操作系统——

摘要

主要是讲解IO多路复用的这样的一个技术。select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。I/O多路复用就通过一种机制，可以监视多个描述符，一旦某个描述符就绪（一般是读就绪或者写就绪），能够通知程序进行相应的读写操作。但select，poll，epoll本质上都是同步I/O，因为他们都需要在读写事件就绪后自己负责进行读写，也就是说这个读写过程是阻塞的，而异步I/O则无需自己负责进行读写，异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。

epoll跟select都能提供多路I/O复用的解决方案。在现在的Linux内核里有都能够支持，其中epoll是Linux所特有，而select则应该是POSIX所规定，一般操作系统均有实现

同步阻塞（BIO）

• 服务端采用单线程，当accept一个请求后，在recv或send调用阻塞时，将无法accept其他请求（必须等上一个请求处recv或send完），无法处理并发

// 伪代码描述
while(1) {
  // accept阻塞
  client_fd = accept(listen_fd)
  fds.append(client_fd)
  for (fd in fds) {
    // recv阻塞（会影响上面的accept）
    if (recv(fd)) {
      // logic
    }
  }  
}

服务器端采用多线程，当accept一个请求后，开启线程进行recv，可以完成并发处理，但随着请求数增加需要增加系统线程，大量的线程占用很大的内存空间，并且线程切换会带来很大的开销，10000个线程真正发生读写事件的线程数不会超过20%，每次accept都开一个线程也是一种资源浪费

/ 伪代码描述
while(1) {
  // accept阻塞
  client_fd = accept(listen_fd)
  // 开启线程read数据（fd增多导致线程数增多）
  new Thread func() {
    // recv阻塞（多线程不影响上面的accept）
    if (recv(fd)) {
      // logic
    }
  }  
}

同步非阻塞（NIO）

• 服务器端当accept一个请求后，加入fds集合，每次轮询一遍fds集合recv(非阻塞)数据，没有数据则立即返回错误，每次轮询所有fd（包括没有发生读写事件的fd）会很浪费cpu

setNonblocking(listen_fd)
// 伪代码描述
while(1) {
  // accept非阻塞（cpu一直忙轮询）
  client_fd = accept(listen_fd)
  if (client_fd != null) {
    // 有人连接
    fds.append(client_fd)
  } else {
    // 无人连接
  }  
  for (fd in fds) {
    // recv非阻塞
    setNonblocking(client_fd)
    // recv 为非阻塞命令
    if (len = recv(fd) && len > 0) {
      // 有读写数据
      // logic
    } else {
       无读写数据
    }
  }  
}

IO多路复用（现在的做法）

• 服务器端采用单线程通过select/epoll等系统调用获取fd列表，遍历有事件的fd进行accept/recv/send，使其能支持更多的并发连接请求

fds = [listen_fd]
// 伪代码描述
while(1) {
  // 通过内核获取有读写事件发生的fd，只要有一个则返回，无则阻塞
  // 整个过程只在调用select、poll、epoll这些调用的时候才会阻塞，accept/recv是不会阻塞
  for (fd in select(fds)) {
    if (fd == listen_fd) {
        client_fd = accept(listen_fd)
        fds.append(client_fd)
    } elseif (len = recv(fd) && len != -1) { 
      // logic
    }
  }  
}

select、poll、epoll之间的区别 (1)select==>时间复杂度O(n)

