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这篇文章给大家分享的是有关计高性能RoCE网络的内容。小编觉得挺实用的，因此分享给大家做个参考。一起跟随小编过来看看吧。
普通的内网进行数据包交互时，通常会使用系统级的TCP/IP协议栈或者是DPDK技术，这两种方案都是依靠软件进行协议栈解封装的，对系统的CPU有不少消耗。而有一种方案：RDMA，可以直接使用网卡进行协议栈解封装，无需消耗系统CPU，能有效降低数据处理的延时。
RDMA并没有规定全部的协议栈，比如物理链路层、网络层、传输层每个字段长什么样，如何使用，但对无损网络有相当高的要求：
– 不轻易丢包，重传带来的延时非常大。
– 吞吐量巨大，跑满最好。
– 延时越低越好，100us都嫌长。
依据上述要求，主流的网络方案有三种：
图：主流的RDMA网络方案
① InfiniBand： 该方案重新设计了物理链路层、网络层、传输层，是RDMA最初的部署方案，所以要使用专用的InfiniBand交换机做物理隔离的专网，成本较大，但性能表现最优；
② iWARP： 该方案的目的是让主流的以太网支持RDMA，将InfiniBand移植到TCP/IP协议栈，使用TCP协议保证无丢包，但缺点在于TCP开销较大，且算法复杂，所以性能表现较差；
③ RoCEv2： 该方案的目的也是让主流的以太网支持RDMA（RoCEv1版本已很少提及了）。网络侧使用PFC保证拥塞时不丢包，网卡侧又使用DCQCN的拥塞控制算法进一步减缓拥塞（该拥塞算法需要网络侧支持ECN标记），传统的以太网经过PFC和ECN的加持进化成为无损以太网，在无损以太网上运行RDMA性能大大增强。
RoCEv2（后文简称RoCE）方案的成熟案例较多，我们也选用了该方案进行研究。但RoCE方案仍存在一些问题，如PFC压制的不公平性、PFC传递带来的死锁风险、过多的调参、ECN标记的滞后性（ECN概率标记是软件轮询机制）等，是需要我们解决完善的。
要把RoCE搬到经典的数据中心网络上，这可不是一件容易的事儿。
当前数据中心是常见的CLOS架构，LCS是汇聚交换机，LAS是TOR交换机。如果RoCE直接运行在这上面，问题是显而易见的：例如出现Incast事件时，转发不了的报文会被存放在交换机缓存中，但缓存也不是无限大的，如果存满了，这个数据包就丢掉了，很明显这种丢包频率肯定不能被RDMA所接受。
图：CLOS架构示意
上面只是举了一个简单的例子，实际上出现的问题要更复杂一些。在设计之前，需要先明确好我们的目标是什么，做到有的放矢。
简单来讲我们的目标就是：
– 在各种流量模型下，网络带宽要能跑满；
– 缓存使用要尽可能低；
– 极限情况下缓存使用满了也不能丢包。
总结来说，为了让RoCE跑在已有的网络上，我们需要从三个方面下手：
① QOS设计：指队列、调度、整形等一系列的转发动作，相对独立。
② 无损设计：是RDMA的要求之一，使用PFC技术实现。无损是一种基本保障，含义是在最拥塞的情况下也能保证其可用性，让上层应用可以放心发送数据，不必担心丢包的风险（所以说PFC并不是降速的手段）。
③ 拥塞控制设计：使用DCQCN技术实现。拥塞控制是满足基本保障前提下的进一步优化，含义是在开始拥塞的时候，就告知服务器两端，使其从源端开始降速，从根本上解决问题。
补充一点拥塞带来的坏处：当出现拥塞后，必然要使用缓存，使用缓存后虽然不丢包了，但是带来的后果是延迟上升，而且吞吐也不能再增加一丝一毫。网络中拥塞点有很多，每一跳都可能成为拥塞点，在上图的网络中，最多会有3个拥塞点。
缓存的使用能带来多少延时？
我们按25Gbps来算，缓存25Mb的数据，大约需要1ms的时间才能发送完毕，25Mb也仅仅是3.1MB，而常见的Broadcom Trident 3芯片有32MB的缓存。
有了这三个方面的认识，我们就可以化繁为简，逐一破解。
