LInux Tcp 延遲確認問題

案例一：同事隨手寫個壓力測試程式，其實現邏輯為：每秒鐘先連續發N個132位元組的包，然後連續收N個由後台服務回顯回來的132位元組包。其代碼簡化如下：

char sndBuf[132]; char rcvBuf[132]; while (1) {     for (int i = 0; i < N; i++){         send(fd, sndBuf, sizeof(sndBuf), 0);         ...         }     for (int i = 0; i < N; i++) {         recv(fd, rcvBuf, sizeof(rcvBuf), 0);         ...     }     sleep(1); }

在實際測試中發現，當N大於等於3的情況，第2秒之後，每次第三個recv調用，總會阻塞40毫秒左右，但在分析Server端日誌時，發現所有請求在Server端處理時耗均在2ms以下。

當時的具體定位過程如下：先試圖用strace跟蹤用戶端進程，但奇怪的是：一旦strace attach上進程，所有收發又都正常，不會有阻塞現象，一旦退出strace，問題重現。經同事提醒，很可能是strace改變了程式或系統的某些東西（這個問題現在也還沒搞清楚），於是再用tcpdump抓包分析，發現Server後端在回現應答包後，Client端並沒有立即對該資料進行ACK確認，而是等待了近40毫秒後才確認。經過Google，並查閱《TCP/IP詳解卷一:協議》得知，此即TCP的延遲確認（Delayed
Ack）機制。

其解決辦法如下：在recv系統調用後，調用一次setsockopt函數，設定TCP_QUICKACK。最終代碼如下：

char sndBuf[132]; char rcvBuf[132]; while (1) {     for (int i = 0; i < N; i++) {         send(fd, sndBuf, 132, 0);         ...         }     for (int i = 0; i < N; i++) {         recv(fd, rcvBuf, 132, 0);          setsockopt(fd, IPPROTO_TCP, TCP_QUICKACK, (int[]){1}, sizeof(int));      }     sleep(1); }

 

案例二：在營銷平台記憶體化CDKEY版本做效能測試時，發現請求時耗分布異常：90%的請求均在2ms以內，而10%左右時耗始終在38-42ms之間，這是一個很有規律的數字：40ms。因為之前經曆過案例一，所以猜測同樣是因為延遲確認機制引起的時耗問題，經過簡單的抓包驗證後，通過設定TCP_QUICKACK選項，得以解決時延問題。

 

延遲確認機制

在《TCP/IP詳解卷一：協議》第19章對其進行原理進行了詳細描述：TCP在處理互動資料流（即Interactive Data Flow，區別於Bulk Data Flow，即成塊資料流，典型的互動資料流如telnet、rlogin等）時，採用了Delayed Ack機制以及Nagle演算法來減少小分組數目。

書上已經對這兩種機制的原理講的很清晰，這裡不再做複述。本文後續部分將通過分析TCP/IP在Linux下的實現，來解釋一下TCP的延遲確認機制。

 

1、為什麼TCP延遲確認會導致延遲？

其實僅有延遲確認機制，是不會導致請求延遲的（初以為是必須等到ACK包發出去，recv系統調用才會返回）。一般來說，只有當該機制與Nagle演算法或擁塞控制（慢啟動或擁塞避免）混合作用時，才可能會導致時耗增長。我們下面來詳細看看是如何相互作用的：

延遲確認與Nagle演算法

我們先看看Nagle演算法的規則（可參考tcp_output.c檔案裡tcp_nagle_check函數注釋）：

1）如果包長度達到MSS，則允許發送；

2）如果該包含有FIN，則允許發送；

3）設定了TCP_NODELAY選項，則允許發送；

4）未設定TCP_CORK選項時，若所有發出去的包均被確認，或所有發出去的小資料包（包長度小於MSS）均被確認，則允許發送。

對於規則4），就是說要求一個TCP串連上最多隻能有一個未被確認的小資料包，在該分組的確認到達之前，不能發送其他的小資料包。如果某個小分組的確認被延遲了（案例中的40ms），那麼後續小分組的發送就會相應的延遲。也就是說延遲確認影響的並不是被延遲確認的那個資料包，而是後續的應答包。

