分类：F-Stack-2.0前瞻

1. 这功能解决什么问题

F-Stack v2.0（预计 2026.10 正式 release）引入的内核栈共存能力，解决 F-Stack 最经典的一个使用痛点——DPDK 接管网卡后，本机 curl 自己监听的服务会被内核报 Connection refused。

F-Stack 把网卡绑定给 DPDK 后，这张网卡上的流量完全绕过 Linux 内核协议栈，直接进 F-Stack 用户态 FreeBSD 栈。后果是：你在 F-Stack 里 listen 了 80 端口，从同网络另一台机器 curl 你的网卡 IP 能通，但在本机 curl 127.0.0.1 或 curl 本机 IP 会报 Connection refused——因为本机请求走的是 Linux 内核栈，而内核对 F-Stack 的这个 80 端口一无所知。

这个现象在 issue 里被反复问，官方给的标准答案一直是”从别的机器测”或者”用 KNI 回灌”。issue #511/#585/#741/#849 全是同一件事。

我们做的就是把这件事从”手动 workaround”变成”默认行为”：同一个 socket、同一个 listen(80)，同时跑在 F-Stack 用户态栈（DPDK 网卡，业务高速路径）和 Linux 内核栈（本机回环/管理面）上。远端 curl 网卡 IP 走 F-Stack，本机 curl 127.0.0.1 走内核，两条路同时通，而且两栈的事件在同一个 epoll/kqueue 事件循环里统一处理。

【注意】F-Stack 用户态栈始终在位、始终承担业务高速路径，内核栈只是”并行附加”的第二条栈，用来承接本机/管理面/客户端访问，绝不是在旁路或替代 F-Stack。

这里先说清楚它不是什么，免得理解偏差：

• 不是把 socket 旁路到内核（早期有个错误实现就是这么干的，后文 4.1 详述，已回退）
• 不是”整进程默认走内核栈”（那是反 F-Stack 的，明确不做）
• 不是 KNI 报文回灌（那是另一套独立机制，跟本功能无关）
• 不是连接迁移/透明代理（一个 TCP 连接物理上只存在于收到 SYN 的那一栈，无法”双栈”）

2. 主要适用场景

2.1 本机直访自己监听的服务

这是最直接的场景。开发和运维时，你总想在本机 curl 一下自己刚起的服务确认存活，而不是每次都要开另一台机器。开了双栈后，本机 curl 127.0.0.1:80 直接通。

2.2 服务端双向可达

同一个 listen(80)：远端经 DPDK 网卡访问 <DPDK_NIC_IP>:80 走 F-Stack 高速路径，本机经 127.0.0.1:80 走内核栈，一个 socket 两用，不用为内核侧额外开一个 SOCK_KERNEL socket，也不用写任何 marker。

2.3 客户端连内核服务

作为客户端要连本机或外部的内核服务（比如本机的某个守护进程、管理面 API），用双栈 connect 或纯内核的 SOCK_KERNEL 都能做到，不用绕道。

2.4 需要内核可见性的监控场景

F-Stack 监听端口在 Linux 的 ss/netstat 里是看不到的（那是用户态栈）。开了双栈后，ss 能看到内核侧的 80 监听，监控和健康检查都方便了。issue #593/#594 里官方也拿 kernel_coexist 当”让端口内核可见”的答案。

2.5 不太适合的场景

• 需要真·双工于两栈的单条连接（一条 fd 上的数据要么走 F-Stack 要么走内核，不可能同时两栈都收发）——默认双栈 connect 只是”两栈各建一条、F-Stack 主”，纯内核客户端请用 SOCK_KERNEL
• 用 select/poll 做多路复用的场景（后文 4.6 详述，内核 fd 装不进 fd_set，不共存）
• 想省掉 F-Stack 只留内核的场景（本功能不提供”整进程默认内核”，那是旁路）

3. 架构特征

3.1 一个 listen 双栈服务

3.2 fd 三态路由

这是整个功能的核心模型。一个 fd 进来，按数值区间和映射表分成三种形态：

三类 fd 空间互不冲突：F-Stack fd < 65536，内核 encode fd ≥ 0x40000000，host fd 受 RLIMIT_NOFILE。