QOS的设计，无非是入队、调度、监管和整形。
入队方式可以依据DSCP、TOS、COS等标记，然后信任某种标记入队，也可以选择使用策略抓取其它报文特征入队。我们最终选择的策略是：在IDC边界处，使用报文特征抓取入队，并重写DSCP，IDC内部仅根据DSCP入队（IDC内部减少策略使用，满足高速转发即可）。这样，既能保证DSCP标记的可信任，又能减轻IDC内部的策略复杂度。根据这个思路，我们分别设置对应策略：
– 对ToR下行端口与Border上行端口： 抓取特定报文，进入特定队列。
– 对其余设备和端口设置：信任DSCP，按映射入队。
用图表表达即：
■ IDC边界入队
次序
Match
Action
1
udp_dport==4791 &&
dscp==48
入队列6
2
udp_dport==4791 &&
dscp==46
入队列5
其他
其他
修改dscp为预定义
*这是已有的标记策略，我们IDC内部为业务进行分类，并标记特定的DSCP。
*其中次序1、2只在RoCE网络的ToR部署。
■ IDC内部DSCP映射
DSCP
队列
48
6
46
5
其他
2…
下面该聊聊调度设计了，调度的对象是缓存中的数据，也就是说，调度是仅在拥塞时才生效的，而且调度生效后，影响的将是各队列的流量大小。
带着以上的认识，我们开始调度设计。在一般的RoCE网络中，使用的有如下队列（或流量）：
① 协议信令类，目前来看只有CNP流量；（其它协议均不跨跳，所以不考虑）
② RoCE流量；
③ 业务/管理流量。
这三大类流量，还可以继续分小类。按照ETC所推荐的调度模型，我们选择了SP+WDRR的调度方式，即：1类流量绝对优先，在缓存积压的时候优先调度，直到队列为空。2类和3类流量次优，两者之间按照WDRR调度，权重值可以灵活定义。这样就能保证CNP报文在3us内转发给流量源站（没有拥塞的网络单跳的延时在1us以内）。
以上调度设计中有个漏洞：如果队列6的流量过大，可能会将低优先级的队列饿死（即长时间得不到调度），虽然理论上队列6的流量一般都在几十~几百Mbps，但仍要提防服务器恶意***行为。于是，我们将SP的队列限制其队列使用带宽。这个便是所谓的监管和整形了。
RoCE的流量需要保证运行在无损队列中，无损队列使用了PFC技术，能针对某一队列发送Pause帧，迫使上游停流。
在博通的XGS系列芯片中，有一块缓存管理单元MMU（简称缓存），存放已收到但没转发走的报文，并给入口和出口都计数：“0/1的入口和0/2的出口，都用了1个cell”（cell是缓存资源的最小单位）。
缓存会给每个入口和出口设置一个上限，超过这个上限就不能再使用cell缓存报文了。上限以下还画了很多其它的水线，同时对每一个出口和入口进行进一步细分，可以按照队列进行统计限额其中入方向。入方向上，细分了PG-Guaranteed大小、PG-Share大小、Headroom大小；出方向上，细分了Queue-Guaranteed大小，Queue-Share大小（如下图所示，这里我们不考虑端口，只考虑队列）。
图：队列入方向与出方向示意
缓存使用的时候，总是从下往上依次申请使用，所以更喜欢把这些区块大小称之为“水线”，当“某区块”都使用完毕，就称之为“缓存水位”到达了“某水线”。例如：当PG-Share区块使用完毕，就称之为，入口缓存水位已经到达PG-Share水线。如果所有区块用完就产生丢包了，称为no buffer丢包。
每一块大小都有其特殊用处，先简单看下其作用，后面再探讨下无损队列中的这5个水线应该如何设置。
►PG-Guaranteed和Queue-Guaranteed是保证缓存，这部分是独享的，即使不用，别的队列也不能抢占使用。
►PG-Share和Queue-Share使用的是共享缓存，因为动态水线的缘故，它们的大小不固定，如果很多队列都在用，那平分一下，每个队列的水线就都很小。另外，PG-Share还有另一个重要的作用：PFC发送的临界点，也称为xoff水线，只要到达该水线，PFC就会从这个口发出去，回落一些后，才恢复正常。
