作者：黃明遠
在linux的網絡編程中，很長的時間都在使用select來做事件觸發。在linux新的內核中，有了一種替換它的機制，就是epoll。
相比於select，epoll最大的好處在於它不會隨着監聽fd數目的增長而降低效率。因爲在內核中的select實現中，它是採用輪詢來處理的，輪詢的fd數目越多，自然耗時越多。並且，在linux/posix_types.h頭文件有這樣的聲明：
#define __FD_SETSIZE 1024
表示select最多同時監聽1024個fd，當然，可以通過修改頭文件再重編譯內核來擴大這個數目，但這似乎並不治本。
epoll的接口非常簡單，一共就三個函數：
1. int epoll_create(int size);
創 建一個epoll的句柄，size用來告訴內核這個監聽的數目一共有多大。這個參數不同於select()中的第一個參數，給出最大監聽的fd+1的值。 需要注意的是，當創建好epoll句柄後，它就是會佔用一個fd值，在linux下如果查看/proc/進程id/fd/，是能夠看到這個fd的，所以在 使用完epoll後，必須調用close()關閉，否則可能導致fd被耗盡
2. int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
epoll的事件註冊函數，它不同與select()是在監聽事件時告訴內核要監聽什麼類型的事件，而是在這裏先註冊要監聽的事件類型。第一個參數是epoll_create()的返回值，第二個參數表示動作，用三個宏來表示：
EPOLL_CTL_ADD：註冊新的fd到epfd中；
EPOLL_CTL_MOD：修改已經註冊的fd的監聽事件；
EPOLL_CTL_DEL：從epfd中刪除一個fd；
第三個參數是需要監聽的fd，第四個參數是告訴內核需要監聽什麼事，struct epoll_event結構如下：
struct epoll_event {
__uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
events可以是以下幾個宏的集合：
EPOLLIN ：表示對應的文件描述符可以讀（包括對端SOCKET正常關閉）；
EPOLLOUT：表示對應的文件描述符可以寫；
EPOLLPRI：表示對應的文件描述符有緊急的數據可讀（這裏應該表示有帶外數據到來）；
EPOLLERR：表示對應的文件描述符發生錯誤；
EPOLLHUP：表示對應的文件描述符被掛斷；
EPOLLET： 將EPOLL設爲邊緣觸發(Edge Triggered)模式，這是相對於水平觸發(Level Triggered)來說的。
EPOLLONESHOT：只監聽一次事件，當監聽完這次事件之後，如果還需要繼續監聽這個socket的話，需要再次把這個socket加入到EPOLL隊列裏
3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
等 待事件的產生，類似於select()調用。參數events用來從內核得到事件的集合，maxevents告之內核這個events有多大，這個 maxevents的值不能大於創建epoll_create()時的size，參數timeout是超時時間（毫秒，0會立即返回，-1將不確定，也有 說法說是永久阻塞）。該函數返回需要處理的事件數目，如返回0表示已超時。
--------------------------------------------------------------------------------------------
從man手冊中，得到ET和LT的具體描述如下
EPOLL事件有兩種模型：
Edge Triggered (ET)
Level Triggered (LT)
假如有這樣一個例子：
1. 我們已經把一個用來從管道中讀取數據的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 這個時候從管道的另一端被寫入了2KB的數據
3. 調用epoll_wait(2)，並且它會返回RFD，說明它已經準備好讀取操作
4. 然後我們讀取了1KB的數據
5. 調用epoll_wait(2)......
