大家好，我是二哥。
本篇 3700 字，阅读大概需要 20 分钟，下面是内容概览。
上一篇《利用eBPF实现socket level重定向》，二哥从整体上介绍了 eBPF 的一个应用场景 socket level redirect：如果一台机器上有两个进程需要通过 loopback 设备相互收发数据，我们可以利用 ebpf 在发送进程端将需要发送的数据跳过本机的底层 TCP/IP 协议栈，直接交给目的进程的 socket，从而缩短数据在内核的处理路径和时间。
这个流程如图 1 所示。本篇我们来详细看下图 1 右侧在内核里的实现细节。
图 1：利用 ebpf 进行 socket level redirect，从而跳过 TCP/IP 协议栈和 lo 设备
先来一张全局图，我们再依次剖析这张图上面的关键知识点。
图 2：利用 ebpf 进行 socket level redirect 全局细节图
我们的故事从图 3 所示的插入 bpf_sock_ops 到 sock hash map 开始。这里给出一些代码片段，完整可编译、可执行的代码位于 https://github.com/LanceHBZhang/socket-acceleration-with-ebpf 。另外，完整的 ebpf 程序的安装过程还涉及到 cgroup，我就不展开来讲这个话题了。
下面代码中用到一种特殊的 map 类型：BPF_MAP_TYPE_HASH，也即本文提及的 sock_hash。在它里面存储的是 KV 类型数据，而 value 实际对应的是数据结构 struct bpf_sock_ops。除了存储 bpf_sock_ops，在这类 map 上还可以 attach 一个用户编写的 sk_msg 类型的 bpf 程序，以便来查找接收数据的 socket，attach 语句请参考 github 代码。
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void bpf_sock_ops_ipv4(struct bpf_sock_ops *skops)
{
struct sock_key key = {};
int ret;
extract_key4_from_ops(skops, &key);
ret = sock_hash_update(skops, &sock_ops_map, &key, BPF_NOEXIST);
if (ret != 0) {
printk("sock_hash_update() failed, ret: %d\n", ret);
}
printk("sockmap: op %d, port %d --> %d\n",
skops->op, skops->local_port, bpf_ntohl(skops->remote_port));
}
__section("sockops")
int bpf_sockmap(struct bpf_sock_ops *skops)
{
switch (skops->op) {
case BPF_SOCK_OPS_PASSIVE_ESTABLISHED_CB:
case BPF_SOCK_OPS_ACTIVE_ESTABLISHED_CB:
if (skops->family == 2) { //AF_INET
bpf_sock_ops_ipv4(skops);
}
break;
default:
break;
}
return 0;
}当我们通过 attach 一种 sock_ops 类型的 bpf 函数，即下面代码中的 bpf_sockmap()，到 cgroupv2 的根路径后，当发生一些 socket 事件，如主动建立连接或者被动建立连接等，这个时候 bpf 函数 bpf_sockmap() 将会被调用。这个过程如图 3 执行点 1.1 所示，更具体地说 1.1 发生的事情就是三次握手（SYN / SYNC-ACK / ACK），既然是三次握手，当然是与通信双方都有关系，所以 bpf_sockmap() 函数里 bpf_sock_ops_ipv4(skops) 会被调用两次 。
bpf_sockmap() 所做的事情非常简单：以 source ip / source port / dest ip / dest port / family 为 key ，将 struct bpf_sock_ops 对象放入到 sock_hash 中。这个过程如图 3 执行点 1.2 所示。为了表示 bpf_sockmap() 与 ebpf 有关，我特意在 1.2 处画出了 ebpf 的 logo。
上述代码中 sock_hash_update() 函数调用看起来是在更新 sock_has map，其实它在内核中所做的事情更重要：精准动态替换 TCP 协议相关函数。
图 3：插入 sock 到 sock_hash map
如果大家关注过内核协议栈相关数据结构的话，一定会碰到如下图所示的几个关键角色：struct file / struct socket / struct sock / struct proto 。
其中 socket 如同设计模式里常用的转接器（adaptor），一方面它适配了面向应用层的 struct file ，另一方面又通过引用 struct sock 的方式串联起网络协议栈。