【注意】关键设计是”热路径不查 map”。accept 出来的连接 fd 一定是单栈的——F-Stack 侧连接返回原始 fd，内核侧连接返回 encode fd。之后 recv/send 只做一次 ff_is_kernel_fd 判断就路由了，不查映射表，数据热路径零额外开销。双建/双驱动只发生在 socket/bind/listen/close 这些一次性操作上。

3.3 双层开关保证零回归

三重零回归保证：编译宏关、运行期开关关、SOCK_FSTACK marker，三者任一满足就退化成纯 F-Stack。

4. 改造工作与遇到的问题

后续比较枯燥，不需要深入研究实现过程的可以跳过本节，直接看第 5 节怎么用。

4.1 走过的弯路：v3 纯内核旁路（已回退）

这个功能不是一步到位的，中间踩过一个方向性的大坑。

最早一版（v3，commit 0748eff94）把 ff_socket(SOCK_KERNEL) 直接接到纯宿主的 socket()，完全绕开 F-Stack。看似解决了”本机能通”，但这是根本性错误——它旁路了 F-Stack，违背了”F-Stack 始终在位”的铁律。性能基线报告也坐实了这个问题：v3 测的 A/B 两版本都是纯内核，根本没测”共存”。

回退后重新按正确范式做：应用跑在 F-Stack 上，per-fd 用 SOCK_KERNEL 附加走内核栈，两者同进程共存。

【注3】这个弯路值得记住：共存不是”要么 F-Stack 要么内核”的二选一，而是”F-Stack 为主、内核并行附加”。一旦做成旁路，性能基线、稳定性评估全都会失真。

4.2 v5：编译宏门控 + per-fd 二选一

回退后第一版正确实现是 v5（commit ba148589d），做了两件事：

• 用编译宏 FF_KERNEL_COEXIST 把全部共存代码包裹起来，lib/Makefile 默认关，保证宏关时 libfstack.a 与原 F-Stack 逐字节一致（nm 比对共存符号为 0）
• per-fd 二选一语义：带 SOCK_KERNEL 建内核 fd（编码成 ≥0x40000000 的高位 fd），否则走 F-Stack 原路径

这一版已经实测可用，但语义是”每个 fd 自己二选一”。想本机也通，得额外写一个 SOCK_KERNEL 的 socket，麻烦。

4.3 v6：默认升级为自动双栈

v6（commit 13b418191）把默认语义从”二选一”升级为”自动双栈”：

• 默认（无 marker）的 ff_socket 同时建 F-Stack fd + 内核 host fd，登记 ff_native_fd_map[fstack_fd]=host_fd，返回 F-Stack 原始 fd
• ff_bind/ff_listen/ff_close 对该双栈 fd 同时驱动两栈
• marker 变成”单栈覆盖”：SOCK_KERNEL 仅内核、SOCK_FSTACK 仅 F-Stack

核心新增是那张 65536 项的无锁映射表 ff_native_fd_map（仿 adapter 的 fstack_kernel_fd_map），以及 accept 的”单栈归属”——双栈 listen fd accept 返回单栈连接 fd，F-Stack 侧连接返回原始 fd、内核侧连接返回 encode fd。

4.4 踩到的坑：头改动没 clean 重编导致 ABI 偏斜

性能基线实测时踩了个构建卫生的坑：给 struct ff_config 的 stack 子结构加了 int kernel_coexist 字段后，改变了它后面 log 子结构（含 log.f）的偏移。而 lib 的 Makefile 不跟踪头依赖，增量构建残留了混用新旧 ff_config.h 布局的 .o——ff_log.o 用旧偏移读 log.f，读到了新布局里别的非零字段，fclose 直接段错误。

修复很简单：清掉全部 .o 和 libfstack.a 全量重编。但这暴露了一个规律——对 ff_config.h 这类结构头的改动，必须 clean 后全量重编 lib，增量编译会掩盖 ABI 偏斜。

4.5 踩到的坑：kqueue 模型应用感知不到内核侧事件

R7 落地后自动双栈对 ff_epoll_* 是完整的，但直接用 ff_kqueue/ff_kevent 的应用（比如 example/main.c 用的就是 kqueue 模型）感知不到内核侧连接。实测：内核 TCP 完成了握手、GET 进了内核缓冲并被 ACK（抓包 ack 73 吻合），但应用永不被唤醒去 accept 内核 listen fd，本机 curl 127.0.0.1:80 返回 http_code 000（6 秒超时）。