Edge Triggered 工作模式：
如 果我們在第1步將RFD添加到epoll描述符的時候使用了EPOLLET標誌，那麼在第5步調用epoll_wait(2)之後將有可能會掛起，因爲剩 餘的數據還存在於文件的輸入緩衝區內，而且數據發出端還在等待一個針對已經發出數據的反饋信息。只有在監視的文件句柄上發生了某個事件的時候 ET 工作模式纔會彙報事件。因此在第5步的時候，調用者可能會放棄等待仍在存在於文件輸入緩衝區內的剩餘數據。在上面的例子中，會有一個事件產生在RFD句柄 上，因爲在第2步執行了一個寫操作，然後，事件將會在第3步被銷燬。因爲第4步的讀取操作沒有讀空文件輸入緩衝區內的數據，因此我們在第5步調用 epoll_wait(2)完成後，是否掛起是不確定的。epoll工作在ET模式的時候，必須使用非阻塞套接口，以避免由於一個文件句柄的阻塞讀/阻塞 寫操作把處理多個文件描述符的任務餓死。最好以下面的方式調用ET模式的epoll接口，在後面會介紹避免可能的缺陷。
i 基於非阻塞文件句柄
ii 只有當read(2)或者write(2)返回EAGAIN時才需要掛起，等待。但這並不是說每次read()時都需要循環讀，直到讀到產生一個EAGAIN才認爲此次事件處理完成，當read()返回的讀到的數據長度小於請求的數據長度時，就可以確定此時緩衝中已沒有數據了，也就可以認爲此事讀事件已處理完成。
Level Triggered 工作模式
相 反的，以LT方式調用epoll接口的時候，它就相當於一個速度比較快的poll(2)，並且無論後面的數據是否被使用，因此他們具有同樣的職能。因爲即 使使用ET模式的epoll，在收到多個chunk的數據的時候仍然會產生多個事件。調用者可以設定EPOLLONESHOT標誌，在 epoll_wait(2)收到事件後epoll會與事件關聯的文件句柄從epoll描述符中禁止掉。因此當EPOLLONESHOT設定後，使用帶有 EPOLL_CTL_MOD標誌的epoll_ctl(2)處理文件句柄就成爲調用者必須作的事情。
然後詳細解釋ET, LT:
LT(level triggered)是缺省的工作方式，並且同時支持block和no-block socket.在這種做法中，內核告訴你一個文件描述符是否就緒了，然後你可以對這個就緒的fd進行IO操作。如果你不作任何操作，內核還是會繼續通知你 的，所以，這種模式編程出錯誤可能性要小一點。傳統的select/poll都是這種模型的代表．
ET(edge-triggered) 是高速工作方式，只支持no-block socket。在這種模式下，當描述符從未就緒變爲就緒時，內核通過epoll告訴你。然後它會假設你知道文件描述符已經就緒，並且不會再爲那個文件描述 符發送更多的就緒通知，直到你做了某些操作導致那個文件描述符不再爲就緒狀態了(比如，你在發送，接收或者接收請求，或者發送接收的數據少於一定量時導致 了一個EWOULDBLOCK 錯誤）。但是請注意，如果一直不對這個fd作IO操作(從而導致它再次變成未就緒)，內核不會發送更多的通知(only once),不過在TCP協議中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark確認（這句話不理解）。
在 許多測試中我們會看到如果沒有大量的idle -connection或者dead-connection，epoll的效率並不會比select/poll高很多，但是當我們遇到大量的idle- connection(例如WAN環境中存在大量的慢速連接)，就會發現epoll的效率大大高於select/poll。（未測試）
另外，當使用epoll的ET模型來工作時，當產生了一個EPOLLIN事件後，
讀數據的時候需要考慮的是當recv()返回的大小如果等於請求的大小，那麼很有可能是緩衝區還有數據未讀完，也意味着該次事件還沒有處理完，所以還需要再次讀取：
while(rs)
{
buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);
if(buflen < 0)
{
// 由於是非阻塞的模式,所以當errno爲EAGAIN時,表示當前緩衝區已無數據可讀
// 在這裏就當作是該次事件已處理處.
if(errno == EAGAIN)
break;
else
return;
}
else if(buflen == 0)
{
// 這裏表示對端的socket已正常關閉.
}
if(buflen == sizeof(buf)
rs = 1; // 需要再次讀取
else
rs = 0;
}
還 有，假如發送端流量大於接收端的流量(意思是epoll所在的程序讀比轉發的socket要快),由於是非阻塞的socket,那麼send()函數雖然 返回,但實際緩衝區的數據並未真正發給接收端,這樣不斷的讀和發，當緩衝區滿後會產生EAGAIN錯誤(參考man send),同時,不理會這次請求發送的數據.所以,需要封裝socket_send()的函數用來處理這種情況,該函數會盡量將數據寫完再返回，返回- 1表示出錯。在socket_send()內部,當寫緩衝已滿(send()返回-1,且errno爲EAGAIN),那麼會等待後再重試.這種方式並不 很完美,在理論上可能會長時間的阻塞在socket_send()內部,但暫沒有更好的辦法.
ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen)
{
ssize_t tmp;
size_t total = buflen;
const char *p = buffer;
while(1)
{
tmp = send(sockfd, p, total, 0);
if(tmp < 0)
{
// 當send收到信號時,可以繼續寫,但這裏返回-1.
if(errno == EINTR)
return -1;
// 當socket是非阻塞時,如返回此錯誤,表示寫緩衝隊列已滿,
// 在這裏做延時後再重試.
if(errno == EAGAIN)
{
usleep(1000);
continue;
}
return -1;
}
if((size_t)tmp == total)
return buflen;
total -= tmp;
p += tmp;
}
return tmp;
}
在linux的網絡編程中，很長的時間都在使用select來做事件觸發。在linux新的內核中，有了一種替換它的機制，就是epoll。
相比於select，epoll最大的好處在於它不會隨着監聽fd數目的增長而降低效率。因爲在內核中的select實現中，它是採用輪詢來處理的，輪詢的fd數目越多，自然耗時越多。並且，在linux/posix_types.h頭文件有這樣的聲明：
#define __FD_SETSIZE 1024
表示select最多同時監聽1024個fd，當然，可以通過修改頭文件再重編譯內核來擴大這個數目，但這似乎並不治本。
epoll的接口非常簡單，一共就三個函數：
1. int epoll_create(int size);
創 建一個epoll的句柄，size用來告訴內核這個監聽的數目一共有多大。這個參數不同於select()中的第一個參數，給出最大監聽的fd+1的值。 需要注意的是，當創建好epoll句柄後，它就是會佔用一個fd值，在linux下如果查看/proc/進程id/fd/，是能夠看到這個fd的，所以在 使用完epoll後，必須調用close()關閉，否則可能導致fd被耗盡
2. int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
epoll的事件註冊函數，它不同與select()是在監聽事件時告訴內核要監聽什麼類型的事件，而是在這裏先註冊要監聽的事件類型。第一個參數是epoll_create()的返回值，第二個參數表示動作，用三個宏來表示：
EPOLL_CTL_ADD：註冊新的fd到epfd中；
EPOLL_CTL_MOD：修改已經註冊的fd的監聽事件；
EPOLL_CTL_DEL：從epfd中刪除一個fd；
第三個參數是需要監聽的fd，第四個參數是告訴內核需要監聽什麼事，struct epoll_event結構如下：
struct epoll_event {
__uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
events可以是以下幾個宏的集合：
EPOLLIN ：表示對應的文件描述符可以讀（包括對端SOCKET正常關閉）；
EPOLLOUT：表示對應的文件描述符可以寫；
EPOLLPRI：表示對應的文件描述符有緊急的數據可讀（這裏應該表示有帶外數據到來）；
EPOLLERR：表示對應的文件描述符發生錯誤；
EPOLLHUP：表示對應的文件描述符被掛斷；
EPOLLET： 將EPOLL設爲邊緣觸發(Edge Triggered)模式，這是相對於水平觸發(Level Triggered)來說的。
EPOLLONESHOT：只監聽一次事件，當監聽完這次事件之後，如果還需要繼續監聽這個socket的話，需要再次把這個socket加入到EPOLL隊列裏
3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
等 待事件的產生，類似於select()調用。參數events用來從內核得到事件的集合，maxevents告之內核這個events有多大，這個 maxevents的值不能大於創建epoll_create()時的size，參數timeout是超時時間（毫秒，0會立即返回，-1將不確定，也有 說法說是永久阻塞）。該函數返回需要處理的事件數目，如返回0表示已超時。
--------------------------------------------------------------------------------------------
從man手冊中，得到ET和LT的具體描述如下
EPOLL事件有兩種模型：
Edge Triggered (ET)
Level Triggered (LT)
假如有這樣一個例子：
1. 我們已經把一個用來從管道中讀取數據的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 這個時候從管道的另一端被寫入了2KB的數據
3. 調用epoll_wait(2)，並且它會返回RFD，說明它已經準備好讀取操作
4. 然後我們讀取了1KB的數據
5. 調用epoll_wait(2)......
