夢中沒有錯與對，夢中沒有恨和悔…最好閉上你的嘴，這樣才算可愛…我不會說：這不公道，我不能接受。我會用樸素的文字記錄點點滴滴，早上4點多起來，一氣呵成近期的收穫與評價，憤怒與懺悔。

四年多前的一個往事

大約在2010年的時候，我排查了一個問題。問題描述如下：

服務端：Linux Kernel 2.6.8/192.168.188.100

客戶端：Windows XP/192.168.40.34

業務流程(簡化版)：

1.客戶端向服務端發起SSL連線

2.傳輸資料

現象：SSL握手的時候，服務端傳送Certificate特別慢。

分析：

具體思路，也就是當時怎麼想到的，我已經忘了，但是記住一個結論，那就是糾出了Linux 2.6.8的NAT模組的一個bug。

在抓取了好多資料包後，我發現本機總是發給自己一個ICMP need frag的報錯資訊，發現服務端的Certificate太大，超過了本機出網路卡的MTU，以下的一步步的思路，最終糾出了bug：

1.證實服務端程式設定了DF標誌。這是顯然的，因為只有DF標誌的資料包才會觸發ICMP need frag資訊。

2.疑問：在TCP往IP傳送資料的時候，會檢測MTU，進而確定MSS，明知道MSS的值，怎麼還會傳送超限的包呢？計算錯誤可能性不大，畢竟Linux也是準工業級的了。

3.疑問解答：幸虧我當時還真知道一些名詞，於是想到了TCP Segment Offload這個技術。

                     TCP Segment Offload簡稱TSO，它是針對TCP的硬體分段技術，並不是針對IP分片的，這二者區別應該明白，所以這與IP頭的DF標誌無關。對於IP分片，只 有第一個分片才會有完整的高層資訊(如   果頭長可以包括在一個IP分片中的話)，而對於TSO導致的IP資料包，每一個IP資料包都會有標準的TCP頭，網路卡硬體自行計算每一個分段頭部的校驗 值，序列號等頭部欄位且自動封裝IP頭。它旨在提高TCP的效能。

4.印證：果然伺服器啟用了TSO

5. 疑問：一個大於MTU的IP報文傳送到了IP層，且它是的資料一個TCP段，這說明TCP已經知道自己所在的機器有TSO的功能，否則對於本機始發的資料 包，TCP會嚴格按照MSS封裝，它不會封裝一個大包，然後讓IP去分片的，這是由於對於本機始發而言，TCP MSS對MTU是可以感知到的。對於轉發而言，就不是這樣了，然而，對於這裡的情況，明顯是本機始發，TCP是知道TSO的存在的。

6.猜測：既然TCP擁有對TSO的存在感知，然而在IP傳送的時候，卻又丟失了這種記憶，從TCP發往IP的入口，到IP分片決定的終點，中間一定發生了什麼嚴重的事，迫使TCP丟失了TSO的記憶。

7.質疑：這種故障情況是我在公司模擬的，通過報告人員的資訊，我瞭解到並不是所有的情況都會這樣。事實上，我一直不太承認是Linux協議棧本身的問題，不然早就被Fix了，我一直懷疑是外部模組或者一些外部行為比如抓包導致的。

8.可用的資訊：到此為止，我還有一個資訊，那就是隻要載入NAT模組(事實上這是分析出來的，報告人員是不知道所謂的NAT模組的，只知道NAT規則)就會有這個現象，於是目標很明確，死盯NAT模組。

9.開始debug：由於Linux Netfilter NAT模組比較簡單，根本不需要高階的可以touch到記憶體級的工具，只需要printk即可，但是在哪裡print是個問題。

10.出錯點：在呼叫ip_fragment(就是該函式裡面傳送了ICMP need frag)之前，有一個判斷(省略了不相關的)：

if (skb->len > dst_pmtu(skb->dst) && !skb_shinfo(skb)->tso_size) {
    return ip_fragment(skb, ip_finish_output);
}

前一個判斷顯然為真，如果要想呼叫ip_fragment的話，後一個判斷一定要是假，實際上，如果開啟了TSO，就不該呼叫ip_fragment的。

11.查詢tso_size欄位：事情很明顯了，一定是哪個地方將tso_size設定成了0！而且一定在NAT模組中(98%以上的可能性吧…)，於是在NAT模組中查詢設定tso_size的地方。

12. 跟蹤ip_nat_fn：這是NAT的入口，進入這個入口的時候，tso_size不是0，可是呼叫了skb_checksum_help之後 tso_size就是0了，問題一定在這個函式中，注意，呼叫這個help有一個前提，那就是硬體已經計算了校驗和。在這個help函式中，有一個 skb_copy的操作，正是在這個copy之後，tso_size變成了0，於是進一步看skb_copy，最終定位 到，copy_skb_header的最後，並沒有將原始skb的tso_size複製到新的skb中，這就是問題所在！