根因：ff_kqueue/ff_kevent 完全没有 FF_KERNEL_COEXIST 路由，只把 F-Stack listen fd 注册进 F-Stack kqueue，双栈 listen 的内核侧 host fd 从未进入任何事件后端。

修复（R9，commit 03f244ac1）：对称仿 ff_epoll 做 kqueue 共存——ff_kevent 的 changelist 里，ident 为内核 fd 或双栈 fd 的 EV_ADD/EV_DELETE 映射到 host epoll_ctl（EVFILT_READ↔EPOLLIN、EVFILT_WRITE↔EPOLLOUT），eventlist 先取内核就绪再合并 F-Stack 就绪。

4.6 踩到的坑：IPv6 双建端口冲突

还是 R9 发现的。开了 -DINET6 后，默认 ff_socket(AF_INET6) 双建，host 侧 IPv6 socket 绑 [::]:80 时，因为本机 net.ipv6.bindv6only=0，[::] 连带占用了 IPv4，跟同进程 host 侧的 0.0.0.0:80 冲突，实测 errno=98 EADDRINUSE，进程直接起不来。

修复：给 host 侧 IPv6 socket 设 IPV6_V6ONLY=1，让它只处理 IPv6、跟 host IPv4 同端口共存。

4.7 收口：补齐剩余接口的内核路由

R8（commit 55a84f313）补齐了 sendmsg/recvmsg/getpeername/getsockname/shutdown 的内核 fd 路由；R10（commit c6f5918b8 + 2422d12eb）又补齐了 readv/writev/ioctl/dup/dup2。其中有几个值得说的点：

• ioctl 的 request 编码在 Linux 和 FreeBSD 不同源，内核 host fd 必须用原始 Linux request 直传 host libc，不能经 linux2freebsd_ioctl 翻译
• dup2 一端内核 fd 一端 F-Stack fd 的”混栈”语义不成立，明确拒绝 errno=EINVAL，不臆造
• select 不共存：encode 内核 fd（≥0x40000000）远超 fd_set 的 FD_SETSIZE(1024)，装不进去，硬限制
• poll 也不共存：合并复杂度高、回归风险大，保守降级为文档限制

内核 fd 想多路复用，用 ff_epoll_* 或 ff_kqueue 就行。

4.8 性能无回归

这是最关心的点，实测数据（v6 双栈口径，真机 wrk）：

档位	共存关 A0	双栈开 A1	Δ
T1 (-t2 -c10)	28,216	27,729	−1.73%
T2 (-t4 -c100)	202,805	206,219	+1.68%
T3 (-t8 -c500)	120,702	127,784	+5.87%

吞吐差异全落在 trial 噪声内，p99 基本相等。逻辑上也说得通——双建成本只在 listen socket 建立时一次性付出，keep-alive 连接的数据热路径单栈、不查 map，所以 F-Stack 业务快路径无可测量回归。

5. 如何使用、配置与效果

5.1 编译

默认编译不含共存代码，要开启得编译时加宏：

cd f-stack/lib && make clean && make FF_KERNEL_COEXIST=1 -j$(nproc)

应用侧如果想用 marker（SOCK_KERNEL/SOCK_FSTACK），编译应用时也要加 -DFF_KERNEL_COEXIST（否则这两个宏不可见）。只用默认双栈则不需要。

5.2 配置

config.ini 的 [stack] 段加 kernel_coexist：

[stack]
# 0=禁用(纯 F-Stack)，1=启用(默认 socket 自动双栈)
kernel_coexist = 1

注意：这个运行期开关只在编译宏开了 FF_KERNEL_COEXIST 时才生效。编译宏关，或者这里设 0，都是纯 F-Stack，零回归。

5.3 用法

默认双栈（什么都不用加）：

int s = ff_socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);   /* 双栈：F-Stack fd + 内核 host fd */
ff_bind(s, &addr80, sizeof(addr80));           /* 双驱动：两栈各 bind 80 */
ff_listen(s, backlog);                          /* 双驱动：两栈各 listen */
ff_epoll_ctl(ep, EPOLL_CTL_ADD, s, &ev);        /* 双注册：kqueue + 内核 epoll */
​
/* 远端 curl <DPDK_NIC_IP>:80 走 F-Stack，本机 curl 127.0.0.1:80 走内核，皆可达 */

