linux源码解读（三十二）：dpdk核心源码解析（二）
dpdk是intel主导开发的网络编程框架， 有这么多的优点，都是怎么实现的了？
1、UIO原理：dpdk绕过了操作系统内核，直接接管网卡，用户程序可以直接在3环读写网卡的数据，这就涉及到两个关键技术点了：
- 地址映射：3环的程序是怎么定位到网卡数据存放在哪的了？
- 拦截硬件中断：传统数据处理流程是网卡收到数据后通过硬件中断通知cpu来取数据，3环的程序肯定要拦截这个中断，然后通过轮询方式取数据，这个又是怎么实现的了？
（1）地址映射：3环程序最常使用的就是内存地址了，一共32或64bit；C/C++层面可以通过指针直接读写地址的值；除了内存，还有很多设备也需要和cpu交互数据，比如显示器：要在屏幕显示的内容肯定是需要用户指定的，用户程序可以把显示的内容发送到显示器指定的地方，然后再屏幕打印出来。为了方便用户程序发送数据，硬件层面会把显示器的部分存储空间映射到内存地址，做到了和内存条硬件的寻址方式一样，用户也可以直接通过指针往这里写数据（汇编层面直接通过mov指令操作即可）！网卡也类似：网卡是插在pci插槽的，网卡（或者说pci插槽）的存储空间也会映射到内存地址，应用程序读写这块物理地址就等同于读写网卡的存储空间！实际写代码时，由于要深入驱动，pci网卡预留物理的内存与io空间会保存到uio设备上，相当于将这些物理空间与io空间暴露给uio设备，应用程序访问这些uio设备即可！几个关键的函数如下：
将pci网卡的物理内存空间以及io空间保存在uio设备结构struct uio_info中的mem成员以及port成员中，uio设备就知道了网卡的物理以及io空间。应用层访问这个uio设备的物理空间以及io空间，就相当于访问pci设备的物理以及io空间；本质上就是将pci网卡的空间暴露给uio设备。
int igbuio_pci_probe(struct pci_dev *dev, const struct pci_device_id *id) { //将pci内存，端口映射给uio设备 struct rte_uio_pci_dev *udev; err = igbuio_setup_bars(dev, &udev->info); } static int igbuio_setup_bars(struct pci_dev *dev, struct uio_info *info) { //pci内存，端口映射给uio设备 for (i = 0; i != sizeof(bar_names) / sizeof(bar_names[0]); i++) { if (pci_resource_len(dev, i) != 0 && pci_resource_start(dev, i) != 0) { flags = pci_resource_flags(dev, i); if (flags & IORESOURCE_MEM) { //暴露pci的内存空间给uio设备 ret = igbuio_pci_setup_iomem(dev, info, iom, i, bar_names[i]); } else if (flags & IORESOURCE_IO) { //暴露pci的io空间给uio设备 ret = igbuio_pci_setup_ioport(dev, info, iop, i, bar_names[i]); } } } }
（2）拦截硬件中断：为了减掉内核中冗余的数据处理流程，应用程序要hook网卡的中断，从源头开始拦截网卡数据！当硬件中断触发时，才不会一直触发内核去执行中断回调。也就是通过这种方式，才能在应用层实现硬件中断处理过程。注意：这里说的中断仅是控制中断，而不是报文收发的数据中断，数据中断是不会走到这里来的，因为在pmd开启中断时，没有设置收发报文的中断掩码，只注册了网卡状态改变的中断掩码；hook中断的代码如下：
int igbuio_pci_probe(struct pci_dev *dev, const struct pci_device_id *id) { //填充uio信息 udev->info.name = "igb_uio"; udev->info.version = "0.1"; udev->info.handler = igbuio_pci_irqhandler; //硬件控制中断的入口，劫持原来的硬件中断 udev->info.irqcontrol = igbuio_pci_irqcontrol; //应用层开关中断时被调用，用于是否开始中断 } static irqreturn_t igbuio_pci_irqhandler(int irq, struct uio_info *info) { if (udev->mode == RTE_INTR_MODE_LEGACY && !pci_check_and_mask_intx(udev->pdev)) { return IRQ_NONE; } //返回IRQ_HANDLED时，linux uio框架会唤醒等待uio中断的进程。注册到epoll的uio中断事件就会被调度 /* Message signal mode, no share IRQ and automasked */ return IRQ_HANDLED; } static int igbuio_pci_irqcontrol(struct uio_info *info, s32 irq_state) { //调用内核的api来开关中断 if (udev->mode == RTE_INTR_MODE_LEGACY) { pci_intx(pdev, !!irq_state); } else if (udev->mode == RTE_INTR_MODE_MSIX)\ { list_for_each_entry(desc, &pdev->msi_list, list) igbuio_msix_mask_irq(desc, irq_state); } }
2、内存池：传统应用要使用内存时，一般都是调用malloc让操作系统在堆上分配。这样做有两点弊端：
- 进入内核要切换上下文
- 操作系统通过buddy&slab算法找合适的空闲内存
