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高性能路由器硬件的关键技术研究‖
| 随着Internet的飞速发 了一些变化。近年来，高性 路由器的实现方案中，普遍 | 展和宽带技术的不断出现，骨干 能路由器体系结构的研究和国内 采用了集中式交换、分布式报文 | 网络核心路由器的体系结构也发生 外主流厂商生产的大部分商用高端 处理和转发的体系结构［1，2］。 |
| 文献［3］提出了硬件 决了分布式路由器面临的通 础平台提供了保证。硬件抽 系统中的位置如图1所示。 | 抽象层(Hardware AbstractionL 用性支撑软件系统结构设计问题 象层包括虚拟驱动、系统管理和 | ayer，HAL)的设计思想，成功地解 ，为构建开放通用的路由器软件基 内部通信3大模块，在整个路由器 |
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| 结合国家863重大课题 的硬件抽象层在嵌入式实时 系结构的特点，研究了硬件 式、基于分隔符的TCP实时 制几个内容。 | “高性能IPv6路由器基础平台及 操作系统Hard HatLinux中进行 抽象层在实现过程中的关键技术 传输方法、基于地址映射的内核 | 实验系统”，将文献［3］中提出 了实现。本文针对高性能路由器体 。主要包括虚拟驱动的动态加载模 态与用户态间的阻塞式数据交换机 |
| 2 支撑软件在高性能IPv6路由器中实现的关键技术 |
| 2．1 虚拟驱动的动态加载模式 |
| 虚拟驱动模块是模拟线路接口单元动 抽象层的可用性。 | 作的重要部分，他的灵活性和可扩展性直接影响硬件 |
| 在Linux操作系统下，该模块是作为 与静态加载相比具有很大的灵活性。编译 试时间；使用时，将该模块链接到内核， 可以将其卸载后进行修改。除此之外，动 核小巧，占用内存较少，提高了运转速度 | 一个内核模块来实现的。他可以实现实时动态加载， 时，内核模块可单独进行模块的编译调试，缩短了调 便可发挥模拟线路接口单元的作用；扩展或升级时， 态加载还可以缩减Linux内核的大小，使编译后的内 。 |
| 2．2 基于地址映射的内核态与用户态间的阻塞式数据交换机 |
| Linux操作系统中的进 行在内核态的内核代码或者 虚拟内存管理机制，设置了 虚拟地址所对应的物理地址 | 程分为用户态进程和内核态进程 存取操作系统内核的数据结构。 两级页表结构，通过页面地址和 。 | 2类，用户态进程不能直接执行运 在内存管理方面，Linux系统采用 在该页中的偏移量就可以惟一确定 |
| 在硬件抽象层的实现中，内部通信处 免地需要进行一些数据的传递，即处于Li 块分处于Linux系统的用户空间和内核空 映射又是一个问题。因此用户态与内核态 作效率的关键。 | 于用户态，虚拟驱动处于内核态。而他们之间不可避 nux不同空间的2个进程要进行通信。但是，这2个模 间，数据指针如何传递是一个问题，指针传递后如何 之间内存地址的传递和转换成为了提高硬件抽象层工 |
| 2．2．1 内核态与用户态的指针传递 |
| 先来解决内存地址的传 针。该函数属于系统调用， 内核态，该结构的定义在/i | 递问题，根据Linux驱动程序的 调用后将一个类型为ifreq的结 nclude/linux/if．h中。 | 特点，选择ioctl()函数来传递指 构指针变量ral＿ifr从用户态传入 |
| 使用了其中的ifrn＿na 网络接口设备名，ifru＿da 到内核空间的指针传递就完 步要进行的是内核空间与用 | me和ifru＿data两个域，其中if ta为所要传递的数据指针。使用 成了。内核空间到用户空间的指 户空间数据指针的映射。 | rn＿name代表设备的名称，即虚拟 系统调用ioctl()之后，用户空间 针传递过程与其相反。因此，下一 |
| 2．2．2 内核态与用户态的内存映射 |
| 由2．2．1可知，用户 需要进行虚拟地址到物理地 | 空间的指针通过ioctl传入内核 址的映射才可以对其进行读写操 | 空间后，他本身并没有发生改变， 作。 |
| 由文献［4］分析可知，可以使用内 接访问。内核kiobuf机制的设计初衷就是 够获得数据的页面起始位置、页数和偏移 存进行操作。 | 核kiobuf机制，他能提供从内核空间对用户内存的直 为了便于将用户空间的缓冲区映射到内核。使用他能 量等具体参数，因此可在内核空间对用户态申请的内 |
| 首先分配一个内核I/O向量(kiovec) | 来产生kiobuf，使用函数如图2所示。 |
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| 然后再对其进行初始化，如图3所示。 |