Edge Triggered 工作模式：
如 果我們在第1步將RFD添加到epoll描述符的時候使用了EPOLLET標誌，那麼在第5步調用epoll_wait(2)之後將有可能會掛起，因爲剩 餘的數據還存在於文件的輸入緩衝區內，而且數據發出端還在等待一個針對已經發出數據的反饋信息。只有在監視的文件句柄上發生了某個事件的時候 ET 工作模式纔會彙報事件。因此在第5步的時候，調用者可能會放棄等待仍在存在於文件輸入緩衝區內的剩餘數據。在上面的例子中，會有一個事件產生在RFD句柄 上，因爲在第2步執行了一個寫操作，然後，事件將會在第3步被銷燬。因爲第4步的讀取操作沒有讀空文件輸入緩衝區內的數據，因此我們在第5步調用 epoll_wait(2)完成後，是否掛起是不確定的。epoll工作在ET模式的時候，必須使用非阻塞套接口，以避免由於一個文件句柄的阻塞讀/阻塞 寫操作把處理多個文件描述符的任務餓死。最好以下面的方式調用ET模式的epoll接口，在後面會介紹避免可能的缺陷。
i 基於非阻塞文件句柄
ii 只有當read(2)或者write(2)返回EAGAIN時才需要掛起，等待。但這並不是說每次read()時都需要循環讀，直到讀到產生一個EAGAIN才認爲此次事件處理完成，當read()返回的讀到的數據長度小於請求的數據長度時，就可以確定此時緩衝中已沒有數據了，也就可以認爲此事讀事件已處理完成。
Level Triggered 工作模式
相 反的，以LT方式調用epoll接口的時候，它就相當於一個速度比較快的poll(2)，並且無論後面的數據是否被使用，因此他們具有同樣的職能。因爲即 使使用ET模式的epoll，在收到多個chunk的數據的時候仍然會產生多個事件。調用者可以設定EPOLLONESHOT標誌，在 epoll_wait(2)收到事件後epoll會與事件關聯的文件句柄從epoll描述符中禁止掉。因此當EPOLLONESHOT設定後，使用帶有 EPOLL_CTL_MOD標誌的epoll_ctl(2)處理文件句柄就成爲調用者必須作的事情。
然後詳細解釋ET, LT:
LT(level triggered)是缺省的工作方式，並且同時支持block和no-block socket.在這種做法中，內核告訴你一個文件描述符是否就緒了，然後你可以對這個就緒的fd進行IO操作。如果你不作任何操作，內核還是會繼續通知你 的，所以，這種模式編程出錯誤可能性要小一點。傳統的select/poll都是這種模型的代表．
ET(edge-triggered) 是高速工作方式，只支持no-block socket。在這種模式下，當描述符從未就緒變爲就緒時，內核通過epoll告訴你。然後它會假設你知道文件描述符已經就緒，並且不會再爲那個文件描述 符發送更多的就緒通知，直到你做了某些操作導致那個文件描述符不再爲就緒狀態了(比如，你在發送，接收或者接收請求，或者發送接收的數據少於一定量時導致 了一個EWOULDBLOCK 錯誤）。但是請注意，如果一直不對這個fd作IO操作(從而導致它再次變成未就緒)，內核不會發送更多的通知(only once),不過在TCP協議中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark確認（這句話不理解）。
在 許多測試中我們會看到如果沒有大量的idle -connection或者dead-connection，epoll的效率並不會比select/poll高很多，但是當我們遇到大量的idle- connection(例如WAN環境中存在大量的慢速連接)，就會發現epoll的效率大大高於select/poll。（未測試）
另外，當使用epoll的ET模型來工作時，當產生了一個EPOLLIN事件後，
讀數據的時候需要考慮的是當recv()返回的大小如果等於請求的大小，那麼很有可能是緩衝區還有數據未讀完，也意味着該次事件還沒有處理完，所以還需要再次讀取：
while(rs)
{
buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);
if(buflen < 0)
{
// 由於是非阻塞的模式,所以當errno爲EAGAIN時,表示當前緩衝區已無數據可讀
// 在這裏就當作是該次事件已處理處.
if(errno == EAGAIN)
break;
else
return;
}
else if(buflen == 0)
{
// 這裏表示對端的socket已正常關閉.
}
if(buflen == sizeof(buf)
rs = 1; // 需要再次讀取
else
rs = 0;
}
還 有，假如發送端流量大於接收端的流量(意思是epoll所在的程序讀比轉發的socket要快),由於是非阻塞的socket,那麼send()函數雖然 返回,但實際緩衝區的數據並未真正發給接收端,這樣不斷的讀和發，當緩衝區滿後會產生EAGAIN錯誤(參考man send),同時,不理會這次請求發送的數據.所以,需要封裝socket_send()的函數用來處理這種情況,該函數會盡量將數據寫完再返回，返回- 1表示出錯。在socket_send()內部,當寫緩衝已滿(send()返回-1,且errno爲EAGAIN),那麼會等待後再重試.這種方式並不 很完美,在理論上可能會長時間的阻塞在socket_send()內部,但暫沒有更好的辦法.
ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen)
{
ssize_t tmp;
size_t total = buflen;
const char *p = buffer;
while(1)
{
tmp = send(sockfd, p, total, 0);
if(tmp < 0)
{
// 當send收到信號時,可以繼續寫,但這裏返回-1.
if(errno == EINTR)
return -1;
// 當socket是非阻塞時,如返回此錯誤,表示寫緩衝隊列已滿,
// 在這裏做延時後再重試.
if(errno == EAGAIN)
{
usleep(1000);
continue;
}
return -1;
}
if((size_t)tmp == total)
return buflen;
total -= tmp;
p += tmp;
}
return tmp;
}