需要单栈时用 marker 覆盖：

int konly = ff_socket(AF_INET, SOCK_STREAM | SOCK_KERNEL, 0);  /* 仅内核 */
int fonly = ff_socket(AF_INET, SOCK_STREAM | SOCK_FSTACK, 0);  /* 仅 F-Stack */

5.4 效果

功能正确性（真机实测，commit 13b418191）：

• 单 listen(80)：本机 curl 127.0.0.1:80 = 200（内核侧），远端 ssh → <DPDK_NIC_IP>:80 = 200（F-Stack 侧）
• ss 能看到内核侧 80 监听，ff_netstat 能看到 F-Stack 侧 80 监听

零回归（三层保证）：

• 编译宏关：libfstack.a 共存符号为 0，与原 F-Stack 逐字节一致
• kernel_coexist=0：双建/双驱动运行期短路
• SOCK_FSTACK marker：仅 F-Stack

性能（第 4.8 节）：T1/T2/T3 三档吞吐差异全在噪声内，热路径不查 map。

5.5 已知限制

• select 不支持内核 fd（encode fd 装不进 fd_set），poll 也不共存——内核 fd 用 epoll/kqueue
• 单条连接不能真双工于两栈——默认双栈 connect 是”F-Stack 主 + 内核并发建连备援”，纯内核客户端用 SOCK_KERNEL
• 可观测统计（ff_stack_get_stats）当前未实现，两栈 fd 数/事件数看不了
• IPv6 依赖 host 侧 V6ONLY，本机 bindv6only 相关行为已在 R9 处理

6. 延伸阅读

• 完整 spec：docs/kernel_event_support_spec/zh_cn/（00-10 + plan-r9/plan-r10）
• 三层架构：docs/zh_cn/F-Stack_Architecture_Layer1_System_Overview.md
• 知识图谱：docs/zh_cn/KNOWLEDGE_GRAPH_WIKI.md（2A 节 FF_KERNEL_COEXIST delta）
• 相关 issue：#511/#585/#741/#849（本机 curl connection refused 场景）

1. 这功能解决什么问题

primary_slim 是 F-Stack v2.0（预计 2026.10 正式 release）引入的一个运行开关，解决 DPDK 多进程模式下 primary 进程是单点的问题。

F-Stack 的标准多进程模式是 1 个 primary + N 个 secondary，每个进程独占一个 lcore 跑一份独立 FreeBSD 栈实例。secondary 崩了可以单独重启，不影响其他进程的队列和已建连接；但 primary 一旦异常退出，问题就大了——按照 DPDK 的设计，primary 是 IPC 唯一服务端、secondary 扩堆必须由 primary 代理、所有中断只在 primary 触发，所以传统认知是”primary 挂了整个进程组都得重启，所有连接受影响”。

这个诉求来自上游 issue #1078（https://github.com/F-Stack/f-stack/issues/1078），作者提的想法很直接：把 primary 独立出来，只做网卡队列设置、绑定、初始化这类控制面工作，收包和后续处理全部下移 secondary，这样 primary 就不那么容易异常，对连接的影响范围也小。

primary_slim 干的就是这件事：

【注意】primary_slim 把”primary 崩溃 → 必须立刻全组重启 + 约 1/N 连接立即中断”变成”primary 崩溃 → 数据面零损失、业务继续跑、崩掉的 secondary 可原地重启、集群进入控制面降级态、在计划内维护窗口择机全组重启”。

说白了，是把紧急故障转化为计划内维护，重启时机从被动变成可控。

这里先说清楚它不做什么，免得期待过高：

• 不承诺”完全无需重启”——控制面降级态无法就地修复，最终还是要择机全组重启
• 不承诺”省一个 CPU 核”——瘦身后的 primary 仍会空转占满一核，除非开空闲休眠
• 不承诺 primary 不再是结构性单点——只是降低异常概率、缩小影响面
• 不承诺 secondary 崩溃时连接不丢——每进程独立 FreeBSD 栈，没有连接迁移这回事