►Headroom是一个特殊的水线，只有在无损队列中才能发挥其作用。设想一下，PFC发出去以后，流量真的能瞬间停下来么？答案是不能的！因为线缆中还有一部分数据，而且七七八八的转发处理时间也要算进去。所以Headroom空间就是用来做这个的。
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讲完了基本原理，回过头来看网络设计。先看PG-Guaranteed和Queue-Guaranteed水线，这俩水线与“无损队列”关系不大，保证缓存的作用只是满足交换机基本的存储转发功能，所以配置为一个数据包大小即可。那我们按照最差的情况来算，即MTU=9216的巨型帧。
但实际上我们不必为此发愁，因为动态水线的缘故，共享缓存中总会有剩余的缓存以供使用，所以保持原厂的默认配置即可。
2、Queue-Share
接下来是Queue-Share水线。在无损队列中，我们希望在缓存丢包前，能触发PFC进行反压，所以在任何情况下，都应该入口PG-Share先到达水线，出口Queue-Share永远不能到达水线（PG-Share到达会发PFC，Queue-Share到达会丢包）。
之前讲过，MMU记账是出口入口各记一笔，这样来看，最差情况应该是多打一（出口的帐全记在一个队列上，入口的帐会均摊到不同队列中）。为了让出口水线永远不会到达，索性将出口水线配置为无限大好了，事实证明这样做也没有问题，因为入口的PG-Share是动态水线，总能在Buffer破产前触发该水线。
这样一来，Queue-Share好像已经搞定了，其实不然，如果TCP流量参与进来混跑呢？这问题可就严重了，TCP的Lossy队列会吃掉大量缓存，所以Lossy队列中，对应的Queue-Share水线也应当限制一下。
PG-Share水线只要配置为动态水线即可，大小可以随意调节，都不会出太大问题的，但需要满足一个不等式：(PG-Share + PG-Guarantee + Headroom) * [入口个数]≤ Queue-Share + Queue-Guarantee
该公式描述的是一个端口多打一的场景。入口个数根据实际情况选取一个较大值（拿ToR来看，最差情况是39打1，32个25G下行，8个100G上行）。
这里的PG-Share是动态水线，动态水线用一个简洁的公式即可表达：PG-Share = [剩余Buffer] * α
这里的α是缩放因子，用户可自由调节。可以看出，缩放因子决定了PG-Share水线的大小。依据上面等式，我们只要将Queue-Share水线设置为静态大、PG-Share设置为动态即可，入口的缩放因子α可随意。当然入口α也不能设置太小，在端口少打多的情况下，由于入口的水位很低，导致均摊到每个出口时，出口的水位更低！出口的水位过低时，会发现已有的ECN配置不再生效（例如：可能出口的水位还到不了Kmax的一半）。在我们的经验看来，无损队列中PG-Share的α，配置1/8，1/4，1/2，1都可以，具体大小还要联合拥塞设计中ECN参数来决定。
Headroom水线很重要，但可以通过实验+推导的方式得出合理的配置，先来看一个等式：[Headroom大小] = [PFC构造到停流的时间] * [端口速率] / [64字节小包占用的比特数]
使用64字节小包计算，是因为小包对缓存的使用率最低，单个Cell有200多字节，但只能被一个报文独享。其中，只有[PFC构造到停流的时间]是需要进一步分解的：T = Tm1 +Tr1 + Tm2 +Tr2* Tm1：下游PG检测到xoff用完，到构造PFC帧发出的时间。
* Tr1：PFC帧从下游发往上游的时间。
* Tm2：对端收到PFC帧，到队列停止的时间。
* Tr2：队列停止后，线缆中报文传输的时间。
