Linux 惊群效应之 Nginx 解决方案

阅读数:395 2019 年 9 月 15 日 23:17

Linux惊群效应之Nginx解决方案

因为项目涉及到 Nginx 一些公共模块的使用,而且也想对惊群效应有个深入的了解,在整理了网上资料以及实践后,记录成文章以便复习巩固。

不管还是多进程还是多线程,都存在惊群效应,本篇文章使用多进程分析。
在 Linux2.6 版本之后,已经解决了系统调用 Accept 的惊群效应(前提是没有使用 select、poll、epoll 等事件机制)。
目前 Linux 已经部分解决了 epoll 的惊群效应(epoll 在 fork 之前),Linux2.6 是没有解决的。
epoll 在 fork 之后创建仍然存在惊群效应,Nginx 使用自己实现的互斥锁解决惊群效应。

1 惊群效应是什么?

惊群效应(thundering herd)是指多进程(多线程)在同时阻塞等待同一个事件的时候(休眠状态),如果等待的这个事件发生,那么他就会唤醒等待的所有进程(或者线程),但是最终却只能有一个进程(线程)获得这个时间的“控制权”,对该事件进行处理,而其他进程(线程)获取“控制权”失败,只能重新进入休眠状态,这种现象和性能浪费就叫做惊群效应。

2 惊群效应消耗了什么?

  • Linux 内核对用户进程(线程)频繁地做无效的调度、上下文切换等使系统性能大打折扣。上下文切换(context switch)过高会导致 cpu 像个搬运工,频繁地在寄存器和运行队列之间奔波,更多的时间花在了进程(线程)切换,而不是在真正工作的进程(线程)上面。直接的消耗包括 cpu 寄存器要保存和加载(例如程序计数器)、系统调度器的代码需要执行。间接的消耗在于多核 cache 之间的共享数据。

  • 为了确保只有一个进程(线程)得到资源,需要对资源操作进行加锁保护,加大了系统的开销。目前一些常见的服务器软件有的是通过锁机制解决的,比如 Nginx(它的锁机制是默认开启的,可以关闭);还有些认为惊群对系统性能影响不大,没有去处理,比如 lighttpd。

3 Linux 解决方案之 Accept

Linux 2.6 版本之前,监听同一个 socket 的进程会挂在同一个等待队列上,当请求到来时,会唤醒所有等待的进程。
Linux 2.6 版本之后,通过引入一个标记位 WQ_FLAG_EXCLUSIVE,解决掉了 Accept 惊群效应。

具体分析会在代码注释里面,accept 代码实现片段如下:

复制代码
// 当 accept 的时候,如果没有连接则会一直阻塞(没有设置非阻塞)
// 其阻塞函数就是:inet_csk_accept(accept 的原型函数)
struct sock *inet_csk_accept(struct sock *sk, int flags, int *err)
{
...
// 等待连接
error = inet_csk_wait_for_connect(sk, timeo);
...
}
static int inet_csk_wait_for_connect(struct sock *sk, long timeo)
{
...
for (;;) {
// 只有一个进程会被唤醒。
// 非 exclusive 的元素会加在等待队列前头,exclusive 的元素会加在所有非 exclusive 元素的后头。
prepare_to_wait_exclusive(sk_sleep(sk), &wait,TASK_INTERRUPTIBLE);
}
...
}
void prepare_to_wait_exclusive(wait_queue_head_t *q, wait_queue_t *wait, int state)
{
unsigned long flags;
// 设置等待队列的 flag 为 EXCLUSIVE,设置这个就是表示一次只会有一个进程被唤醒,我们等会就会看到这个标记的作用。
// 注意这个标志,唤醒的阶段会使用这个标志。
wait->flags |= WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
{1}
spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);
{1}
if (list_empty(&wait->task_list))
{1}
// 加入等待队列
{1}
__add_wait_queue_tail(q, wait);
{1}
set_current_state(state);
{1}
spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
{1}
}
{1}

唤醒阻塞的 accept 代码片段如下:

复制代码
// 当有 tcp 连接完成,就会从半连接队列拷贝 socket 到连接队列,这个时候我们就可以唤醒阻塞的 accept 了。
int tcp_v4_do_rcv(struct sock *sk, struct sk_buff *skb)
{
...
// 关注此函数
if (tcp_child_process(sk, nsk, skb)) {
rsk = nsk;
goto reset;
}
...
}
int tcp_child_process(struct sock *parent, struct sock *child, struct sk_buff *skb)
{
...
// Wakeup parent, send SIGIO 唤醒父进程
if (state == TCP_SYN_RECV && child->sk_state != state)
// 调用 sk_data_ready 通知父进程
// 查阅资料我们知道 tcp 中这个函数对应是 sock_def_readable
// 而 sock_def_readable 会调用 wake_up_interruptible_sync_poll 来唤醒队列
parent->sk_data_ready(parent, 0);
}
...
}
void __wake_up_sync_key(wait_queue_head_t *q, unsigned int mode, int nr_exclusive, void *key)
{
...
// 关注此函数
__wake_up_common(q, mode, nr_exclusive, wake_flags, key);
spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);
...
}
static void __wake_up_common(wait_queue_head_t *q, unsigned int mode, int nr_exclusive, int wake_flags, void *key)
{
...
// 传进来的 nr_exclusive 是 1
// 所以 flags & WQ_FLAG_EXCLUSIVE 为真的时候,执行一次,就会跳出循环
// 我们记得 accept 的时候,加到等待队列的元素就是 WQ_FLAG_EXCLUSIVE 的
list_for_each_entry_safe(curr, next, &q->task_list, task_list) {
unsigned flags = curr->flags;
if (curr->func(curr, mode, wake_flags, key)
&& (flags & WQ_FLAG_EXCLUSIVE) && !--nr_exclusive)
break;
}
...
}

4 Linux 解决方案之 Epoll

在使用 select、poll、epoll、kqueue 等 IO 复用时,多进程(线程)处理链接更加复杂。
在讨论 epoll 的惊群效应时候,需要分为两种情况:

  • epoll_create 在 fork 之前创建

  • epoll_create 在 fork 之后创建

epoll_create 在 fork 之前创建

与 accept 惊群的原因类似,当有事件发生时,等待同一个文件描述符的所有进程(线程)都将被唤醒,而且解决思路和 accept 一致。

为什么需要全部唤醒?因为内核不知道,你是否在等待文件描述符来调用 accept() 函数,还是做其他事情(信号处理,定时事件)。

此种情况惊群效应已经被解决。

epoll_create 在 fork 之后创建

epoll_create 在 fork 之前创建的话,所有进程共享一个 epoll 红黑数。
如果我们只需要处理 accept 事件的话,貌似世界一片美好了。但是 epoll 并不是只处理 accept 事件,accept 后续的读写事件都需要处理,还有定时或者信号事件。

当连接到来时,我们需要选择一个进程来 accept,这个时候,任何一个 accept 都是可以的。当连接建立以后,后续的读写事件,却与进程有了关联。一个请求与 a 进程建立连接后,后续的读写也应该由 a 进程来做。

当读写事件发生时,应该通知哪个进程呢?epoll 并不知道,因此,事件有可能错误通知另一个进程,这是不对的。所以一般在每个进程(线程)里面会再次创建一个 epoll 事件循环机制,每个进程的读写事件只注册在自己进程的 epoll 种。

我们知道 epoll 对惊群效应的修复,是建立在共享在同一个 epoll 结构上的。epoll_create 在 fork 之后执行,每个进程有单独的 epoll 红黑树,等待队列,ready 事件列表。因此,惊群效应再次出现了。有时候唤醒所有进程,有时候唤醒部分进程,可能是因为事件已经被某些进程处理掉了,因此不用在通知另外还未通知到的进程了。