1 00:44:37.878027 IP 172.25.38.135.44792 > 172.25.81.16.9877: S 3512052379:3512052379(0) win 5840 <mss 1448,wscale 7> 2 00:44:37.878045 IP 172.25.81.16.9877 > 172.25.38.135.44792: S 3581620571:3581620571(0) ack 3512052380 win 5792 <mss 1460,wscale 2> 3 00:44:37.879080 IP 172.25.38.135.44792 > 172.25.81.16.9877: . ack 1 win 46 ...... 4 00:44:38.885325 IP 172.25.38.135.44792 > 172.25.81.16.9877: P 1321:1453(132) ack 1321 win 86 5 00:44:38.886037 IP 172.25.81.16.9877 > 172.25.38.135.44792: P 1321:1453(132) ack 1453 win 2310 6 00:44:38.887174 IP 172.25.38.135.44792 > 172.25.81.16.9877: P 1453:2641(1188) ack 1453 win 102 7 00:44:38.887888 IP 172.25.81.16.9877 > 172.25.38.135.44792: P 1453:2476(1023) ack 2641 win 2904 8 00:44:38.925270 IP 172.25.38.135.44792 > 172.25.81.16.9877: . ack 2476 win 118 9 00:44:38.925276 IP 172.25.81.16.9877 > 172.25.38.135.44792: P 2476:2641(165) ack 2641 win 2904 10 00:44:38.926328 IP 172.25.38.135.44792 > 172.25.81.16.9877: . ack 2641 win 134

從上面的tcpdump抓包分析看，第8個包是延遲確認的，而第9個包的資料，在Server端（172.25.81.16）雖然早就已放到TCP發送緩衝區裡面（應用程式層調用的send已經返回）了，但按照Nagle演算法，第9個包需要等到第個7包（小於MSS）的ACK到達後才能發出。

 

延遲確認與擁塞控制

我們先利用TCP_NODELAY選項關閉Nagle演算法，再來分析延遲確認與TCP擁塞控制是如何互相作用的。

慢啟動：TCP的發送方維護一個擁塞視窗，記為cwnd。TCP串連建立是，該值初始化為1個報文段，每收到一個ACK，該值就增加1個報文段。發送方取擁塞視窗與通告視窗(與滑動視窗機制對應)中的最小值作為發送上限（擁塞視窗是發送方使用的流控，而通告視窗則是接收方使用的流控）。發送方開始發送1個報文段，收到ACK後，cwnd從1增加到2，即可以發送2個報文段，當收到這兩個報文段的ACK後，cwnd就增加為4，即指數增長：例如第一個RTT內，發送一個包，並收到其ACK，cwnd增加1，而第二個RTT內，可以發送兩個包，並收到對應的兩個ACK，則cwnd每收到一個ACK就增加1，最終變為4，實現了指數增長。

在Linux實現裡，並不是每收到一個ACK包，cwnd就增加1，如果在收到ACK時，並沒有其他資料包在等待被ACK，則不增加。

本人使用案例1的測試代碼，在實際測試中，cwnd從初始值2開始，最終保持3個報文段的值，tcpdump結果如下：

1 16:46:14.288604 IP 172.16.1.3.1913 > 172.16.1.2.20001: S 1324697951:1324697951(0) win 5840 <mss 1460,wscale 2> 2 16:46:14.289549 IP 172.16.1.2.20001 > 172.16.1.3.1913: S 2866427156:2866427156(0) ack 1324697952 win 5792 <mss 1460,wscale 2> 3 16:46:14.288690 IP 172.16.1.3.1913 > 172.16.1.2.20001: . ack 1 win 1460 ...... 4 16:46:15.327493 IP 172.16.1.3.1913 > 172.16.1.2.20001: P 1321:1453(132) ack 1321 win 4140 5 16:46:15.329749 IP 172.16.1.2.20001 > 172.16.1.3.1913: P 1321:1453(132) ack 1453 win 2904 6 16:46:15.330001 IP 172.16.1.3.1913 > 172.16.1.2.20001: P 1453:2641(1188) ack 1453 win 4140 7 16:46:15.333629 IP 172.16.1.2.20001 > 172.16.1.3.1913: P 1453:1585(132) ack 2641 win 3498 8 16:46:15.337629 IP 172.16.1.2.20001 > 172.16.1.3.1913: P 1585:1717(132) ack 2641 win 3498 9 16:46:15.340035 IP 172.16.1.2.20001 > 172.16.1.3.1913: P 1717:1849(132) ack 2641 win 3498 10 16:46:15.371416 IP 172.16.1.3.1913 > 172.16.1.2.20001: . ack 1849 win 4140 11 16:46:15.371461 IP 172.16.1.2.20001 > 172.16.1.3.1913: P 1849:2641(792) ack 2641 win 3498 12 16:46:15.371581 IP 172.16.1.3.1913 > 172.16.1.2.20001: . ack 2641 win 4536

