1 select、poll、epoll

1.1 引言

操作系统在处理io的时候，主要有两个阶段：

• 等待数据传到io设备
• io设备将数据复制到user space

我们一般将上述过程简化理解为：

• 等到数据传到kernel内核space
• kernel内核区域将数据复制到user space（理解为进程或者线程的缓冲区）

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

1.2 IO和Linux内核发展

1.2.1 整体概述

整体关系流程：

查看进程文件描述符：

获取pid进程号
ps -ef 
查看文件描述符
cd  /proc/进程号/fd ; ll

或者查看当前进程的fd  
$$ 表示 Shell 本身的 PID  (ProcessID)
cd  /proc/$$/fd ; ll

1.2.2 阻塞IO

计算机是有内核（kernel）的，内核向下连接很多的客户端，内核向上连接进程或线程，早先内核通过read命令读取文件描述符（fd），在这个时期socket是blocking（阻塞的）BIO。

如下图所示：线程通过内核读取文件fd8，读取到用户空间后，在通过内核写入文件fd9，如果fd8阻塞了，它会阻挡后面的操作

1.2.3 非阻塞IO

socket fd nonblock（非阻塞），进程/线程用一个，用循环遍历文件描述符（轮询发生在用户空间），这个时期是同步非阻塞时期NIO；
这是由于内核socket本身就是nio，同步非阻塞IO

1.2.4 select

如果有1000个文件描述符fd，代表用户进程轮询调用1000次内核（kernel），造成成本很大的问题。于是在内核中增加了一个系统调用select，用户空间调用新的系统调用，统一将所有的文件描述符传给select，内核监控文件描述符的完成度，文件描述符完成之后返回，返回之后还有系统调用，再调用read（有数据的文件描述符），这个叫多路复用NIO，在这个时期，文件描述符考来考去成为累赘；

1.2.5 共享空间

共享空间是进程用户空间一部分，也是内核空间的一部分
引入一个共享空间mmap，将文件描述符放在共享空间里，文件描述符放在共享空间的红黑树里，将资源齐全的文件描述符放到链表里

1.2.6 零拷贝

什么是零拷贝

在操作系统中，使用传统的方式，数据需要经历几次拷贝，还要经历用户态/内核态切换

1. 从磁盘复制数据到内核态内存；
2. 从内核态内存复制到用户态内存；
3. 然后从用户态内存复制到网络驱动的内核态内存；
4. 最后是从网络驱动的内核态内存复制到网卡中进行传输。
   
   所以，可以通过零拷贝的方式，减少用户态与内核态的上下文切换和内存拷贝的次数，用来提升I/O的性能。零拷贝比较常见的实现方式是mmap，这种机制在Java中是通过MappedByteBuffer实现的。
   
   sendfile，是完成零拷贝的命令，两个参数一个写出io，一个读入io
   在之前是先读取文件到用户空间，再写到内核中去，有了sendfile后，用这一个命令就可以了，不用读取写入
   

1.3 select

1.3.1 简介

单个进程就可以同时处理多个网络连接的io请求（同时阻塞多个io操作）。基本原理就是程序呼叫select，然后整个程序就阻塞状态，这时候，kernel内核就会轮询检查所有select负责的文件描述符fd，当找到其中那个的数据准备好了文件描述符，会返回给select，select通知系统调用，将数据从kernel内核复制到进程缓冲区(用户空间)

下图为select同时从多个客户端接受数据的过程
虽然服务器进程会被select阻塞，但是select会利用内核不断轮询监听其他客户端的io操作是否完成

1.3.2 select缺点

select的几大缺点：

• 每次调用select，都需要把fd集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在fd很多时会很大
• 同时每次调用select都需要在内核遍历传递进来的所有fd，这个开销在fd很多时也很大
• select支持的文件描述符数量太小，默认是1024
• select返回的是含有整个句柄的数组, 应用程序需要遍历整个数组才能发现哪些句柄发生了事件

1.4 poll介绍

1.4.1 与select差别

poll的原理与select非常相似，差别如下：

• 文件描述符fd集合的方式不同，poll使用pollfd 结构而不是select结构fd_set结构，所以poll是链式的，没有最大连接数的限制
• poll有一个特点是水平触发，也就是通知程序fd就绪后，这次没有被处理，那么下次poll的时候会再次通知同个fd已经就绪。

1.4.2 poll缺点

poll的几大缺点：

• 每次调用poll，都需要把fd集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在fd很多时会很大
• 每次调用poll都需要在内核遍历传递进来的所有fd，这个开销在fd很多时也很大

1.5 epoll

1.5.1 epoll相关函数

epoll：提供了三个函数：

• int epoll_create(int size);
  建立一个 epoll 对象，并传回它的id
• int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
  事件注册函数，将需要监听的事件和需要监听的fd交给epoll对象
• int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout);
  等待注册的事件被触发或者timeout发生

1.5.2 epoll优点

epoll解决的问题：

• epoll没有fd数量限制
  epoll没有这个限制，我们知道每个epoll监听一个fd，所以最大数量与能打开的fd数量有关，一个g的内存的机器上，能打开10万个左右
  cat /proc/sys/fs/file-max可以查看文件数量
• epoll不需要每次都从用户空间将fd 复制到内核kernel
epoll在用epoll_ctl函数进行事件注册的时候，已经将fd复制到内核中，所以不需要每次都重新复制一次
• select 和 poll 都是主动轮询机制，需要遍历每一个fd；
  epoll是被动触发方式，给fd注册了相应事件的时候，我们为每一个fd指定了一个回调函数，当数据准备好之后，就会把就绪的fd加入一个就绪的队列中，epoll_wait的工作方式实际上就是在这个就绪队列中查看有没有就绪的fd，如果有，就唤醒就绪队列上的等待者，然后调用回调函数。
• 虽然epoll 需要查看是否有fd就绪，但是epoll之所以是被动触发，就在于它只要去查找就绪队列中有没有fd，就绪的fd是主动加到队列中，epoll不需要一个个轮询确认。
  换一句话讲，就是select和poll只能通知有fd已经就绪了，但不能知道究竟是哪个fd就绪，所以select和poll就要去主动轮询一遍找到就绪的fd。而epoll则是不但可以知道有fd可以就绪，而且还具体可以知道就绪fd的编号，所以直接找到就可以，不用轮询。
• 我们在调用epoll_create时，内核除了帮我们在epoll文件系统里建了个file结点，在内核cache里建了个红黑树用于存储以后epoll_ctl传来的socket外，还会再建立一个list链表，用于存储准备就绪的事件，当epoll_wait调用时，仅仅观察这个list链表里有没有数据即可。有数据就返回，没有数据就sleep，等到timeout时间到后即使链表没数据也返回。所以，epoll_wait非常高效

这个准备就绪list链表是怎么维护的呢?

当我们执行epoll_ctl时，除了把socket放到epoll文件系统里file对象对应的红黑树上之外，还会给内核中断处理程序注册一个回调函数，告诉内核，如果这个句柄的中断到了，就把它放到准备就绪list链表里;当一个socket上有数据到了，内核在把网卡上的数据copy到内核中后就来把socket插入到准备就绪链表里了

​ 一颗红黑树，一张准备就绪句柄链表，少量的内核cache，就帮我们解决了大并发下的socket处理问题。执行epoll_create时，创建了红黑树和就绪链表，执行epoll_ctl时，如果增加socket句柄，则检查在红黑树中是否存在，存在立即返回，不存在则添加到树干上，然后向内核注册回调函数，用于当中断事件来临时向准备就绪链表中插入数据。执行epoll_wait时立刻返回准备就绪链表里的数据即可

最后

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