可以看出，这四个时间中，只有线缆长度是变量，继续化简后可以得出：[Headroom大小] = (Tm1 + Tm2 +2 * [线缆长度] / [信号传播速度]) * [端口速率] / [64字节小包占用的比特数])
这里面Tm1 + Tm2 是常数，可以实验测得，剩余的都是已知量了。最后根据公式就可以算得100G口，100M光纤下，H = 408 cell；25G口，15M AOC下，H = 98 cell。当然，真正使用的时候，还要再冗余一点，毕竟这是临界值。
谈到PFC就不得不提一下死锁，死锁危害极大，而且其传递性会迅速扩散到整个网络，以至于整个网络的无损队列全部停流。死锁的研究很多，其中较详细的是微软的一篇论文《Deadlocks in Datacenter Networks: Why Do They Form, and How to Avoid Them》。
死锁产生的一个必要条件是CBD（环状缓存依赖），在我们的组网环境中，是典型的CLOS组网，所以在稳定状态下不会存在CBD，也没有死锁风险。而且整个POD内部路由不做过滤，明细互知，汇聚采用4台~8台冗余，即使出现两点故障，收敛后的拓扑也不会存在CBD，即不会存在死锁风险。
图：CBD和死锁
至此，我们已经解决稳定状态下的死锁了，但还要考虑一点：收敛过程中，是否存在CBD？其实仔细分析一下还是会存在的，我们考虑了很多收敛场景，确实会有部分场景下，存在微环路。有微环路就一定有CBD。事实证明，我们也真实地模拟出了微环路导致的死锁。
死锁问题总是要解决的。我们使用三种方法：
1、针对各种微环路场景，通过设计网络协议，控制收敛的现先后关系，避免出现微环路出现。
2. 对于其它未知的死锁风险，使用交换机的死锁检测功能，释放缓存（释放缓存会产生丢包，但收敛过程本身就有乱序/丢包情况）。
3. 将PG-Share的水线适当拉高，尽量使用DCQCN拥塞控制来压制流量。
网络拥塞控制是一个很复杂的课题，这里只讲一些基本的设计思路。
RoCE使用的拥塞控制算法是DCQCN，_《Congestion Control for Large-Scale RDMA Deployments》_这篇论文很详细地描述了该算法。
这里先简单的描述下这个算法：维护这个算法的节点是服务器，也就是流量的两端，中间的交换机作为传输节点，通告是否拥塞。发送方叫Reaction Point，简称RP；接收方叫Notification Point，简称NP；中间交换机叫 Congestion Point，简称CP。发送方（RP）以高速开始发送，沿途过程中如果有拥塞，会被标记ECN显示拥塞，当这个被标记的报文转发到接收方（NP）的时候，接收方（NP）会回应一个CNP报文，通知发送方（RP）。收到CNP报文的发送方（RP），就会开始降速。当发送方没有收到CNP报文时，就开始又提速了。
上述过程就是DCQCN的基本思路。虽然整个算法十分复杂，但都是围绕这个基本思路，继续完善算法细节（下图分别是NP的状态机和RP的算法）。可调参数也十分众多，比如降速要降低多少？提速效率是否积极？网络拥塞度如何维护？拥塞度更新周期多久？CNP报文的敏感度多大？这都是问题，需要对流量建模后找出合理参数。
图：接收方
图：发送方
DCQCN算法中，对RP、NP和CP都有很多参数可以调节。RP和NP节点在服务器上，准确来说应该是在网卡上，网卡初始化的参数已经为最优值，无需再进行调整，这样就剩CP上的参数需要调整了。
CP上有三个参数其实就是WRED-ECN的那三个参数，分别是Kmin，Kmax，Pmax，这三者的关系，可以用下图来表示。横轴是出向队列长度，纵轴是报文被标记的概率。从图中可以看到，在队列长度超过Kmax时，标记概率出现一个跳变，从Pmax直接到达100%。
根据上面的理论分析，我们可以通过实验证实和试错的方法一步步找到最优解。
现在设想一下：在一个拥塞场景中，当出口队列长度小于Kmin时，不会被标记，出口队列长度可能会稳步增长，当队列长度超过Kmin时，DCQCN才开始降速。