仔细看这张图，我们会发现 struct sock 才是灵魂，你从它所包含的内容就能窥得一二了。struct sock 里有一个非常关键地方：对 Networking protocol 的引用，也即你看到的 sk_prot 。为什么说它关键呢？因为 sk_prot 作为一个指针所指向的结构体 tcp_prot 包含了一系列对 TCP 协议至关重要的函数，包括本文需要重点关注的 recvmsg 和 sendmsg 。从它们的名字你也能看出来它们的使用场景：用于 TCP 层接收和发送数据。
当然除了 struct tcp_prot ，sk_prot 还可能指向 struct udp_prot / ping_prot / raw_prot 。
图 4：file / socket / sock / operations（图片来源：开发内功修炼公众号）
那 ebpf 在这里面干了啥事呢？非常的巧妙，它把 struct proto 里面的 recvmsg / sendmsg 等函数动态替换掉了。比如把 recvmsg 由原来的 tcp_recvmsg 替换成了 tcp_bpf_recvmsg ，而把 tcp_sendmsg 替换为 tcp_bpf_sendmsg 。
static void tcp_bpf_rebuild_protos(struct proto prot[TCP_BPF_NUM_CFGS], struct proto *base)
{
prot[TCP_BPF_BASE] = *base;
prot[TCP_BPF_BASE].close = sock_map_close;
prot[TCP_BPF_BASE].recvmsg = tcp_bpf_recvmsg;
prot[TCP_BPF_BASE].sock_is_readable = sk_msg_is_readable;
prot[TCP_BPF_TX] = prot[TCP_BPF_BASE];
prot[TCP_BPF_TX].sendmsg = tcp_bpf_sendmsg;
prot[TCP_BPF_TX].sendpage = tcp_bpf_sendpage;
prot[TCP_BPF_RX] = prot[TCP_BPF_BASE];
prot[TCP_BPF_RX].recvmsg = tcp_bpf_recvmsg_parser;
prot[TCP_BPF_TXRX] = prot[TCP_BPF_TX];
prot[TCP_BPF_TXRX].recvmsg = tcp_bpf_recvmsg_parser;
}
static int __init tcp_bpf_v4_build_proto(void)
{
tcp_bpf_rebuild_protos(tcp_bpf_prots[TCP_BPF_IPV4], &tcp_prot);
return 0;
}
late_initcall(tcp_bpf_v4_build_proto);
int tcp_bpf_update_proto(struct sock *sk, struct sk_psock *psock, bool restore)
{
// ...
/* Pairs with lockless read in sk_clone_lock() */
WRITE_ONCE(sk->sk_prot, &tcp_bpf_prots[family][config]);
return 0;
}单纯的替换其实谈不上巧妙，二哥说巧妙是因为这里的替换是“精准动态替换”。
首先为啥叫精准替换呢？你想啊，不是每个服务都需要通过 loopback 来进行本机进程间通信的，另外即使进程间通信是通过这种方式，也不是每一种场景都需要使用到我们这里说的 socket level redirect ，所以替换操作不能广撒网，只能在需要的时候替换。所谓“动态替换”也即不是在编译内核的时候就直接替换掉了，而是在有需要的时候。
那这个“需要的时候”到底是什么时候呢？
答案是将 bpf_sock_ops 存储到 sock_hash 的时候，也即图 3 所涉及到过程。当系统函数 bpf_sock_hash_update 被调用时，内核会调用位于 net/core/sock_map.c 中的 sock_hash_update_common 函数，在它的调用链中完成了替换函数 tcp_bpf_update_proto() 的调用。实际的替换结果是 sk->sk_prot 保存了替换后的版本，也即 tcp_bpf_prots[family][config]，而 tcp_bpf_prots 则在很早的时候就已经初始化好了。
强调一遍，这里的替换操作仅仅与确实需要用到 socket level redirect 的 sock 有关，不会影响到其它 sock，当然被替换的 sock 其实是一对，你一定猜到了，图 3 中 envoy 进程和 Process B 各有一个自己的 sock 参与了这次通信过程，故而它们自己的 recvmsg / sendmsg 都需要被替换掉。
在图 3 中，我们还能看到独立于 TX queue 和 RX queue 的新 queue：ingress_msg。通信双方的 socket 层都各有一个这样的 queue 。queue 里面暂存的数据用结构体 struct sk_msg 表示，sk_msg 包含了我们之前非常熟悉的 skb ，我们略过它的具体定义。在下文讲述数据发送和接收流程中我们会看到 ingress_msg queue 是如何发挥作用的。
这个 queue 位于结构体 struct sk_psock {} 里面。同样被包含在 sk_psock 里面的，还有它的小伙伴 sock / eval / cork 等。