select的原理：

• 使用copy_from_user从用户空间拷贝fd_set到内核空间
• 注册回调函数__pollwait
• 遍历所有fd，调用其对应的poll方法（对于socket，这个poll方法是sock_poll，sock_poll根据情况会调用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll） -以tcp_poll为例，其核心实现就是__pollwait，也就是上面注册的回调函数。
• __pollwait的主要工作就是把current（当前进程）挂到设备的等待队列中，不同的设备有不同的等待队列，对于tcp_poll来说，其等待队列是sk->sk_sleep（注意把进程挂到等待队列中并不代表进程已经睡眠了）。在设备收到一条消息（网络设备）或填写完文件数据（磁盘设备）后，会唤醒设备等待队列上睡眠的进程，这时current便被唤醒了。
• poll方法返回时会返回一个描述读写操作是否就绪的mask掩码，根据这个mask掩码给fd_set赋值。
• 如果遍历完所有的fd，还没有返回一个可读写的mask掩码，则会调用schedule_timeout是调用select的进程（也就是current）进入睡眠。当设备驱动发生自身资源可读写后，会唤醒其等待队列上睡眠的进程。如果超过一定的超时时间（schedule_timeout指定），还是没人唤醒，则调用select的进程会重新被唤醒获得CPU，进而重新遍历fd，判断有没有就绪的fd。
• 把fd_set从内核空间拷贝到用户空间。

它仅仅知道了，有I/O事件发生了，却并不知道是哪那几个流（可能有一个，多个，甚至全部），我们只能无差别轮询所有流，找出能读出数据，或者写入数据的流，对他们进行操作。所以select具有O(n)的无差别轮询复杂度，同时处理的流越多，无差别轮询时间就越长。select本质上是通过设置或者检查存放fd标志位的数据结构来进行下一步处理。

这样所带来的缺点是：

• 1、 单个进程可监视的fd数量被限制，即能监听端口的大小有限。：一般来说这个数目和系统内存关系很大，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看。32位机默认是1024个。64位机默认是2048.
• 2、 对socket进行扫描时是线性扫描，即采用轮询的方法，效率较低：当套接字比较多的时候，每次select()都要通过遍历FD_SETSIZE个Socket来完成调度,不管哪个Socket是活跃的,都遍历一遍。这会浪费很多CPU时间。如果能给套接字注册某个回调函数，当他们活跃时，自动完成相关操作，那就避免了轮询，这正是epoll与kqueue做的。
• 3、需要维护一个用来存放大量fd的数据结构，这样会使得用户空间和内核空间在传递该结构时复制开销大

(2)poll==>时间复杂度O(n)

poll的实现和select非常相似，只是描述fd集合的方式不同，poll使用pollfd结构而不是select的fd_set结构，其他的都差不多,管理多个描述符也是进行轮询，根据描述符的状态进行处理，但是poll没有最大文件描述符数量的限制。poll和select同样存在一个缺点就是，包含大量文件描述符的数组被整体复制于用户态和内核的地址空间之间，而不论这些文件描述符是否就绪，它的开销随着文件描述符数量的增加而线性增大。

poll本质上和select没有区别，它将用户传入的数组拷贝到内核空间，然后查询每个fd对应的设备状态， 但是它没有最大连接数的限制，原因是它是基于链表来存储的.

• 大量的fd的数组被整体复制于用户态和内核地址空间之间，而不管这样的复制是不是有意义。
• poll还有一个特点是“水平触发”，如果报告了fd后，没有被处理，那么下次poll时会再次报告该fd。

poll本质上和select没有区别，它将用户传入的数组拷贝到内核空间，然后查询每个fd对应的设备状态，如果设备就绪则在设备等待队列中加入一项并继续遍历，如果遍历完所有fd后没有发现就绪设备，则挂起当前进程，直到设备就绪或者主动超时，被唤醒后它又要再次遍历fd。这个过程经历了多次无谓的遍历。

(3)epoll==>时间复杂度O(1)

epoll既然是对select和poll的改进，就应该能避免上述的三个缺点。那epoll都是怎么解决的呢？在此之前，我们先看一下epoll和select和poll的调用接口上的不同，select和poll都只提供了一个函数——select或者poll函数。

而epoll提供了三个函数，epoll_create,epoll_ctl和epoll_wait，epoll_create是创建一个epoll句柄；epoll_ctl是注册要监听的事件类型；epoll_wait则是等待事件的产生。