5 Nginx 解决方案之锁的设计

首先我们要知道在用户空间进程间锁实现的原理,起始原理很简单,就是能弄一个让所有进程共享的东西,比如 mmap 的内存,比如文件,然后通过这个东西来控制进程的互斥。

nginx 中使用的锁是自己来实现的,这里锁的实现分为两种情况,一种是支持原子操作的情况,也就是由 NGX_HAVE_ATOMIC_OPS 这个宏来进行控制的,一种是不支持原子操作,这是是使用文件锁来实现。

锁结构体

  • 如果支持原子操作,则我们可以直接使用 mmap,然后 lock 就保存 mmap 的内存区域的地址

  • 如果不支持原子操作,则我们使用文件锁来实现,这里 fd 表示进程间共享的文件句柄,name 表示文件名

复制代码
typedef struct {
#if (NGX_HAVE_ATOMIC_OPS)
ngx_atomic_t *lock;
#else
ngx_fd_t fd;
u_char *name;
#endif
} ngx_shmtx_t;

原子锁创建

复制代码
// 如果支持原子操作的话,非常简单,就是将共享内存的地址付给 loc 这个域
ngx_int_t ngx_shmtx_create(ngx_shmtx_t *mtx, void *addr, u_char *name)
{
mtx->lock = addr;
return NGX_OK;
}

原子锁获取

  • trylock,它是非阻塞的,也就是说它会尝试的获得锁,如果没有获得的话,它会直接返回错误。

  • lock,它也会尝试获得锁,而当没有获得他不会立即返回,而是开始进入循环然后不停的去获得锁,知道获得。不过 nginx 这里还有用到一个技巧,就是每次都会让当前的进程放到 cpu 的运行队列的最后一位,也就是自动放弃 cpu。

原子锁实现

  • 如果系统库支持的情况,此时直接调用 OSAtomicCompareAndSwap32Barrier,即 CAS。
复制代码
#define ngx_atomic_cmp_set(lock, old, new)
OSAtomicCompareAndSwap32Barrier(old, new, (int32_t *) lock)
  • 如果系统库不支持这个指令的话,nginx 自己还用汇编实现了一个。
复制代码
static ngx_inline ngx_atomic_uint_t ngx_atomic_cmp_set(ngx_atomic_t *lock, ngx_atomic_uint_t old,
ngx_atomic_uint_t set)
{
u_char res;
__asm__ volatile (
{1}
{1}
{1}
NGX_SMP_LOCK
{1}
" cmpxchgl %3, %1; "
{1}
" sete %0; "
{1}
{1}
{1}
: "=a" (res) : "m" (*lock), "a" (old), "r" (set) : "cc", "memory");
return res;
}

原子锁释放

unlock 比较简单,和当前进程 id 比较,如果相等,就把 lock 改为 0, 说明放弃这个锁。

复制代码
#define ngx_shmtx_unlock(mtx) (void) ngx_atomic_cmp_set((mtx)->lock, ngx_pid, 0)

6 Nginx 解决方案之惊群效应

变量分析

复制代码
// 如果使用了 master worker,并且 worker 个数大于 1, 并且配置文件里面有设置使用 accept_mutex. 的话,设置 ngx_use_accept_mutex
if (ccf->master && ccf->worker_processes > 1 && ecf->accept_mutex)
{
ngx_use_accept_mutex = 1;
// 下面这两个变量后面会解释。
ngx_accept_mutex_held = 0;
ngx_accept_mutex_delay = ecf->accept_mutex_delay;
} else {
ngx_use_accept_mutex = 0;
}
  • ngx_use_accept_mutex 这个变量,如果有这个变量,说明 nginx 有必要使用 accept 互斥体,这个变量的初始化在 ngx_event_process_init 中。

  • ngx_accept_mutex_held 表示当前是否已经持有锁。

  • ngx_accept_mutex_delay 表示当获得锁失败后,再次去请求锁的间隔时间,这个时间可以在配置文件中设置的。

复制代码
ngx_accept_disabled = ngx_cycle->connection_n / 8
- ngx_cycle->free_connection_n;
  • ngx_accept_disabled,这个变量是一个阈值,如果大于 0, 说明当前的进程处理的连接过多。