上表中的包，是在設定TCP_NODELAY，且cwnd已經增長到3的情況，第7、8、9發出後，受限於擁塞視窗大小，即使此時TCP緩衝區有資料可以發送亦不能繼續發送，即第11個包必須等到第10個包到達後，才能發出，而第10個包明顯有一個40ms的延遲。

 

註：通過getsockopt的TCP_INFO選項（man 7 tcp）可以查看TCP串連的詳細資料，例如當前擁塞視窗大小，MSS等。

 

2、為什麼是40ms？這個時間能不能調整呢？

首先在redhat的官方文檔中，有如下說明：

一些應用在發送小的報文時，可能會因為TCP的Delayed Ack機制，導致一定的延遲。其值預設為40ms。可以通過修改tcp_delack_min，調整系統層級的最小延遲確認時間。例如：

         # echo 1 > /proc/sys/net/ipv4/tcp_delack_min

即是期望設定最小的延遲確認逾時時間為1ms。

不過在slackware和suse系統下，均未找到這個選項，也就是說40ms這個最小值，在這兩個系統下，是無法通過配置調整的。

 

linux-2.6.39.1/net/tcp.h下有如下一個宏定義：

#define TCP_DELACK_MIN    ((unsigned)(HZ/25))    /* minimal time to delay before sending an ACK */

註：Linux核心每隔固定周期會發出timer interrupt（IRQ 0），HZ是用來定義每秒有幾次timer interrupts的。舉例來說，HZ為1000，代表每秒有1000次timer interrupts。HZ可在編譯核心時設定。在我們現有伺服器上跑的系統，HZ值均為250。

以此可知，最小的延遲確認時間為40ms。

TCP串連的延遲確認時間一般初始化為最小值40ms，隨後根據串連的重傳逾時時間（RTO）、上次收到資料包與本次接收資料包的時間間隔等參數進行不斷調整。具體調整演算法，可以參考linux-2.6.39.1/net/ipv4/tcp_input.c, Line 564的tcp_event_data_recv函數。

 

3、為什麼TCP_QUICKACK需要在每次調用recv後重新設定？

在man 7 tcp中，有如下說明：

TCP_QUICKACK          Enable quickack mode if set or disable quickack mode if cleared. In quickack mode, acks are         sent immediately, rather than delayed if needed in accordance to normal TCP operation.   This flag is not permanent, it only enables a switch to or from quickack mode. Subsequent         operation of the TCP protocol will once again enter/leave quickack mode depending on      internal protocol processing and factors such as delayed ack timeouts occurring and data         transfer. This option should not be used in code intended to be portable.

手冊中明確描述TCP_QUICKACK不是永久的。那麼其具體實現是如何的呢？參考setsockopt函數關於TCP_QUICKACK選項的實現：

case TCP_QUICKACK:     if (!val) {         icsk->icsk_ack.pingpong = 1;     } else {         icsk->icsk_ack.pingpong = 0;         if ((1 << sk->sk_state) &         (TCPF_ESTABLISHED | TCPF_CLOSE_WAIT) &&         inet_csk_ack_scheduled(sk)) {             icsk->icsk_ack.pending |= ICSK_ACK_PUSHED;             tcp_cleanup_rbuf(sk, 1);             if (!(val & 1))             icsk->icsk_ack.pingpong = 1;             }     }     break;

