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Nginx解决方案

惊群效应结论

  • 不管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等事件通知机制)。

  • 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。

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。

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。

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:

// 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;  
    spin_lock_irqsave(&q->lock, flags);  
    if (list_empty(&wait->task_list))  
    // 加入等待队列  
    __add_wait_queue_tail(q, wait);  
    set_current_state(state);  
    spin_unlock_irqrestore(&q->lock, flags);  }

唤醒阻塞的accept代码片段如下:

// 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; 
    }
    ...}

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。

因此在讨论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。

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。

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

// 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。

#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。

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 (

         NGX_SMP_LOCK  
    "    cmpxchgl  %3, %1;   "  
    "    sete      %0;       "

    : "=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。

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

Nginx解决方案之惊群效应

变量分析

// 如果使用了master worker,并且worker个数大于1 // 同时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。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

// 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;  
            }  
        }  
    }  }// 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);  }

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。

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

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。