Linux 内核中reuseport 的演进示例分析

SO_REUSEPORT选项在Linux 3.9被引入内核，在这之前也有一个很像的选项SO_REUSEADDR。

如果你不太清楚这两者的区别和联系，建议搜索 How do SO_REUSEADDR and SO_REUSEPORT differ?。

如果不想读，那么下面这一节算是为懒人准备的。

SO_REUSEADDR 与 SO_REUSEPORT 是什么?

TCP/UDP用五元组唯一标识一个连接。

任何时候，两条连接的五元组都不能完全相同，否则当收到一个报文时，协议栈没办法判断它是属于哪个连接的。

五元组{, , , , }

五元组里，protocol在创建socket时确定，和在bind()时确定，和在connect()时确定。

当然，bind()和connect()在一些时候并不需要显式使用，不过这不在本文的讨论范围里。

那么，如果对socket设置了SO_REUSEADDR和SO_REUSEPORT选项，它们什么时候起作用呢？

答案是bind()，也就在确定和时。

不同操作系统内核对待SO_REUSEADDR和SO_REUSEPORT的行为有少许差异，但它们都源自BSD。

因此，接下来就以BSD的实现为标准进行说明。

SO_REUSEADDR

假设我现在需要bind()将socketA绑定到A:X，将socketB绑定到B:Y(不考虑X=0或者Y=0，因为0表示让内核自动分配端口，一定不会冲突)。

如果X!=Y，那么无论A和B的关系如何，两个bind()都会成功。但如果X==Y，那么结果会是下面这样:

SO_REUSEADDR       socketA        socketB       Result---------------------------------------------------------------------  ON/OFF       192.168.0.1:21   192.168.0.1:21    Error (EADDRINUSE)  ON/OFF       192.168.0.1:21      10.0.0.1:21    OK  ON/OFF          10.0.0.1:21   192.168.0.1:21    OK   OFF             0.0.0.0:21   192.168.1.0:21    Error (EADDRINUSE)   OFF         192.168.1.0:21       0.0.0.0:21    Error (EADDRINUSE)   ON              0.0.0.0:21   192.168.1.0:21    OK   ON          192.168.1.0:21       0.0.0.0:21    OK  ON/OFF           0.0.0.0:21       0.0.0.0:21    Error (EADDRINUSE)

第一列表示是否设置SO_REUSEADDR``注，最后一列表示后绑定的socket是否能绑定成功。

注：这里设置的对象是指后绑定的socket(也就是说不关心前一个是否设置)

可以看出，BSD的实现中SO_REUSEADDR可以让一个使用通配地址(0.0.0.0)，一个使用指定地址(192.168.1.0)的socket同时绑定成功。

SO_REUSEADDR还有一种应用情景：在TCP中存在一个TIME_WAIT状态，它是指主动关闭的一端最后停留的阶段。

假设socketA绑定到A:X，在完成TCP通信后主动使用close()，进入TIME_WAIT，此时，如果socketB也去绑定A:X，那么同样会得到 EADDRINUSE错误，但如果socketB设置了SO_REUSEADDR，那么就可以绑定成功。

SO_REUSEPORT

如果理解了SO_REUSEADDR，那么SO_REUSEPORT就很好理解了，它让两个socket可以绑定完全相同的“。

SO_REUSEPORT       socketA        socketB       Result---------------------------------------------------------------------    ON         192.168.0.1:21   192.168.0.1:21    OK

提醒一下，以上的结果都是BSD的结果，Linux内核有一些不一样的地方，具体表现为

• 3.9版本支持SO_REUSEPORT，作为Server的TCP Socket一旦绑定到了具体的端口，启动了LISTEN，即使它之前设置过SO_REUSEADDR, 也不会生效。这一点Linux比BSD更加严格

SO_REUSEADDR       socketA        socketB       Result---------------------------------------------------------------------    ON/OFF      192.168.0.1:21   0.0.0.0:21    Error (EADDRINUSE)

• 3.9版本之前,作为Client的Socket，SO_REUSEADDR选项具有BSD中的SO_REUSEPORT的效果。这一点Linux又比BSD更加宽松。

SO_REUSEADDR      socketA            socketB           Result---------------------------------------------------------------------    ON        192.168.0.2:55555   192.168.0.2:55555      OK

Linux中reuseport的演进

Linux

下面看看具体是怎么做的:  内核socket使用skc_reuse字段表示是否设置了SO_REUSEADDR

 struct sock_common {         unsigned char        skc_reuse;    }int sock_setsockopt(struct socket *sock, int level, int optname,...{    ......    case SO_REUSEADDR:     sk->sk_reuse = (valbool ? SK_CAN_REUSE : SK_NO_REUSE);     break;}

inet_bind_bucket表示一个绑定的端口。

struct inet_bind_bucket {        unsigned short        port;    signed short        fastreuse;    int            num_owners;    struct hlist_node    node;    struct hlist_head    owners;};

上面结构中的fastreuse表示该端口是否支持共享，所有共享该端口的socket挂到owner成员上。在用户使用bind()时，内核使用TCP:inet_csk_get_port(),UDP:udp_v4_get_port()来绑定端口。

tb_found:    if (!hlist_empty(&tb->owners)) {        ......        if (tb->fastreuse > 0 &&            sk->sk_reuse && sk->sk_state != TCP_LISTEN &&            smallest_size == -1) {            goto success;