是否使用锁

复制代码
// 如果有使用 mutex,则才会进行处理。
if (ngx_use_accept_mutex)
{
// 如果大于 0, 则跳过下面的锁的处理,并减一。
if (ngx_accept_disabled > 0) {
ngx_accept_disabled--;
} else {
// 试着获得锁,如果出错则返回。
if (ngx_trylock_accept_mutex(cycle) == NGX_ERROR) {
return;
}
// 如果 ngx_accept_mutex_held 为 1, 则说明已经获得锁,此时设置 flag,这个 flag 后面会解释。
if (ngx_accept_mutex_held) {
flags |= NGX_POST_EVENTS;
} else {
// 否则,设置 timer,也就是定时器。接下来会解释这段。
if (timer == NGX_TIMER_INFINITE
|| timer > ngx_accept_mutex_delay) {
timer = ngx_accept_mutex_delay;
}
}
}
}

NGX_POST_EVENTS 标记,设置了这个标记就说明当 socket 有数据被唤醒时,我们并不会马上 accept 或者说读取,而是将这个事件保存起来,然后当我们释放锁之后,才会进行 accept 或者读取这个句柄。

复制代码
// 如果 ngx_posted_accept_events 不为 NULL,则说明有 accept event 需要 nginx 处理。
if (ngx_posted_accept_events) {
ngx_event_process_posted(cycle, &ngx_posted_accept_events);
}

如果没有设置 NGX_POST_EVENTS 标记的话,nginx 会立即 accept 或者读取句柄定时器,这里如果 nginx 没有获得锁,并不会马上再去获得锁,而是设置定时器,然后在 epoll 休眠 (如果没有其他的东西唤醒). 此时如果有连接到达,当前休眠进程会被提前唤醒,然后立即 accept。

否则,休眠 ngx_accept_mutex_delay 时间,然后继续 try lock。

获取锁来解决惊群

复制代码
ngx_int_t ngx_trylock_accept_mutex(ngx_cycle_t *cycle)
{
// 尝试获得锁
if (ngx_shmtx_trylock(&ngx_accept_mutex)) {
// 如果本来已经获得锁,则直接返回 Ok
if (ngx_accept_mutex_held
&& ngx_accept_events == 0
&& !(ngx_event_flags & NGX_USE_RTSIG_EVENT))
{
return NGX_OK;
}
// 到达这里,说明重新获得锁成功,因此需要打开被关闭的 listening 句柄。
if (ngx_enable_accept_events(cycle) == NGX_ERROR) {
ngx_shmtx_unlock(&ngx_accept_mutex);
return NGX_ERROR;
}
ngx_accept_events = 0;
// 设置获得锁的标记。
ngx_accept_mutex_held = 1;
return NGX_OK;
}
// 如果我们前面已经获得了锁,然后这次获得锁失败
// 则说明当前的 listen 句柄已经被其他的进程锁监听
// 因此此时需要从 epoll 中移出调已经注册的 listen 句柄
// 这样就很好的控制了子进程的负载均衡
if (ngx_accept_mutex_held) {
if (ngx_disable_accept_events(cycle) == NGX_ERROR) {
return NGX_ERROR;
}
// 设置锁的持有为 0.
ngx_accept_mutex_held = 0;
}
return NGX_OK;
}

如上代码,当一个连接来的时候,此时每个进程的 epoll 事件列表里面都是有该 fd 的。抢到该连接的进程先释放锁,在 accept。没有抢到的进程把该 fd 从事件列表里面移除,不必再调用 accept,造成资源浪费。
同时由于锁的控制 (以及获得锁的定时器),每个进程都能相对公平的 accept 句柄,也就是比较好的解决了子进程负载均衡。

本文转载自公众号滴滴技术(ID:didi_tech)。

原文链接:

https://mp.weixin.qq.com/s/W012KqLlCvf38u_sbXkM3g

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