所以频繁调用malloc会严重拉低效率！如果不频繁调用malloc，怎么处理频繁收到和需要发送的报文数据了？dpdk采用的是内存池的技术：即在huge page内存中开辟一个连续的大缓冲区当做内存池！同时提供rte_mempool_get从内存池中获取内存空间。也可调用rte_mempool_put将不再使用的内存空间放回到内存池中。从这里就能看出：dpdk自己从huge page处维护了一大块内存供应用程序使用，应用程序不再需要通过系统调用从操作系统申请内存了！
（1）内存池的创建，在rte_mempool_create接口中完成。这个接口主要是在大页内存中开辟一个连续的大缓冲区当做内存池，然后将这个内存池进行分割，头部为struct rte_mempool内存池结构； 紧接着是内存池的私有结构大小，这个由应用层自己设置，每个创建内存池的应用进程都可以指定不同的私有结构； 最后是多个连续的对象元素，这些对象元素都是处于同一个内存池中。每个对象元素又有对象的头部，对象的真实数据区域，对象的尾部组成。这里所说的对象元素，其实就是应用层要开辟的真实数据空间，例如应用层自己定义的结构体变量等；本质上是dpdk自己实现了一套内存的管理办法，其作用和linux的buddy&slab是一样的，没本质区别！整个内存池图示如下：
每创建一个内存池，都会创建一个链表节点，然后插入到链表中，因此这个链表记录着当前系统创建了多少内存池。核心代码如下：
//创建内存池链表节点 te = rte_zmalloc("MEMPOOL_TAILQ_ENTRY", sizeof(*te), 0); //内存池链表节点插入到内存池链表中 te->data = (void *) mp; RTE_EAL_TAILQ_INSERT_TAIL(RTE_TAILQ_MEMPOOL, rte_mempool_list, te);
所以说内存池可能不止1个，会有多个！在内存池中，内存被划分成了N多的对象。应用程序要申请内存时，怎么知道哪些对象空闲可以用，哪些对象已经被占用了？当对象元素初始化完成后，会把对象指针放入ring队列，所以说ring队列的所有对象指针都是可以使用的！应用程序要申请内存时，可以调用rte_mempool_get接口从ring队列中获取，也就是出队； 使用完毕后调用rte_mempool_put将内存释放回收时，也是将要回收的内存空间对应的对象指针放到这个ring队列中，也就是入队！
（2）具体分配内存时的步骤：
- 现代cpu基本都是多核的，多个cpu同时在内存池申请内存时无法避免涉及到互斥，会在一定程度上影响分配的效率，所以每个cpu自己都有自己的“自留地”，会优先在自己的“自留地”申请内存；
- 如果“自留地”的内存已耗尽，才会继续去内存池申请内存！核心代码如下：
int rte_mempool_get(struct rte_mempool *mp, void **obj_table, unsigned n) { #if RTE_MEMPOOL_CACHE_MAX_SIZE > 0 //从当前cpu应用层缓冲区中获取 cache = &mp->local_cache[lcore_id]; cache_objs = cache->objs; for (index = 0, len = cache->len - 1; index < n; ++index, len--, obj_table++) { *obj_table = cache_objs[len]; } return 0; #endif /* get remaining objects from ring */ //直接从ring队列中获取 ret = rte_ring_sc_dequeue_bulk(mp->ring, obj_table, n); }
释放内存的步骤和申请类似：
- 先查看cpu的“自留地”是否还有空间。如果有，就先把释放的对象指针放在“自留地”；
- 如果“自留地”没空间了，再把释放的对象指针放在内存池！核心代码如下：
int rte_mempool_put(struct rte_mempool *mp, void **obj_table, unsigned n) { #if RTE_MEMPOOL_CACHE_MAX_SIZE > 0 //在当前cpu本地缓存有空间的场景下， 先放回到本地缓存。 cache = &mp->local_cache[lcore_id]; cache_objs = &cache->objs[cache->len]; for (index = 0; index < n; ++index, obj_table++) { cache_objs[index] = *obj_table; } //缓冲达到阈值，刷到队列中 if (cache->len >= flushthresh) { rte_ring_mp_enqueue_bulk(mp->ring, &cache->objs[cache_size], cache->len - cache_size); cache->len = cache_size; } return 0 #endif //直接放回到ring队列 rte_ring_sp_enqueue_bulk(mp->ring, obj_table, n); }
注意：这里的ring是环形无锁队列！
3、Poll mode driver： 不论何总形式的io，接收方获取数据的方式有两种：
- 被动接收中断的唤醒：典型如网卡收到数据，通过硬件中断通知操作系统去处理；操作系统收到数据后会唤醒休眠的进程继续处理数据
- 轮询 poll：写个死循环不停的检查内存地址是否有新数据到了！
在 x86 体系结构中，一次中断处理需要将 CPU 的状态寄存器保存到堆栈，并运行中断handler，最后再将保存的状态寄存器信息从堆栈中恢复，整个过程需要至少 300 个处理器时钟周期！所以dpdk果断抛弃了中断，转而使用轮询方式！整个流程大致是这样的：内核态的UIO Driver hook了网卡发出的中断信号，然后由用户态的 PMD Driver 采用主动轮询的方式。除了链路状态通知仍必须采用中断方式以外（因为网卡发出硬件中断才能触发执行hook代码的嘛，这个容易理解吧？），均使用无中断方式直接操作网卡设备的接收和发送队列。整体流程大致如下：UIO hook了网卡的中断，网卡收到数据后“被迫”执行hook代码！先是通过UIO把网卡的存储地址映射到/dev/uio文件，而后应用程序通过PMD轮询检查文件是否有新数据到来！期间也使用mmap把应用的虚拟地址映射到网卡的物理地址，减少数据的拷贝转移！