2. 主要适用场景

2.1 对 primary 单点稳定性敏感的生产部署

如果你的业务在多进程模式下跑，primary 一旦挂了要拖累全组，primary_slim 能让 primary 退出时数据面零损失。实测数据（后文详述）：杀掉瘦身 primary 后，已建连接 12/12 零中断（26 轮探测无一次失败），新建连接 12/12 正常。

2.2 需要控制面与数据面解耦、缩小故障爆炸半径

多进程模式里，primary 名下如果持有 rx/tx 队列，它崩了这些队列就变成没人 poll 的孤儿队列，落到上面的流量全部黑洞化。primary_slim 让 primary 不持任何队列，数据面能力全部留在 secondary，primary 退出不带走任何数据面能力。

【注意】因为使用virtio创建的tap的限制，kni依然由主进程处理，primary挂了后kni会失效。

2.3 已经有外部守护/编排，想要分层恢复能力的场景

配合外部守护，可以做到：secondary 崩了原地重启 → primary 崩了进入降级态告警 → 择机计划内全组重启。这比”primary 一挂就紧急全组重启”从容得多。

2.4 不太适合的场景

单进程多线程模式（thread_mode=1）下没有独立 primary 进程，这个特性语义不存在，所以 primary_slim 与 thread_mode 是互斥的，配置校验会拦掉。如果只有 1 个进程（nb_procs < 2），也没有瘦身的意义，同样会被校验拦截。

3. 架构特征

3.1 改造前后对比

改之前（标准多进程）：

改之后（primary_slim=1）：

3.2 为什么队列能自然收缩、不产生孤儿队列

这是整个方案成立的关键，也是调研阶段最反直觉的发现。一开始担心”把 primary 摘出 lcore_list 会导致队列数减 1、queueid 错位、RSS reta 错位”，逐行坐实后发现根本不成立：

• nb_queues 来源是该 port 的 lcore_list 长度，不是 nb_procs（lib/ff_dpdk_if.c:836）
• queueid 是本进程 lcore 在 lcore_list 里的下标，与 proc_id 完全解耦（lib/ff_dpdk_if.c:487-491）
• set_rss_table() 按同一个 nb_queues 重算 reta

所以把 primary 摘出 lcore_list 后，队列数、queueid、RSS reta、dispatch_ring 一致收缩，孤儿队列在代码层面自然消失。这正好是维护者（本人）提示词设想的”复用 lcore_list”路线的根本依据。

3.3 KNI 场景下的数据通路（最复杂的情况）

primary_slim=1 且 KNI 开启时，数据通路是三条线，涉及一个关键竞态修复（后文 4.3 详述）。最终稳定形态：

ICMP 请求入站：
  client → 物理网卡(Port0) → secondary rx_burst(q0)
    → ff_kni_enqueue → KNI ring
    → primary kni_process_tx → rte_eth_tx_burst(Port1=virtio_user0)
    → veth0(tap) → kernel 协议栈 → 生成 ICMP reply
​
ICMP 回复出站（inject ring 路径）：
  kernel → veth0 → virtio_user0
    → primary kni_process_rx → enqueue 到 kni_inject_rp ring
    → owner secondary 用自己的 tx_queue 发出
    → 物理网卡 → client

核心分工：secondary 负责数据面收包入队 KNI ring，primary 独占 virtio_user vdev 的 TX/RX（因为 vdev 只有 primary 能合法操作），KNI 收到的回复包经 kni_inject_rp ring 转发给 owner secondary 用自己的队列发出。这样既绕开了”secondary 不能操作 virtio_user vdev”的 DPDK 硬约束，又消除了跨进程共享 TX queue 的竞态。

4. 改造工作与遇到的问题

后续比较枯燥，不需要深入研究实现过程的可以跳过本节，直接看第 5 节怎么用。

4.1 PoC 阶段：3 行代码验证核心命题

正式立项前先做了个最小 PoC，只改 3 行代码（_poc_primary_slim.patch，2 hunk）：

• lib/ff_dpdk_if.c:508-510：rte_exit 条件追加 && rte_eal_process_type() != RTE_PROC_PRIMARY，解除 B1 阻塞点（”lcore %u has nothing to do”）
• lib/ff_dpdk_if.c:535：mbuf 池 RX 项去掉对本进程队列数的依赖，解除 B3 阻塞点（池规模归零）

