r2p2之DPDK学习记录
简单理解
DPDK解决的问题是网络IO的性能问题。网卡、CPU等硬件在高速发展，但是软件开发却没有跟上节奏，使得网络IO碰上瓶颈。又因为网络IO实现大都需要通过内核，所以很明显，内核是瓶颈所在。因此，提高网络IO性能的方法着手点就是避开内核。
DPDK做的就是让驱动运行在用户态，也就是说DPDK的代码大部分是放在用户态下的。除了中断无法在用户态下处理，所以把处理中断的代码放在内核下。实现DPDK的基石是UIO机制，使用UIO可以通过read感知中断，通过mmap实现和网卡的通讯。而DPDK核心优化是通过PMD驱动实现的。PMD是用户轮询程序，它主动询问设备是否需要处理。例如，它主动询问网卡接受队列是否有新的数据要接受，如果有，就取走报文进行处理，处理完毕再次循环。
传统的收发包的流程是这样，当网络设备接受到数据时，DMA模块会自动将数据保存起来并通过中断通知CPU来取。要发送数据时，内核会根据系统路由器表选择相应的网络接口进行数据传输，发送完之后，网卡驱动程序也会启动硬中断通知CPU释放数据缓存区中的数据包。
而DPDK使用了PMD驱动，该驱动使用无中断方式直接操作网卡的接收和发送队列（除了链路状态通知（啥东西？）仍必须采用中断方式以外）PMD驱动从网卡上接收到数据包后，会直接通过DMA方式传输到预分配的内存中，同时更新无锁环形队列中的数据包指针，不断轮询的应用程序很快就能感知收到数据包，并在预分配的内存地址上直接处理数据包。
DPDK内存数据结构
DPDK的工作就是对网络报文进行高速处理，而报文需要内存承载。但是如果每次处理报文时，还是通过频繁地调用malloc和free来申请和释放内存的话，那性能也优化不了多少。所以DPDK使用内存池来复制内存你申请释放。
DPDK会将内存封装在mbuf（struct rte_mbuf）结构体内。单个mbuf的结构定义如图所示：
DPDK对网络帧的封装是这样：将网络帧元数据（metadata）和帧本身存放在固定大小的同一段缓存中。metadata的一部分内容由DPDK的网卡驱动写入。
mbuf头部现在是占两个CacheLine，一般是基础性，频繁访问的数据放在第一个CacheLine字节中，而将功能性扩展的数据放在第二个CacheLine字节中。在mbuf报头中包含包处理所需的所有数据，如果单个mbuf存放不了，那么mbuf的前端还有指向下一个mbuf结构的指针（m->pkt.next）来形成帧链表结构。
headroom的起始地址保存在mbuf的buff_addr指针中。数据帧的起始指针可以通过调用rte_pktmbuf_mtod(mbuf)来获得。
创建的函数为rte_pktmbuf_alloc()或rte_ctrlmbuf_init()。这两个函数初始化了一些关键信息：mbuf类型，所属内存池，缓冲起始地址等。
释放一段mbuf实际上将其放回所属的内存池，原本缓存在其中的内容在被重新创建之前不会被初始化，依然保存在其中。（那可以使用吗？）
参考博客：