13. 觸發條件：什麼時候會呼叫skb_copy呢？很簡單，如果skb不完全屬於當前的執行流的情況下，按照寫時拷貝的原則，需要複製一份。故障現象就是慢， 而資料為本機始發，且為TCP。我們知道，TCP在沒有ACK之前，skb是不能被刪除的，因此當前的skb肯定只是一個副本，因此就需要拷貝一份了。

14. 影響：如此底層的一個函式。搜尋程式碼，影響巨大，各種慢！對於那次的慢，其慢的流程為：socket傳送DF資料–感知TSO–丟失TSO– ICMP need frag–TCP裁成小段繼續傳送…如果禁止了lo的ICMP，那麼更慢，因為TCP會觸發超時重傳，而不是ICMP的建議裁減，並且重傳是不會成 功的，直到使用者程式感知，自行減小傳送長度。

為什麼舊事重提

提起那件事有兩個原因，其一是當時沒有記錄下來整個過程， 可是後續的patch卻一直在用，最終我自己都快不知其所以然了，其二，是通過那次的分析，按照現在的理解，就可以發現Linux協議棧的一個優化點，即 TCP情況下，由於保留了資料skb佇列直到ack，那麼後續向下的所有skb處理流程都至少要經過一次skb_copy，這種複製操作難道就不能避開 嗎？如果載入了某些Netfilter鉤子，需要對skb進行寫操作，這種序列化行為會嚴重影響Linux網路協議棧的處理效率，這是Netfilter 的通病之一。

附：skb操作的優化點

1.如果把資料和後設資料徹底分開是不是更好呢？

2.進一步將寫操作的粒度細分

   有些寫操作是針對每一個資料包的，這些不得不復制，但是能否區域性複製，然後採取分散聚集IO進行拼接呢？儘量採用指標操作而不是複製資料本身，這正是借鑑 了UNIX fork模型以及虛擬地址空間的COW。如果把skb的空間進行細粒度劃分，那麼就可以做到，需要COW哪部分就只有那部分，不會導致全域性複製。

前幾天的一個TCP問題排查過程

現象與過程

早就習慣了那種驚心動魄的三規制度(規定的時間，規定的地點，和規定的人一起解決問題)，反而不習慣了按部就班了。事情是這樣的。

       週末的時候，中午，正在跟朋友一起聊天吃飯，收到了公司的簡訊，說是有一個可能與TCP/IP有關的故障，需要定位，我沒有隨即回覆，因為這種事情往往需 要大量的資訊，而這些資訊一般簡訊傳來的時候早就經過了N手，所以為了不做無用功，等有關人員打電話給我再說吧。

       …

 (以下描述有所簡化)

我方服務端：Linux/IP不確定(處在內網，不知道NAT策略以及是否有代理以及其它七層處理情況)

測試客戶端：Windows/192.168.2.100/GW 192.168.2.1

中間鏈路：公共Internet

可用接入方式：3G/有線撥號

服務端裝置：第三方負載均衡裝置。防火器等

業務流程：客戶端與服務端建立SSL連線

故障：

客戶端連線3G網路卡使用無線鏈路，業務正常；客戶端使用有線鏈路，SSL握手不成功，SSL握手過程的Client Certificate傳輸失敗。

分析：

1. 通過抓包分析，在有線鏈路上，傳送客戶端證書(長度超過1500)後，會收到一條ICMP need frag訊息，說是長度超限，鏈路MTU為1480，而實際傳送的是1500。通過無線鏈路，同樣收到了這個ICMP need frag，只是報告的MTU不同，無線鏈路對應的是1400。

2.有線鏈路，客戶端接受ICMP need frag，重新傳送，只是截掉了20位元組的長度，然而抓包發現客戶端會不斷重傳這個包，始終收不到服務端的ACK，其間，由於客戶端久久不能傳送成功資料到服務端，服務端會回覆Dup ACK，以示催促。

3.猜想：起初，我以為是時間戳的原因，由於兩端沒有開啟TCP時間戳，所以在RTT以及重傳間隔估算方面會有誤差，但是這不能解釋100%失敗的情形，如果是由於時間戳計算的原因，那不會100%失敗，因為計算結果受波動權值影響會比較大。

4.對比無線鏈路，和有線鏈路的唯一區別就是ICMP報告的MTU不同。

5.中途總結：

5.1. 此時，我並沒有把思路往運營商鏈路上引導，因為我始終認為那不會有問題，同樣，我也不認為是SSL的問題，因為錯誤總是在傳送大包後呈現，事實上，接受了 ICMP need frag後，之前發的那個超限包已經被丟棄，重新傳送的是一個小一點的包，對於TCP另一端來講，這是完全正常的。

5.2.根本無需檢視服務日誌，因為還沒有到達那個層次。抓包結果很明確，就是大包傳不過去，其實已經按照MTU發現的值傳輸了，還是過不去，而無線鏈路能過去。因此應該不是MTU的問題。