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| 最后，将通过ioctl传 ＿kiobuf，如图4所示。 | 入的用户空间指针ifru＿data映 | 射 到内核态，使用函数map＿user |
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| 这样就完成了将指针由 转换。 | 用户空间映射到内核空间的过程 | ，实现了从虚拟地址向物理地址的 |
| 至此，内核空间与用户空间的内存映 问题，内部通信和虚拟驱动之间就可以只 | 射问题得到了很好的解决。通过解决内存地址映射的 传递数据指针，大大提高了模块的运行效率。 |
| 2．3 基于分隔符的TCP实时传输方法 |
| 2．3．1 Nagle算法的弊端 |
| 糊涂窗口综合症(Silly 。根据文献［5］所述，糊 。但是在实际应用时发现， | WindowSyndrome)的出现使网络 涂窗口综合症的解决方法就是采 Nagle算法的不足之处主要有2点 | 开销过大，从而造成TCP性能变坏 用文献［6］中所建议的Nagle算法 ： |
| (1)在限制数据报头部信息消耗的带宽总量的同时，是以牺牲网络延迟为代价的。 |
| (2)在发送方的缓冲区 包到接收方接收时变成一包 | 中，应用程序发送的数据包发生 ，分不出各个包的界线。 | 了粘滞的现象，即发送的若干数据 |
| 前者因为数据被排队而不是立即发送 会影响到接收方的数据处理的准确性。第 使用了该标志，会立即将缓迩械氖?br>因为出现数据包粘滞现象的原因既可能由 | 的，因此不适用于需要快速响应时间的系统。后者则 一种不足可以通过使用PUSH标记来实现，发送方如果 发送出去。对于第二个问题，解决起来就比较复杂， 发送方造成，也可能由接收方造成。 |
| 2．3．2 基于分隔符的TCP实时传输方法 |
| 采用了基于分隔符的TC 部分附加上有特定格式的分 域则用于表示该数据包的实 | P实时传输方法来解决包粘滞问 隔符和数据长度域，其中分隔符 际长度。 | 题。该方法在应用层数据包的起始 用于界定数据包涞慕缦蓿ざ?br> |
| 首先，所有经内部通信模块传输的数 据包的包头，是由内部通信模块自定义的 部通信模块的自定义的包结构，接收后对 数据包。预处理的原理如下：先查找包头 域表示的是实际数据包的长度len，取出 应用程序处理的数据包。 | 据，都需要进行一次内部固定格式的封装。封装后数 ，起始位置是分隔符和长度域。其次，接收方按照内 数据流进行预处理，还原成为应用程序可正确识别的 中的分隔符，他标识着一个数据包的开始；接下来的 紧跟在包头后的长度为len的那段数据，这就是需要 |
| 包粘滞的情况具体可细 如图5～图9所示，当应用程 | 分为3大类，这里均以2个应用程 序数据包个数为n时，可采用类 | 序数据包粘滞成一段的情况为例， 似的方法进行处理。 |
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| 第1类，粘滞数据是由 分隔符找到数据包的起始位 | 完整的数据包组成的，如图5所 置，再根据数据长度取出应用程 | 示。这种情况的处理非常简单，按 序数据即可。 |
| 第2类，粘滞数据是由完整数据包和 处理时，需要对残缺数据包2的应用程序 记录下来，以便下次接收时知道应用程序 长度取出一段数据，与上次保存的应用程 | 应用程序数据残缺的数据包组成，如图6和图7所示。 数据部分进行保存，内部通信包头的数据长度域也要 数据剩余部分的长度。再次收到数据时，就根据剩余 序数据合为一个完整的数据包。 |
| 第3类，粘滞数据是由 首先，要将如图8所示数据 9所示。再从收取的数据中 形成所需要的内部通信包头 否正确等内部通信封装格式 滑动，直到找到真正的内部 数据交送给应用程序接收者 | 完整数据包和内部通信包头残缺 段中收到的残缺的这部分包头保 ，截取可以与上次残缺包头组成 。当然，该段数据有可能并不是 来判断。如果发生这种情况，就 通信包头为止。然后根据包头中 。 | 的数据包组成，如图8和图9所示。 存起来，然后收取下一次数据如图 完整的内部通信包头的一段报文， 内部通信包头，这可以从分隔符是 要将指针以字节为单位，顺次向后 的信息，取出相应长度的应用程序 |
| 解决了上述分析的2大不足之后，内 好的可靠性和流控性之外，还具备了一定 | 部通信模块中实现的TCP传输，在保证数据传输的良 的实时性能和防止数据包粘滞的功能。 |
| 3 结 语 |
| 本文研究了硬件抽象层在高性能IPv6 态加载模式、基于分隔符的TCP实时传输 据交换机制。通过上述关键技术的研究， 行于高性能IPv6路由器中。 | 路由器实现中的关键技术，主要分析了虚拟驱动的动 方法、基于地址映射的内核态与用户态间的阻塞式数 使硬件抽象层得以实时、高效地运行，并且已稳定运 |