内核代码里面我们会看到大量的 psock->eval 这样的语句，即为对 sk_psock 的读写。另外你看这个结构体里面还有函数指针 psock_update_sk_prot ，它所指向的即为上一节所说的函数 tcp_bpf_update_proto() 。
struct sk_psock {
struct sock *sk;
struct sock *sk_redir;
u32 apply_bytes;
u32 cork_bytes;
u32 eval;
struct sk_msg *cork;
struct sk_psock_progs progs;
#if IS_ENABLED(CONFIG_BPF_STREAM_PARSER)
struct strparser strp;
#endif
struct sk_buff_head ingress_skb;
struct list_head ingress_msg;
spinlock_t ingress_lock;
unsigned long state;
struct list_head link;
spinlock_t link_lock;
refcount_t refcnt;
void (*saved_unhash)(struct sock *sk);
void (*saved_close)(struct sock *sk, long timeout);
void (*saved_write_space)(struct sock *sk);
void (*saved_data_ready)(struct sock *sk);
int (*psock_update_sk_prot)(struct sock *sk, struct sk_psock *psock, bool restore);
struct proto *sk_proto;
struct mutex work_mutex;
struct sk_psock_work_state work_state;
struct work_struct work;
struct rcu_work rwork;
}在和 Process B 成功建立起 TCP 连接后，进程 envoy 开始写数据了，如图 5 中 2.1 所示。
正常情况下， write() 系统调用所传递的数据最终会由 tcp_sendmsg() 来进行 TCP 层的处理。不过还记得在“精准动态替换 prot” 一节我们提到 tcp_sendmsg() 已经被替换成 tcp_bpf_sendmsg() 了吗？所以这里的主角其实是 tcp_bpf_sendmsg() 。
图 5：发送数据流程
我在图 5 中画出了 tcp_bpf_sendmsg() 所干的几件重要的事情：
ebpf 程序其实需要老早就需要准备好，并 attach 到 sock_hash 上（再一次，这个过程请参考前文所附 github 代码）。
程序的入口非常简单：bpf_redir()。它同样从 struct sk_msg_md 里面提取出 source ip / source port / dest ip / dest port / family ，并以其为 key 到 sock_hash 里面找到需要重定向的目标，也即通信对端的 struct sock，并将其存放于 psock->sk_redir 处。
static inline
void extract_key4_from_msg(struct sk_msg_md *msg, struct sock_key *key)
{
key->sip4 = msg->remote_ip4;
key->dip4 = msg->local_ip4;
key->family = 1;
key->dport = (bpf_htonl(msg->local_port) >> 16);
key->sport = FORCE_READ(msg->remote_port) >> 16;
}
__section("sk_msg")
int bpf_redir(struct sk_msg_md *msg)
{
struct sock_key key = {};
extract_key4_from_msg(msg, &key);
msg_redirect_hash(msg, &sock_ops_map, &key, BPF_F_INGRESS);
return SK_PASS;
}代码中 msg_redirect_hash() 这个名字有点误导人。乍一看还以为是在这里就完成了重定向过程。其实它只干了 map 查找和确认是否允许重定向这两个操作，真正的好戏还在后头。它的代码不长，我直接全部贴在这里了。
BPF_CALL_4(bpf_msg_redirect_hash, struct sk_msg *, msg, struct bpf_map *, map, void *, key, u64, flags)
{
struct sock *sk;
if (unlikely(flags & ~(BPF_F_INGRESS)))
return SK_DROP;
sk = __sock_hash_lookup_elem(map, key);
if (unlikely(!sk || !sock_map_redirect_allowed(sk)))
return SK_DROP;
msg->flags = flags;
msg->sk_redir = sk;
return SK_PASS;
}在这里，我们第一次看到 ingress_msg queue 的使用场景。
