的cpu(tcpu)，一个是应用程序期望的cpu(next_cpu)，然后比较这两个值，如果 1 tcpu未设置(等于RPS_NO_CPU） 2 tcpu是离线的 3 tcpu的input_queue_head大于rps_flow_table中的last_qtail 的话就调度这个skb到next_cpu.

而这里第三点input_queue_head大于rps_flow_table则说明在当前的dev flow table中的数据包已经发送完毕，否则的话为了避免乱序就还是继续使用tcpu.

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got_hash:
	  
flow_table = rcu_dereference(rxqueue->rps_flow_table);
	  
sock_flow_table = rcu_dereference(rps_sock_flow_table);
	  
if (flow_table && sock_flow_table) {
		  
u16 next_cpu;
		  
struct rps_dev_flow *rflow;
  
//得到flow table
		  
rflow = &flow_table->flows[skb->rxhash & flow_table->mask];
		  
tcpu = rflow->cpu;
  
/得到next_cpu
		  
next_cpu = sock_flow_table->ents[skb->rxhash &
		      
sock_flow_table->mask];

//条件
		  
if (unlikely(tcpu != next_cpu) &&
		      
(tcpu == RPS_NO_CPU || !cpu_online(tcpu) ||
		       
((int)(per_cpu(softnet_data, tcpu).input_queue_head –
		        
rflow->last_qtail)) >= 0)) {
  
//设置tcpu
			  
tcpu = rflow->cpu = next_cpu;
			  
if (tcpu != RPS_NO_CPU)
  
//更新last_qtail
				  
rflow->last_qtail = per_cpu(softnet_data,
				      
tcpu).input_queue_head;
		  
}
		  
if (tcpu != RPS_NO_CPU && cpu_online(tcpu)) {
			  
*rflowp = rflow;
  
//设置返回cpu，以供软中断重新调度
			  
cpu = tcpu;
			  
goto done;
		  
}
	  
}
  
………………………………

最后我们来分析下第一次数据包到达协议栈而应用程序还没有调用rcvmsg读取数据包，此时会发生什么问题，当第一次进来时tcpu是RPS_NO_CPU,并且next_cpu也是RPS_NO_CPU，此时会导致跳过rfs处理，而是直接使用rps的处理,也就是上面代码的紧接着的部分,下面这段代码前面rps时已经分析过了，这里就不分析了。

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map = rcu_dereference(rxqueue->rps_map);
	  
if (map) {
		  
tcpu = map->cpus[((u64) skb->rxhash * map->len) >> 32];

if (cpu_online(tcpu)) {
			  
cpu = tcpu;
			  
goto done;
		  
}
	  
}