所以Kmin的大小决定了RoCE网络的基础延时，这些缓存中的报文是发送者发出，但未被接收者确认的报文，我们称之为inflight bytes，约等于延时带宽积。所以，Kmin的配置规范为小于期望的延时带宽积。有了这个理论基础后，实践测得理论符合实际，还可以根据测得的延时进一步调整该数值。
我们用同样的思路来思考Kmax，承接刚刚的思路，那就是：Kmax的配置规范为小于或等于能容忍的延时带宽积。但这次不再这么简单了，因为Kmax还决定了图中的斜率。同样决定斜率的还有Pmax，在讨论Kmax和Pmax前，我们不得不先介绍下整个ECN的理想与现实。
理想状态下，标记概率在定义域Kmin~Kmax内的变化是连续的，而且，队列的长度是准确的。但事与愿违，博通芯片SDK使用软件轮询的方式测得队列长度，而且将此刻的队列长度与历史值做指数平均，并依此计算标记概率。软件轮询带来的结果是，标记概率在定义域Kmin~Kmax内的变化是不连续的，其次，指数平均值会让测得的队列长度是滞后的（当然指数平均也带来了好处，这里不展开）。
这件事带给我们的影响就是，理论推导的Pmax，甚至Kmin、Kmax都被推翻，请继续往下看：理想状态下，一个25G端口、单QP会话下，大的有效Pmax是多少？
根据DCQCN中NP的算法，50us内收到多个CE标记包，会被认为只有一个有效包，所以高的CE标记速率应该为20000个包每秒（即1个包每50微秒），依此，我们算得高有效Pmax，即是设置的Pmax值，如下表所示：我们假设一个25G端口、只有一个QP会话，此时高有效Pmax是多少？可以根据表格中第4、5列计算出最后一列高有效Pmax的值。
再回到现实，我们按照推导的数据对表格最后一行进行验证。
对端口限速模拟拥塞，测得稳定时RoCE流量pps=2,227,007，然后选取一组ECN配置：Kmin=1cell，Kmax=1400cell，Pmax=1%，理论上来说Pmax已经超出高有效的值了，理论上即使在拥塞时，出口水位也不可能达到1400cell，所以再设置一个监控项，监控出口水位有没有超过1400cell（触发式告警，并非轮询，所以不会存在采集不到的情况）这是第一个实验。
作为对比，第二个实验使用另一组ECN配置，Kmin=800cell，Kmax=1400cell，Pmax=1%，按照之前分析，这一组配置下，出口水位也不会超过1400cell，因为在1400cell水位时，Pmax=1已经超过高有效标记概率了。
可是实验结果并不符合预期，第一个实验没有触发告警，通过；第二个却触发告警了。这就意味着在某些时刻，缓存水位超过1400cell了！水位是波动的，并没有稳定在某个值！我们大胆猜测其中原因：从缓存队列积压，到得到缓解，这其中有太多地方消耗了时间：队列长度的轮询、指数平均算法、CNP的生成与转发，甚至于降速后线缆中的数据传输等等。
为解决这一难题，我们另辟蹊径，选择了另外一条路：首先制定了几个小目标，然后通过大量的实验来摸索出验证一套安全可靠的配置。这个方法虽然更野蛮，但很有效。
► 小目标1：服务器端口吞吐量要在95%以上；
► 小目标2：所有流量场景下交换机99%的时间里PFC发送速率不得高于5pps；
► 小目标3：任意场景下服务器端到端延时不得高于80us（90%场景下低于40us）。
对于流量模型，我们设计筛选后，选用了50余种流量，最终我们得到了同时满足这三个小目标的合理参数。
不得不说，DCQCN很难玩转，参数众多且互有联系，这里也只是提供一些实践规律，欢迎一同深入探讨。
关于高性能RoCE网络的设计方案就分享到这里了，希望以上内容可以对大家有一定的帮助，可以学到更多知识。如果觉得文章不错，可以把它分享出去让更多的人看到。
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