配置是 lcore_mask=3 + [port0] lcore_list=1（primary 的 lcore0 不在列表内）。

3 行代码 + 1 项配置就验证了核心命题：瘦身 primary 崩溃后已建连接 12/12 零中断、新建连接 12/12、性能无回归。这也直接说明了为什么这个改动值得做——代价极小，收益是质变。

【注意】PoC 用 rte_eal_process_type() != RTE_PROC_PRIMARY 无条件放宽只是为了最小化 diff，正式实现改成了 primary_slim && RTE_PROC_PRIMARY 有条件门控，避免影响默认路径。

4.2 正式实现：从”自动推导”到”显式开关 + 校验链”

PoC 能用但不严谨（靠”自动推导”而非显式开关），正式实现补了完整的开关和校验链。核心提交是 1c28aaa2d（M1）+ f7961b083（M2~M4）。

交付的东西：

• [dpdk] primary_slim=0/1 显式开关，默认 0，关闭时零回归
• 开启后 primary 在 init_lcore_conf 里 early return，不分配 rx/tx 队列，不进收发包主循环
• 配套 primary_slim_idle_sleep（默认 1000us）解决 CPU 空转
• 三道校验：primary lcore 不得在 lcore_list（V2）、与 thread_mode 互斥（V4）、nb_procs >= 2（V5）
• ff_is_slim_primary() API

4.3 踩到的坑：CPU 空转

这是实测发现的第一个负面问题。瘦身后的 primary 不持队列、不收包，但 ps -o pid,pcpu 一看还是 99.8% 占满一核。原因是 main_loop 仍在紧密空转（跑 timer 和 msg_ring 处理），而 config.ini 的 idle_sleep=0 意味着无空闲休眠。

【注意】primary_slim 的收益是稳定性，不包含 CPU 节省。如果用户期望”瘦身 = 省一个核”，这个预期必须纠正。正式实现引入了 primary_slim_idle_sleep（默认 1000us），否则在核数紧张的部署里就是白烧一个核。

4.4 踩到的坑：KNI 场景下的跨进程 TX 队列竞态

这是 post-implementation 阶段发现的最棘手的问题，分两阶段修复。

第一阶段（f23f1a464）：primary_slim=1 + KNI 开启时，KNI 的 runtime TX/RX 应该由 primary 执行（因为 virtio_user vdev 只能 primary 操作）。但这样一改，primary 的 kni_process_rx 里调 rte_eth_tx_burst(Port0, queue_id=0) 把 kernel 回复包注入物理网卡，而 primary_slim=1 时 queue0 归属第一个 secondary worker0——两个进程并发操作同一个 TX queue，desc ring 会损坏、mbuf 会泄漏。DPDK 多进程模型里每个 TX queue 只能一个进程独占，没有进程级锁。

第二阶段（f250ad1ea）：引入 kni_inject_rp 共享 ring 彻底消除竞态。primary 收到 KNI 回复包后不直接 TX Port0，而是 enqueue 到 inject ring，由 owner secondary dequeue 后用自己的 tx_queue_id 发出。方案选型时排除了另外两个：

• 预留专用 queue（nb_queues+1，KNI 用最后一个 queue）：本地 virtio 不支持 RSS，无法用 RETA 隔离额外 rx queue，vhost backend 会向所有启用的 qp 分发，额外 rx queue 无人 poll 会 desc ring 满导致 backpressure，不可行
• rx!=tx 不等队列：virtio PMD 按 max(rx,tx) 分配 vq，未 setup 的 rx queue 会被后端写入导致 crash，不可行

inject ring 是唯一可行的路径。

4.5 踩到的坑：primary_slim=0 + owner_proc_id 误伤 KNI

实现 commit 1c28aaa2d 把 KNI 调用条件从 ff_kni_is_owner_thread() 改成了 ff_kni_is_runtime_owner()，但没考虑到 primary_slim=0 时 owner_proc_id 生效会导致 primary 不再处理 KNI，反而误伤了默认模式。修复（e075e534f）改成条件分支：primary_slim 时用 runtime owner 判定，否则用 owner thread 判定。

4.6 一个遗留问题：primary 退出清理其实效果有限

文档 14 专门分析了这个。跳过 rte_eal_cleanup() 的设计意图是保护 secondary 依赖的共享资源，但逐函数坐实后结论是实际效果几乎为零——hugepage 用 MAP_SHARED，primary 退出内核只 munmap 自己的映射不影响 secondary；config 文件不在 cleanup 里删除；mp_socket unlink 不影响 secondary（有自己的 fd）。