其實linux下socket有一個pingpong屬性來表明當前連結是否為互動資料流，如其值為1，則表明為互動資料流，會使用延遲確認機制。但是pingpong這個值是會動態變化的。例如TCP連結在要發送一個資料包時，會執行如下函數（linux-2.6.39.1/net/ipv4/tcp_output.c, Line 156）：

/* Congestion state accounting after a packet has been sent. */ static void tcp_event_data_sent(struct tcp_sock *tp,                                      struct sk_buff *skb, struct sock *sk) {          ......          tp->lsndtime = now;          /* If it is a reply for ato after last received           * packet, enter pingpong mode.           */          if ((u32)(now - icsk->icsk_ack.lrcvtime) < icsk->icsk_ack.ato)                    icsk->icsk_ack.pingpong = 1; }

最後兩行代碼說明：如果目前時間與最近一次接受資料包的時間間隔小於計算的延遲確認逾時時間，則重新進入互動資料流模式。也可以這麼理解：延遲確認機制被確認有效時，會自動進入互動式。

通過以上分析可知，TCP_QUICKACK選項是需要在每次調用recv後重新設定的。

 

4、為什麼不是所有包都延遲確認？

TCP實現裡，用tcp_in_quickack_mode（linux-2.6.39.1/net/ipv4/tcp_input.c, Line 197）這個函數來判斷是否需要立即發送ACK。其函數實現如下：

/* Send ACKs quickly, if "quick" count is not exhausted  * and the session is not interactive.  */ static inline int tcp_in_quickack_mode(const struct sock *sk) {          const struct inet_connection_sock *icsk = inet_csk(sk);          return icsk->icsk_ack.quick && !icsk->icsk_ack.pingpong; }

要求滿足兩個條件才能算是quickack模式：

1、pingpong被設定為0。

2、快速確認數（quick）必須為非0。

關於pingpong這個值，在前面有描述。而quick這個屬性其代碼中的注釋為：scheduled number of quick acks，即快速確認的包數量，每次進入quickack模式，quick被初始化為接收視窗除以2倍MSS值（linux-2.6.39.1/net/ipv4/tcp_input.c, Line 174），每次發送一個ACK包，quick即被減1。

 

5、關於TCP_CORK選項

TCP_CORK選項與TCP_NODELAY一樣，是控制Nagle化的。

1、開啟TCP_NODELAY選項，則意味著無論資料包是多麼的小，都立即發送（不考慮擁塞視窗）。

2、如果將TCP串連比喻為一個管道，那TCP_CORK選項的作用就像一個塞子。設定TCP_CORK選項，就是用塞子塞住管道，而取消TCP_CORK選項，就是將塞子拔掉。例如下面這段代碼：

int on = 1; setsockopt(sockfd, SOL_TCP, TCP_CORK, &on, sizeof(on)); //set TCP_CORK write(sockfd, ...);    //e.g., http header sendfile(sockfd, ...); //e.g., http body on = 0; setsockopt(sockfd, SOL_TCP, TCP_CORK, &on, sizeof(on)); //unset TCP_CORK

當TCP_CORK選項被設定時，TCP連結不會發送任何的小包，即只有當資料量達到MSS時，才會被發送。當資料轉送完成時，通常需要取消該選項，以便被塞住，但是又不夠MSS大小的包能及時發出去。如果應用程式確定能一起發送多個資料集合（例如HTTP響應的頭和本文），建議設定TCP_CORK選項，這樣在這些資料之間不存在延遲。為提升效能及輸送量，Web Server、檔案伺服器這一類一般會使用該選項。

著名的高效能Web伺服器Nginx，在使用sendfile模式的情況下，可以設定開啟TCP_CORK選項：將nginx.conf設定檔裡的tcp_nopush配置為on。（TCP_NOPUSH與TCP_CORK兩個選項實現功能類似，只不過NOPUSH是BSD下的實現，而CORK是Linux下的實現）。另外Nginx為了減少系統調用，追求效能極致，針對短串連（一般傳送完資料後，立即主動關閉串連，對於Keep-Alive的HTTP持久串連除外），程式並不通過setsockopt調用取消TCP_CORK選項，因為關閉串連會自動取消TCP_CORK選項，將剩餘資料發出。