struct sk_psock {} 里面有一个成员叫 eval ，从这个关键词大概就能猜到它与评估结果有关，那评估的对象是谁呢？就是 2.3 处所需要执行的 ebpf 程序。2.3 处的执行结果会放到 psock->eval 里面供后面使用。
执行结果有三种：__SK_PASS / __SK_REDIRECT / __SK_DROP 。当 psock->eval 等于我们重点关注的 __SK_REDIRECT 时，就开始了执行点 2.4 的过程：将 sk_msg 放到 psock->ingress_msg 这个 queue 里面。
需要注意的是，这个地方的 psock 还是位于发送端，也即它是属于 envoy 进程的，那自然这个 ingress_msg queue 也是属于 envoy 进程的。
在执行点 2.4 把 sk_msg 放到 psock->ingress_msg 之后，内核没有继续往下调用其它函数，而是选择通过 schedule_work(&psock->work) 拉起了一个异步 task，并结束了发送数据的流程。
这样的选择搭配 queue 非常的合理：一是为了效率，不能让发送端（envoy）一直等待；二是为了解耦，通过 queue 来解开发送端和接收端的耦合；三是为了匹配接收端（Process B）的处理速度，进程 B 可能这个时候正好在处理其它事项来不及消费 skb。
上一节执行点 2.5 我们说到，发送数据流程最终启动了一个异步 task 。到这里为止结束了发送数据流程，而从这里也开始了接收数据的流程。整个流程涉及到的关键步骤我画在图 6 里面了：执行点 3.1 / 3.2 / 4.1 / 4.2 。
图 6：接收数据流程
异步 task 的切入口是函数 sk_psock_backlog() ，而它首先做的事情是拿到 envoy 所使用的 psock 指针，进而不断地从 psock->ingress_skb 里面取出 sk_msg 进行消费。
下面代码中 struct sk_psock *psock = container_of(work, struct sk_psock, work) 即为通过 work 拿到 psock 的逻辑，一个简单又不失优雅的过程。
static void sk_psock_backlog(struct work_struct *work)
{
struct sk_psock *psock = container_of(work, struct sk_psock, work);
struct sk_psock_work_state *state = &psock->work_state;
struct sk_buff *skb = NULL;
//...
//...
while ((skb = skb_dequeue(&psock->ingress_skb))) {
//...
start:
ingress = skb_bpf_ingress(skb);
skb_bpf_redirect_clear(skb);
do {
ret = -EIO;
if (!sock_flag(psock->sk, SOCK_DEAD))
ret = sk_psock_handle_skb(psock, skb, off,
len, ingress);
//...
} while (len);
if (!ingress)
kfree_skb(skb);
}
end:
mutex_unlock(&psock->work_mutex);
}我们看上面代码里面 skb_dequeue(&psock->ingress_skb) 这一行。它其实消费的是发送端 psock 里面的数据，也即 sk_msg，那消费的结果是什么呢？其实非常简单，在执行点 3.2 把 sk_msg 塞到了接收端的 psock->ingress_msg queue 里面了。
其实你也看出来了，这一步结束后，这个新拉起的 task 也就完成了它的使命。
好了，如果你耐心地看到这个地方，大概也能猜到接下来发生什么了。执行点 4.1 处所调用的 read() 操作其实对应到 TCP 协议里面的 recvmsg 函数。recvmsg 只是一个指向函数的指针，真正的函数实现是 tcp_bpf_recvmsg() 。在文首“精准动态替换”那节，二哥已经铺垫过啦。
你再回头看下图 2 ，会发现二哥在图中从 tcp_bpf_sendmsg() 以及 tcp_bpf_recvmsg() 分别拉了一条虚线到 tcp_sendmsg() 和 tcp_recvmsg()。我管 tcp_sendmsg() 和 tcp_recvmsg() 叫备胎。因为 tcp_bpf_sendmsg() 以及 tcp_bpf_recvmsg() 在处理一些异常情况时就直接走老路了。
static int tcp_bpf_recvmsg(struct sock *sk, struct msghdr *msg, size_t len,
int nonblock, int flags, int *addr_len)
{
// ...
psock = sk_psock_get(sk);
if (unlikely(!psock))
return tcp_recvmsg(sk, msg, len, nonblock, flags, addr_len);
}
图 7：备胎 tcp_sendmsg() 和 tcp_recvmsg()
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