真正缺失的是没有通知 secondary 退出，primary 退出后 secondary 变成孤儿进程进入控制面降级态。但按设计哲学 primary 本来就不该正常退出，这个路径是”万一”的兜底。

【注意】这里对文档 10 里”避免 rte_eal_cleanup() 拆除共享资源”的说法做了修正——经源码坐实，rte_eal_cleanup() 实际上不拆除 secondary 依赖的共享资源，这个说法不完全准确。skip cleanup 的真正价值是保守策略：避免 cleanup 过程中 pthread_cancel 等操作的未定义行为。

4.7 issue 原文两处判断被实测修正

这个值得单独说，因为它是整个调研最有价值的部分——初始回复的两个前提假设，实测后都不准确：

• “primary 一旦异常退出，整个进程组都得重启” → 部分不成立。其余进程继续服务，崩掉的 secondary 可原地重启（只要还有进程持有 /dev/uioX，uio refcnt >= 1），无需立即全组重启。但 primary 本身不能原地拉回（新 primary 会 EBUSY 失败，这是 EAL 的设计意图），所以还是要择机全组重启。
• “所有连接都会受到影响” → 不成立。传统模式下只有哈希到 primary 队列的那部分流量受影响（2 进程约 1/2，3 进程约 1/3），瘦身后零影响。
• “secondary 异常了可以重启，不影响其他进程” → 成立，E2d 实测验证。

5. 如何使用、配置与效果

5.1 配置

在 config.ini 的 [dpdk] 段加 primary_slim，在 [kni] 段加 owner_proc_id：

[dpdk]
lcore_mask=f              # primary(lcore0) + 1 个 secondary(lcore1)
primary_slim=1            # 0(默认)=关闭，1=primary 瘦身
primary_slim_idle_sleep=1000   # 默认 1000us，避免 primary 空转占满一核，后续因为kni还需要主进程处理，可以根据需要适当调整该值
​
[port0]
lcore_list=1-3              # 关键：primary 的 lcore0 不在列表内，队列全归 secondary
​
[kni]
enable=1
method=reject
owner_proc_id=1           # primary_slim=1 + KNI 时指定 runtime owner secondary
tcp_port=1-65535

配置校验会自动拦截三种非法组合：primary_slim 与 thread_mode 互斥、nb_procs 必须 >= 2、primary lcore 不得在 lcore_list 里。

5.2 启动

启动方式不变，还是 start.sh 管多进程：

./start.sh -c config.ini -b ./example/helloworld

5.3 效果

功能正确性（文档 05 实测）：

• 杀瘦身 primary 后已建连接 12/12 零中断，26 个探测轮次无一次失败
• 杀瘦身 primary 后新建连接 12/12 正常
• QPS：slim primary 存活时 122.4k（相对单进程基线 122.3k，+0.08%）；slim primary 崩溃后 127.7k（+4.5%），均 0 失败请求

KNI 场景（文档 13 实测）：

• ping 5/5 0% 丢包，rtt 0.512~1.329ms
• HTTP 200

结项验证（文档 15）：

• 物理机功能测试、性能压测通过
• 默认标准多进程模式 10 分钟以上大流量回归压测零回归
• 多线程模式（thread_mode=1）10 分钟以上大流量回归压测零回归

5.4 已知边界

• 全部实测在 virtio 设备 + igb_uio 的虚拟化环境完成，物理机功能/性能压测已补做通过，但 VFIO 下的 refcnt 语义与设备运行态保持行为仍标注为未充分验证
• primary 不可原地拉回，控制面降级后需择机计划内全组重启
• 优雅退出未实测，primary 退出建议走强杀而非 rte_eal_cleanup()
• 长期稳定性（小时级）未充分观测，10 分钟以上大流量回归通过

6. 延伸阅读：

• 完整调研与实现文档：docs/primary_slim_spec/zh_cn/（00-15）
• 结项报告：docs/primary_slim_spec/zh_cn/15-结项报告.md
• 三层架构：docs/zh_cn/F-Stack_Architecture_Layer1_System_Overview.md
• issue 原文：https://github.com/F-Stack/f-stack/issues/1078