• 对于第一个缺点，epoll的解决方案在epoll_ctl函数中。每次注册新的事件到epoll句柄中时（在epoll_ctl中指定EPOLL_CTL_ADD），会把所有的fd拷贝进内核，而不是在epoll_wait的时候重复拷贝。epoll保证了每个fd在整个过程中只会拷贝一次。
• 对于第二个缺点，epoll的解决方案不像select或poll一样每次都把current轮流加入fd对应的设备等待队列中，而只在epoll_ctl时把current挂一遍（这一遍必不可少）并为每个fd指定一个回调函数，当设备就绪，唤醒等待队列上的等待者时，就会调用这个回调函数，而这个回调函数会把就绪的fd加入一个就绪链表）。epoll_wait的工作实际上就是在这个就绪链表中查看有没有就绪的fd（利用schedule_timeout()实现睡一会，判断一会的效果，和select实现中的第7步是类似的）。
• 对于第三个缺点，epoll没有这个限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目，这个数字一般远大于2048,举个例子,在1GB内存的机器上大约是10万左右，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般来说这个数目和系统内存关系很大。

epoll可以理解为event poll，不同于忙轮询和无差别轮询，epoll会把哪个流发生了怎样的I/O事件通知我们。所以我们说epoll实际上是事件驱动（每个事件关联上fd）的，此时我们对这些流的操作都是有意义的。（复杂度降低到了O(1)） epoll有EPOLLLT和EPOLLET两种触发模式，LT是默认的模式，ET是“高速”模式。LT模式下，只要这个fd还有数据可读，每次 epoll_wait都会返回它的事件，提醒用户程序去操作，而在ET（边缘触发）模式中，它只会提示一次，直到下次再有数据流入之前都不会再提示了，无 论fd中是否还有数据可读。

所以在ET模式下，Read一个fd的时候一定要把它的buffer读光，也就是说一直读到read的返回值小于请求值，或者 遇到EAGAIN错误。还有一个特点是，epoll使用“事件”的就绪通知方式，通过epoll_ctl注册fd，一旦该fd就绪，内核就会采用类似callback的回调机制来激活该fd，epoll_wait便可以收到通知。

epoll为什么要有EPOLLET触发模式？

如果采用EPOLLLT模式的话，系统中一旦有大量你不需要读写的就绪文件描述符，它们每次调用epoll_wait都会返回，这样会大大降低处理程序检索自己关心的就绪文件描述符的效率.。而采用EPOLLET这种边沿触发模式的话，当被监控的文件描述符上有可读写事件发生时，epoll_wait()会通知处理程序去读写。

如果这次没有把数据全部读写完(如读写缓冲区太小)，那么下次调用epoll_wait()时，它不会通知你，也就是它只会通知你一次，直到该文件描述符上出现第二次可读写事件才会通知你！这种模式比水平触发效率高，系统不会充斥大量你不关心的就绪文件描述符

epoll的优点：

• 没有最大并发连接的限制，能打开的FD的上限远大于1024（1G的内存上能监听约10万个端口）；
• 效率提升，不是轮询的方式，不会随着FD数目的增加效率下降。只有活跃可用的FD才会调用callback函数；即Epoll最大的优点就在于它只管你“活跃”的连接，而跟连接总数无关，因此在实际的网络环境中，Epoll的效率就会远远高于select和poll。
• 内存拷贝，利用mmap()文件映射内存加速与内核空间的消息传递；即epoll使用mmap减少复制开销。

select 被实现以后

• select 不是线程安全的，
• select 只能监视1024个链接
• select 如果任何一个sock(I/O stream)出现了数据，select 仅仅会返回，但是并不会告诉你是那个sock上有数据，于是你只能自己一个一个的找
• select 会修改传入的参数数组，这个对于一个需要调用很多次的函数

poll 修复了select的很多问题

• poll 去掉了1024个链接的限制，于是要多少链接呢
• poll 从设计上来说，不再修改传入数组，
• 但是poll仍然不是线程安全的

epoll 可以说是I/O 多路复用最新的一个实现

• epoll 现在是线程安全的。
• epoll 现在不仅告诉你sock组里面数据，还会告诉你具体哪个sock有数据，你不用自己去找了。

参考博文：

一道搜狗面试题：IO多路复用中select、poll、epoll之间的区别 - 知乎

IO 多路复用是什么意思？ - 知乎