总的来说：UIO+PMD，前者旁路了内核，后者主动轮询避免了硬中断，DPDK 从而可以在用户态进行收发包的处理。带来了零拷贝（Zero Copy）、无系统调用（System call）的优化。同时，还避免了软中断的异步处理，也减少了上下文切换带来的 Cache Miss！轮询收报核心代码如下：
/*PMD轮询接收数据包*/ uint16_t eth_em_recv_pkts(void *rx_queue, struct rte_mbuf **rx_pkts, uint16_t nb_pkts) { /* volatile防止编译器优化,每次使用必须又一次从memory中取而不是用寄存器的值 */ volatile struct e1000_rx_desc *rx_ring; volatile struct e1000_rx_desc *rxdp;//指向rx ring中某个e1000_rx_desc描述符 struct em_rx_queue *rxq;//整个接收队列 struct em_rx_entry *sw_ring;//指向描述符队列的头部，根据rx tail来偏移 struct em_rx_entry *rxe;//指向sw ring中具体的entry struct rte_mbuf *rxm;//entry里的rte mbuf /*是new mbuf，新申请的mbuf，当rxm从ring中取出后，需要用nmb再挂上去， 更新对应rx ring和sw ring中的值，为下一次收包做准备*/ struct rte_mbuf *nmb; struct e1000_rx_desc rxd;//具体的非指针描述符 uint64_t dma_addr; uint16_t pkt_len; uint16_t rx_id; uint16_t nb_rx; uint16_t nb_hold; uint8_t status; rxq = rx_queue; nb_rx = 0; nb_hold = 0; //初始化临时变量，要开始遍历队列了 rx_id = rxq->rx_tail; rx_ring = rxq->rx_ring; sw_ring = rxq->sw_ring; /* 一次性收32个报文 */ while (nb_rx < nb_pkts) { /* * The order of operations here is important as the DD status * bit must not be read after any other descriptor fields. * rx_ring and rxdp are pointing to volatile data so the order * of accesses cannot be reordered by the compiler. If they were * not volatile, they could be reordered which could lead to * using invalid descriptor fields when read from rxd. */ /* 当前报文的descriptor */ rxdp = &rx_ring[rx_id]; status = rxdp->status; /* 结束标记,必须首先读取 */ /*检查状态是否为dd, 不是则说明驱动还没有把报文放到接收队列，直接退出*/ if (! (status & E1000_RXD_STAT_DD)) break; rxd = *rxdp; /* 复制一份 */ /* * End of packet. * * If the E1000_RXD_STAT_EOP flag is not set, the RX packet is * likely to be invalid and to be dropped by the various * validation checks performed by the network stack. * * Allocate a new mbuf to replenish the RX ring descriptor. * If the allocation fails: * - arrange for that RX descriptor to be the first one * being parsed the next time the receive function is * invoked [on the same queue]. * * - Stop parsing the RX ring and return immediately. * * This policy do not drop the packet received in the RX * descriptor for which the allocation of a new mbuf failed. * Thus, it allows that packet to be later retrieved if * mbuf have been freed in the mean time. * As a side effect, holding RX descriptors instead of * systematically giving them back to the NIC may lead to * RX ring exhaustion situations. * However, the NIC can gracefully prevent such situations * to happen by sending specific "back-pressure" flow control * frames to its peer(s). */ PMD_RX_LOG(DEBUG, "port_id=%u queue_id=%u rx_id=%u " "status=0x%x pkt_len=%u", (unsigned) rxq->port_id, (unsigned) rxq->queue_id, (unsigned) rx_id, (unsigned) status, (unsigned) rte_le_to_cpu_16(rxd.length)); nmb = rte_mbuf_raw_alloc(rxq->mb_pool); if (nmb == NULL) { PMD_RX_LOG(DEBUG, "RX mbuf alloc failed port_id=%u " "queue_id=%u", (unsigned) rxq->port_id, (unsigned) rxq->queue_id); rte_eth_devices[rxq->port_id].data->rx_mbuf_alloc_failed++; break; } /* 表示当前descriptor被上层软件占用 */ nb_hold++; /* 当前收到的mbuf */ rxe = &sw_ring[rx_id]; /* 收包位置,假设超过环状数组则回滚 */ rx_id++; if (rx_id == rxq->nb_rx_desc) rx_id = 0; /* mbuf加载cache下次循环使用 */ /* Prefetch next mbuf while processing current one. */ rte_em_prefetch(sw_ring[rx_id].mbuf); /* * When next RX descriptor is on a cache-line boundary, * prefetch the next 4 RX descriptors and the next 8 pointers * to mbufs. */ /* 取下一个descriptor,以及mbuf指针下次循环使用 */ /* 一个cache line是4个descriptor大小(64字节) */ if ((rx_id & 0x3) == 0) { rte_em_prefetch(&rx_ring[rx_id]); rte_em_prefetch(&sw_ring[rx_id]); } /* Rearm RXD: attach new mbuf and reset status to zero. */ rxm = rxe->mbuf; rxe->mbuf = nmb; dma_addr = rte_cpu_to_le_64(rte_mbuf_data_iova_default(nmb)); rxdp->buffer_addr = dma_addr; rxdp->status = 0;/* 重置当前descriptor的status */ /* * Initialize the returned mbuf. * 1) setup generic mbuf fields: * - number of segments, * - next segment, * - packet length, * - RX port identifier. * 2) integrate hardware offload data, if any: * - RSS flag & hash, * - IP checksum flag, * - VLAN TCI, if any, * - error flags. */ pkt_len = (uint16_t) (rte_le_to_cpu_16(rxd.length) - rxq->crc_len); rxm->data_off = RTE_PKTMBUF_HEADROOM; rte_packet_prefetch((char *)rxm->buf_addr + rxm->data_off); rxm->nb_segs = 1; rxm->next = NULL; rxm->pkt_len = pkt_len; rxm->data_len = pkt_len; rxm->port = rxq->port_id; rxm->ol_flags = rx_desc_status_to_pkt_flags(status); rxm->ol_flags = rxm->ol_flags | rx_desc_error_to_pkt_flags(rxd.errors); /* Only valid if PKT_RX_VLAN set in pkt_flags */ rxm->vlan_tci = rte_le_to_cpu_16(rxd.special); /* * Store the mbuf address into the next entry of the array * of returned packets. */ /* 把收到的mbuf返回给用户 */ rx_pkts[nb_rx++] = rxm; } /* 收包位置更新 */ rxq->rx_tail = rx_id; /* * If the number of free RX descriptors is greater than the RX free * threshold of the queue, advance the Receive Descriptor Tail (RDT) * register. * Update the RDT with the value of the last processed RX descriptor * minus 1, to guarantee that the RDT register is never equal to the * RDH register, which creates a "full" ring situtation from the * hardware point of view... */ nb_hold = (uint16_t) (nb_hold + rxq->nb_rx_hold); if (nb_hold > rxq->rx_free_thresh) { PMD_RX_LOG(DEBUG, "port_id=%u queue_id=%u rx_tail=%u " "nb_hold=%u nb_rx=%u", (unsigned) rxq->port_id, (unsigned) rxq->queue_id, (unsigned) rx_id, (unsigned) nb_hold, (unsigned) nb_rx); rx_id = (uint16_t) ((rx_id == 0) ? (rxq->nb_rx_desc - 1) : (rx_id - 1)); E1000_PCI_REG_WRITE(rxq->rdt_reg_addr, rx_id); nb_hold = 0; } rxq->nb_rx_hold = nb_hold; return nb_rx; }
接收报文的整理流程梳理如下图所示：
- DMA控制器控制报文一个个写到rx ring中接收描述符指定的IO虚拟内存中，对应的实际内存应该就是mbuf；
- 接收函数用rx tail变量控制不停地读取rx ring中的描述符和sw ring中的mbuf，并申请新的mbuf放入sw ring中，更新rx ring中的buffer addr
- 最后把读取的mbuf返回给应用程序。
4、线程亲和性
一个cpu上可以运行多个线程， 由linux内核来调度各个线程的执行。内核在调度线程时，会进行上下文切换，保存线程的堆栈等信息， 以便这个线程下次再被调度执行时，继续从指定的位置开始执行。然而上下文切换是需要耗费cpu资源的的。多核体系的CPU，物理核上的线程来回切换，会导致L1/L2 cache命中率的下降。同时NUMA架构下，如果操作系统调度线程的时候，跨越了NUMA节点，将会导致大量的L3 cache的丢失。Linux对线程的亲和性是有支持的, 如果将线程和cpu进行绑定的话，线程会一直在指定的cpu上运行，不会被操作系统调度到别的cpu上，线程之间互相独立工作而不会互相扰完，节省了操作系统来回调度的时间。目前DPDK通过把线程绑定到cpu的方法来避免跨核任务中的切换开销。
线程绑定cpu物理核的函数如下：
/* set affinity for current EAL thread */ static int eal_thread_set_affinity(void) { unsigned lcore_id = rte_lcore_id(); /* acquire system unique id */ rte_gettid(); /* update EAL thread core affinity */ return rte_thread_set_affinity(&lcore_config[lcore_id].cpuset); }
继续往下走：
/* 根据前面的rte_cpuset_t ,设置tid的绑定关系 存储thread local socket_id 存储thread local rte_cpuset_t */ int rte_thread_set_affinity(rte_cpuset_t *cpusetp) { int s; unsigned lcore_id; pthread_t tid; tid = pthread_self();//得到当前线程id //绑定cpu和线程 s = pthread_setaffinity_np(tid, sizeof(rte_cpuset_t), cpusetp); if (s != 0) { RTE_LOG(ERR, EAL, "pthread_setaffinity_np failed\n"); return -1; } /* store socket_id in TLS for quick access */ //socketid存放到线程本地空间，便于快速读取 RTE_PER_LCORE(_socket_id) = eal_cpuset_socket_id(cpusetp); /* store cpuset in TLS for quick access */ //cpu信息存放到cpu本地空间，便于快速读取 memmove(&RTE_PER_LCORE(_cpuset), cpusetp, sizeof(rte_cpuset_t)); lcore_id = rte_lcore_id();//获取线程绑定的CPU if (lcore_id != (unsigned)LCORE_ID_ANY) {//如果不相等，就更新lcore配置 /* EAL thread will update lcore_config */ lcore_config[lcore_id].socket_id = RTE_PER_LCORE(_socket_id); memmove(&lcore_config[lcore_id].cpuset, cpusetp, sizeof(rte_cpuset_t)); } return 0; }
继续往下走：
int pthread_setaffinity_np(pthread_t thread, size_t cpusetsize, const rte_cpuset_t *cpuset) { if (override) { /* we only allow affinity with a single CPU */ if (CPU_COUNT(cpuset) != 1) return POSIX_ERRNO(EINVAL); /* we only allow the current thread to sets its own affinity */ struct lthread *lt = (struct lthread *)thread; if (lthread_current() != lt) return POSIX_ERRNO(EINVAL); /* determine the CPU being requested */ int i; for (i = 0; i < LTHREAD_MAX_LCORES; i++) { if (!CPU_ISSET(i, cpuset)) continue; break; } /* check requested core is allowed */ if (i == LTHREAD_MAX_LCORES) return POSIX_ERRNO(EINVAL); /* finally we can set affinity to the requested lcore 前面做了大量的检查和容错，这里终于开始绑定cpu了 */ lthread_set_affinity(i); return 0; } return _sys_pthread_funcs.f_pthread_setaffinity_np(thread, cpusetsize, cpuset); }
