Linux经典的几款收包引擎
本文枚举四个较量经典的 Linux 收包引擎，若是尚有其他你以为ok的可以留言。这四个划分是：
libpcap/libpcap-mmap
PF_RING
DPDK
xdp
libpcap
libpcap的包捕获机制是在数据链路层增添一个旁路处置惩罚，不滋扰系统自身的网路协议栈的处置惩罚，对发送和吸收的数据包通过Linux内核做过滤缓和冲处置惩罚，最后直接转达给上层应用程序。
数据包抵达网卡装备。
网卡装备依据设置举行DMA操作。（ 「第1次拷贝」 ：网卡寄存器->内核为网卡分派的缓冲区ring buffer）
网卡发送中止，叫醒处置惩罚器。
驱动软件从ring buffer中读取，填充内核skbuff结构（ 「第2次拷贝」 ：内核网卡缓冲区ring buffer->内核专用数据结构skbuff）
接着挪用netif_receive_skb函数：
5.1 若是有抓包程序，由网络分接口进入BPF过滤器，将规则匹配的报文拷贝到系统内核缓存 （ 「第3次拷贝」 ）。BPF为每一个要求效劳的抓包程序关联一个filter和两个buffer。BPF分派buffer 且通常情形下它的额度是4KB the store buffer 被使用来吸收来自适配器的数据；the hold buffer被使用来拷贝包到应用程序。
5.2 处置惩罚数据链路层的桥接功效；
5.3 凭证skb->protocol字段确定上层协议并提交给网络层处置惩罚，进入网络协议栈，举行高层处置惩罚。
libpcap绕过了Linux内核收包流程中协议栈部分的处置惩罚，使得用户空间API可以直接挪用套接字PF_PACKET从链路层驱动程序中获得数据报文的拷贝，将其从内核缓冲区拷贝至用户空间缓冲区（ 「第4次拷贝」 ）
libpcap-mmap
libpcap-mmap是对旧的libpcap实现的刷新，新版本的libpcap基本都接纳packet_mmap机制。PACKET_MMAP通过mmap，镌汰一次内存拷贝（ 「第4次拷贝没有了」 ），镌汰了频仍的系统挪用，大大提高了报文捕获的效率。
PF_RING
我们看到之前libpcap有4次内存拷贝。libpcap_mmap有3次内存拷贝。PF_RING提出的焦点解决计划即是镌汰报文在传输历程中的拷贝次数。
我们可以看到，相对与libpcap_mmap来说，pfring允许用户空间内存直接和rx_buffer做mmap。这又镌汰了一次拷贝 （ 「libpcap_mmap的第2次拷贝」：rx_buffer->skb）
PF-RING ZC实现了DNA（Direct NIC Access 直接网卡会见）手艺，将用户内存空间映射到驱动的内存空间，使用户的应用可以直接会见网卡的寄存器和数据。
通过这样的方法，阻止了在内核对数据包缓存，镌汰了一次拷贝（ 「libpcap的第1次拷贝」 ，DMA到内核缓冲区的拷贝）。这就是完全的零拷贝。
其弱点是，只有一个 应用可以在某个时间翻开DMA ring（请注重，现在的网卡可以具有多个RX / TX行列，从而就可以在每个行列上同时一个应用程序），换而言之，用户态的多个应用需要相相互同才华分发数据包。
DPDK
pf-ring zc和dpdk均可以实现数据包的零拷贝，两者均旁路了内核，可是实现原理略有差别。pf-ring zc通过zc驱动（也在应用层）接受数据包，dpdk基于UIO实现。
1 UIO+mmap 实现零拷贝（zero copy）
UIO（Userspace I/O）是运行在用户空间的I/O手艺。Linux系统中一样平常的驱动装备都是运行在内核空间，而在用户空间用应用程序挪用即可，而UIO则是将驱动的很少一部分运行在内核空间，而在用户空间实现驱动的绝大大都功效。接纳Linux提供UIO机制，可以旁路Kernel，将所有报文处置惩罚的事情在用户空间完成。
2 UIO+PMD 镌汰中止和CPU上下文切换
DPDK的UIO驱动屏障了硬件发出中止，然后在用户态接纳自动轮询的方法，这种模式被称为PMD（Poll Mode Driver）。
与DPDK相比，pf-ring（no zc）使用的是NAPI polling和应用层polling，而pf-ring zc与DPDK类似，仅使用应用层polling。
3 HugePages 镌汰TLB miss
在操作系统引入MMU（Memory Management Unit）后，CPU读取内存的数据需要两次会见内存。第一次要盘问页表将逻辑地点转换为物理地点，然后会见该物理地点读取数据或指令。
为了镌汰页数过多，页表过大而导致的盘问时间过长的问题，便引入了TLB(Translation Lookaside Buffer)，可翻译为地点转换缓冲器。TLB是一个内存治理单位，一样平常存储在寄存器中，内里存储了目今最可能被会见到的一小部分页表项。
引入TLB后，CPU会首先去TLB中寻址，由于TLB存放在寄存器中，且其只包括一小部分页表项，因此盘问速率非 ？。若TLB中寻址乐成（TLB hit），则无需再去RAM中盘问页表；若TLB中寻址失败（TLB miss），则需要去RAM中盘问页表，盘问到后，会将该页更新至TLB中。
而DPDK接纳HugePages ，在x86-64下支持2MB、1GB的页巨细，大大降低了总页个数和页表的巨细，从而大大降低TLB miss的几率，提升CPU寻址性能。
4 其它优化
SNA（Shared-nothing Architecture），软件架构去中心化，只管阻止全局共享，带来全局竞争，失去横向扩展的能力。NUMA系统下不跨Node远程使用内存。
SIMD（Single Instruction Multiple Data），从最早的mmx/sse到最新的avx2，SIMD的能力一直在增强。DPDK接纳批量同时处置惩罚多个包，再用向量编程，一个周期内对所有包举行处置惩罚。好比，memcpy就使用SIMD来提高速率。
cpu affinity：即 CPU 亲和性
XDP
xdp代表eXpress数据路径，使用ebpf 做包过滤，相关于dpdk将数据包直接送到用户态，用用户态当做快速数据处置惩罚平面，xdp是在驱动层建设了一个数据快速平面。在数据被网卡硬件dma到内存，分派skb之前，对数据包举行处置惩罚。
请注重，XDP并没有对数据包做Kernel bypass，它只是提前做了一点预检罢了。
相关于DPDK，XDP具有以下优点：
无需第三方代码库和允许
同时支持轮询式和中止式网络
无需分派大页
无需专用的CPU
无需界说新的清静网络模子
XDP的使用场景包括：
DDoS防御
防火墙
基于XDP_TX的负载平衡
网络统计
重大网络采样
高速生意平台
OK，以上就是今天的分享，若是你以为尚有其他的收包引擎，可以留言分享。
以上就是Linux经典的几款收包引擎的详细内容，更多请关注本网内其它相关文章！