所以，当该端口支持共享，且socket也设置了SO_REUSEADDR并且不为LISTEN状态时，此次bind()可以成功。

3.9 =

3.9版本内核增加了对SO_REUSEPORT的支持，listener可以绑定到相同的“了。

这个时候，当Server收到Client发送的SYN报文时，会选择其中一个socket进行响应。

具体到实现，3.9版本扩展了sock_common，将原来记录skc_reuse进行了拆分.

struct sock_common {     unsigned short        skc_family;     volatile unsigned char    skc_state;-    unsigned char        skc_reuse;+    unsigned char        skc_reuse:4;+    unsigned char        skc_reuseport:4;@@ int sock_setsockopt(struct socket *sock, int level, int optname,     case SO_REUSEADDR:         sk->sk_reuse = (valbool ? SK_CAN_REUSE : SK_NO_REUSE);         break;+    case SO_REUSEPORT:+        sk->sk_reuseport = valbool;+        break;

然后对inet_bind_bucket也相应进行了扩展

struct inet_bind_bucket {          unsigned short        port;-    signed short        fastreuse;+    signed char        fastreuse;+    signed char        fastreuseport;+    kuid_t            fastuid;

而在绑定端口时，增加了一个队reuseport的通过条件

tb_found:         if (sk->sk_reuse == SK_FORCE_REUSE)             goto success;-        if (tb->fastreuse > 0 &&-            sk->sk_reuse && sk->sk_state != TCP_LISTEN &&+        if (((tb->fastreuse > 0 &&+              sk->sk_reuse && sk->sk_state != TCP_LISTEN) ||+             (tb->fastreuseport > 0 &&+              sk->sk_reuseport && uid_eq(tb->fastuid, uid)))              && smallest_size == -1) {               goto success;

而当Client的SYN报文到达时，Server会首先根据本地端口(SYN报文的“)计算出一条hash冲突链，然后遍历该链表上的所有Socket，根据四元组匹配程度进行打分；

如果使能了reuseport，那么可能有多个Socket都将拿到最高分，此时内核将随机选择一个进行后续处理。

struct sock *__inet_lookup_listener(struct......){    struct sock *sk, *result;    unsigned int hash = inet_lhashfn(net, hnum);    struct inet_listen_hashbucket *ilb = &hashinfo->listening_hash[hash]; // 根据本地端口找到hash冲突链        result = NULL;    hiscore = 0;    sk_nulls_for_each_rcu(sk, node, &ilb->head) {        score = compute_score(sk, net, hnum, daddr, dif); // 根据匹配程度进行打分        if (score > hiscore) {            result = sk;            hiscore = score;            reuseport = sk->sk_reuseport;            if (reuseport) {                phash = inet_ehashfn(net, daddr, hnum,                             saddr, sport);                matches = 1;                             // 如果是reuseport 则累计多少个socket满足            }        } else if (score == hiscore && reuseport) {            matches++;            if (reciprocal_scale(phash, matches) == 0)                result = sk;            phash = next_pseudo_random32(phash);        }    }        return result;}

举个栗子，假设内核有4条listening socket的hash冲突链，然后用户建立了4个Server：A、B、C、D，监听的地址和端口如下图所示，A和B使能了SO_REUSEPORT。

冲突链是以端口为Key的，因此A、B、D会挂到同一条冲突链上。

如果此时收到对端一个SYN报文，那么内核会遍历listening_hash[0]，为上面的7个socket进行打分，而由于B监听的是精确的地址，所以B的得分会比A高，内核最终选择出一个SocketB进行后续处理。

4.5

从上面的例子可以看出，当收到SYN报文时，内核一定会遍历一条完整hash冲突链，为每一个socket进行打分，这稍微有些多余。

因此，在4.5版本中，内核引入了reuseport groups，它将绑定到同一个IP和Port，并且设置了SO_REUSEPORT选项的socket组织到一个group内部。

--- a/include/net/sock.h+++ b/include/net/sock.h@@ -318,6 +318,7 @@ struct cg_proto;   *    @sk_error_report: callback to indicate errors (e.g. %MSG_ERRQUEUE)   *    @sk_backlog_rcv: callback to process the backlog   *    @sk_destruct: called at sock freeing time, i.e. when all refcnt == 0+  *    @sk_reuseport_cb: reuseport group container  */ struct sock {     /*@@ -453,6 +454,7 @@ struct sock {     int            (*sk_backlog_rcv)(struct sock *sk,                           struct sk_buff *skb);     void                    (*sk_destruct)(struct sock *sk);+    struct sock_reuseport __rcu    *sk_reuseport_cb; };

这个特性在4.5版本只支持UDP,而在4.6版本开始支持TCP(patch)。

这样在查找listen socket时，内核将不用再遍历整个冲突链，而是在找到一个合格的socket时，如果它设置了SO_REUSEPORT，就直接找到它所属的reuseport group,从中选择一个进行后续处理。

@@ -215,6 +217,7 @@ struct sock *__inet_lookup_listener(struct net *net,     unsigned int hash = inet_lhashfn(net, hnum);     struct inet_listen_hashbucket *ilb = &hashinfo->listening_hash[hash];     int score, hiscore, matches = 0, reuseport = 0;+    bool select_ok = true;     u32 phash = 0;      rcu_read_lock();@@ -230,6 +233,15 @@ begin:             if (reuseport) {                 phash = inet_ehashfn(net, daddr, hnum,                              saddr, sport);+                if (select_ok) {+                    struct sock *sk2;+                    sk2 = reuseport_select_sock(sk, phash,+                                    skb, doff);+                    if (sk2) {+                        result = sk2;+                        goto found;+                    }+                }                 matches = 1;             }         }