绑定cpu的方法也简单：本质就是个上下文切换
/* * migrate the current thread to another scheduler running * on the specified lcore. */ int lthread_set_affinity(unsigned lcoreid) { struct lthread *lt = THIS_LTHREAD; struct lthread_sched *dest_sched; if (unlikely(lcoreid >= LTHREAD_MAX_LCORES)) return POSIX_ERRNO(EINVAL); DIAG_EVENT(lt, LT_DIAG_LTHREAD_AFFINITY, lcoreid, 0); dest_sched = schedcore[lcoreid]; if (unlikely(dest_sched == NULL)) return POSIX_ERRNO(EINVAL); if (likely(dest_sched != THIS_SCHED)) { lt->sched = dest_sched; lt->pending_wr_queue = dest_sched->pready; //真正切换线程到指定cpu运行的代码 _affinitize(); return 0; } return 0; } tatic __rte_always_inline void _affinitize(void); static inline void _affinitize(void) { struct lthread *lt = THIS_LTHREAD; DIAG_EVENT(lt, LT_DIAG_LTHREAD_SUSPENDED, 0, 0); ctx_switch(&(THIS_SCHED)->ctx, <->ctx); } void ctx_switch(struct ctx *new_ctx __rte_unused, struct ctx *curr_ctx __rte_unused) { /* SAVE CURRENT CONTEXT */ asm volatile ( /* Save SP */ "mov x3, sp\n" "str x3, [x1, #0]\n" /* Save FP and LR */ "stp x29, x30, [x1, #8]\n" /* Save Callee Saved Regs x19 - x28 */ "stp x19, x20, [x1, #24]\n" "stp x21, x22, [x1, #40]\n" "stp x23, x24, [x1, #56]\n" "stp x25, x26, [x1, #72]\n" "stp x27, x28, [x1, #88]\n" /* * Save bottom 64-bits of Callee Saved * SIMD Regs v8 - v15 */ "stp d8, d9, [x1, #104]\n" "stp d10, d11, [x1, #120]\n" "stp d12, d13, [x1, #136]\n" "stp d14, d15, [x1, #152]\n" ); /* RESTORE NEW CONTEXT */ asm volatile ( /* Restore SP */ "ldr x3, [x0, #0]\n" "mov sp, x3\n" /* Restore FP and LR */ "ldp x29, x30, [x0, #8]\n" /* Restore Callee Saved Regs x19 - x28 */ "ldp x19, x20, [x0, #24]\n" "ldp x21, x22, [x0, #40]\n" "ldp x23, x24, [x0, #56]\n" "ldp x25, x26, [x0, #72]\n" "ldp x27, x28, [x0, #88]\n" /* * Restore bottom 64-bits of Callee Saved * SIMD Regs v8 - v15 */ "ldp d8, d9, [x0, #104]\n" "ldp d10, d11, [x0, #120]\n" "ldp d12, d13, [x0, #136]\n" "ldp d14, d15, [x0, #152]\n" ); }
参考：
1、https://blog.csdn.net/ApeLife/article/details/100751359 uio驱动实现
2、https://blog.csdn.net/ApeLife/article/details/100006695 内存池的实现
3、https://blog.51cto.com/u_15076236/4624576 PMD优化
4、https://blog.csdn.net/jeawayfox/article/details/105189788 dpdk接收报文
5、https://blog.csdn.net/u012630961/article/details/80918682 dpdk线程亲和性
6、https://zhuanlan.zhihu.com/p/366155783 dpdk多线程模型