5.3.除了運營商鏈路，MTU，服務端處理之外，還會是哪的問題呢？事實上，程式的bug也不是不可能的，或者說是一些不為人知的動作，不管怎樣，需要隔離問題。

6. 猜測是中間某臺裝置沒法處理大包，這個和MTU沒有關係，可能就是它處理不了或者根本上不想處理大包，多大呢？反正1480的包處理不了，減去IP 頭，TCP頭，剩餘的是1440的純資料。於是寫一個簡單的TCP client程式，在TCP握手完成後馬上傳送(為了防止由於不是Client Hello而主動斷開，因此必須馬上發，只是為了觀察針對大包的TCP ACK情況，此時與服務無關)長度1440的資料，驗證！

7. 果然沒有ACK迅速返回，客戶端不斷重試傳送1440的包(之後10秒到20秒，會有ACK到來，但不是每次都會到來，這明顯是不正常的)。為了證明這種 方式的合理性，傳送無線鏈路上MTU限制的資料大小，即1400-20-20=1360的資料，ACK秒回。因此猜測中間裝置的資料包處理的長度臨界點在 1360和1440之間。

8.經過不斷的測試，二分法查詢臨界點，找到了1380是可處理長度臨界點。傳送1380 的純資料是正常的，傳送1381的純資料就不正常了。抓包的目標地址是12.23.45.67，簡稱MA，現在不確定的是MA是什麼，是我方的裝置，還是 它方的裝置，如果是我方的裝置，排錯繼續，如果不是，排錯終止。總之，1380這個臨界點是一個疑點，常規來講是不正常的，但也不能排除有這麼限制的正常 理由。無線鏈路沒有問題是因為無線鏈路的MTU比較小，最大純資料長度1360小與臨界值1380。

9.補充測試，模擬問題機器，將其本機的MTU改為1380+20+20=1420，傳輸也是正常的，然而改為1421，就不行了。(注意，只有本機的MTU修改才有效，因為只有TCP資料始發裝置，MSS才與MTU關聯)

…..

1x.第9步後面的排查我沒有參與，但是最終，我方裝置確實沒有收到客戶端SSL握手過程傳出的證書，說明確實是中間裝置阻止了這個”大包“的傳輸，至於它到底是誰，到底怎麼回事，與我們無關了，但對於我個人而言，對其還是比較感興趣的。

對於該次排錯的總結

這 是一個典型的網路問題，涉及到IP和TCP，細節不多，但足夠典型。其實這個問題與最終的業務邏輯沒有關係，但是事實往往是，只有在業務邏輯無法正常時， 這類底層的問題才會暴露，這是TCP/IP協議棧的性質所致。此類問題的排查要點在於，你要用最快的速度把它與高層協議隔離開來，並且不能陷入任何細節。

TCP細節：為何不必考慮TCP細節？這類場景既不特殊，又不復雜，如果陷入TCP細節的話，會掩蓋或者忽略大量橫向的問題，比如你會死盯著TCP的重傳機制做細緻研究，或者細緻地研究RTT計算方法，最終也不一定能得到什麼結論。換句話說，你一定要相信TCP是正常的。

服務程式細節：這個也是要隔離的。因為伺服器並沒有真的開始服務，且故障是100%重現的，因此可以確定這不是什麼複雜的問題所導致，真正複雜的問題往往不是100%重現，即便是你挖掘出其重現規律，也夠你喝一壺的。

TCP 問題和IP問題的相異：它們雖然都是網路協議棧的一員，但是使用方式卻大不相同。實際上TCP提高了使用者的門檻，一般而言，TCP是讓程式去使用的，因 此你要想TCP跑起來，起碼要理解其大致原理，或者說懂socket機制，如果你上網瀏覽網頁，雖然也是用的TCP，它確實跑起來了，但是使用者不是你， 而是你的瀏覽器。IP就不同，IP的配置者可以是小白，並且隨意配置都不會報錯。再往下，佈線問題，拓撲問題，幾乎沒有什麼門檻，但是卻更加容易出錯。因 此首先要排除的就是這類問題。

防火牆策略或者程式BUG：實際上，第一步就需要詢問管理員，是不是防火牆上特殊的策略所致，然而對於無法得到這個 訊息的時候，你就不能從這兒開始了。接下來，與之平等的是懷疑程式的處理BUG，此時，隔離出原有的業務邏輯細節是重要的，現象是大包無法收到ACK，此 時就要忽略掉這個大包的內容以及其上下文，直接傳送一個任意大包進行測試。


       因此，這類問題的排查是一個逐步隔離的過程，相對四年前的那次NAT bug的排查，這個故障在技術上要更容易些，所有的複雜性和時間的耽擱全部在人員協調交流上，人員之間資訊的誤傳或者漏傳也是一個難點，四年前的那個 NAT bug，是一個技術上更加深入的問題，涉及到了核心協議棧程式碼級別，同時在此之前，我還要找到這個點，然而它的容易點在於，這個問題只涉及到我一個人，而 且也是100%重現。


天與地，貴在沒有記憶，一切傷痕總是會被沖刷，一切榮耀，總是會了無痕跡……

 本文轉自 dog250 51CTO部落格，原文連結:http://blog.51cto.com/dog250/1671875