I/O模型之二：Linux IO模式及 select、poll、epoll詳解

同步IO和異步IO，阻塞IO和非阻塞IO分別是什麼，到底有什麼區別？不同的人在不同的上下文下給出的答案是不同的。所以先限定一下本文的上下文。

本文討論的背景是Linux環境下的network IO。

一、概念說明

在進行解釋之前，首先要說明幾個概念：

- 用戶空間和內核空間
- 進程切換
- 進程的阻塞
- 文件描述符
- 緩存 I/O

1.1、用戶空間與內核空間

現在操作系統都是採用虛擬存儲器，那麼對32位操作系統而言，它的尋址空間（虛擬存儲空間）爲4G（2的32次方）。操作系統的核心是內核，獨立於普通的應用程序，可以訪問受保護的內存空間，也有訪問底層硬件設備的所有權限。爲了保證用戶進程不能直接操作內核（kernel），保證內核的安全，操心繫統將虛擬空間劃分爲兩部分，一部分爲內核空間，一部分爲用戶空間。針對linux操作系統而言，將最高的1G字節（從虛擬地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供內核使用，稱爲內核空間，而將較低的3G字節（從虛擬地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各個進程使用，稱爲用戶空間。

1.2、進程切換

爲了控制進程的執行，內核必須有能力掛起正在CPU上運行的進程，並恢復以前掛起的某個進程的執行。這種行爲被稱爲進程切換。因此可以說，任何進程都是在操作系統內核的支持下運行的，是與內核緊密相關的。

從一個進程的運行轉到另一個進程上運行，這個過程中經過下面這些變化：
\1. 保存處理機上下文，包括程序計數器和其他寄存器。
\2. 更新PCB信息。
\3. 把進程的PCB移入相應的隊列，如就緒、在某事件阻塞等隊列。
\4. 選擇另一個進程執行，並更新其PCB。
\5. 更新內存管理的數據結構。
\6. 恢復處理機上下文。

1.3、進程的阻塞

正在執行的進程，由於期待的某些事件未發生，如請求系統資源失敗、等待某種操作的完成、新數據尚未到達或無新工作做等，則由系統自動執行阻塞原語(Block)，使自己由運行狀態變爲阻塞狀態。可見，進程的阻塞是進程自身的一種主動行爲，也因此只有處於運行態的進程（獲得CPU），纔可能將其轉爲阻塞狀態。當進程進入阻塞狀態，是不佔用CPU資源的。

1.4、文件描述符fd

文件描述符（File descriptor）是計算機科學中的一個術語，是一個用於表述指向文件的引用的抽象化概念。

文件描述符在形式上是一個非負整數。實際上，它是一個索引值，指向內核爲每一個進程所維護的該進程打開文件的記錄表。當程序打開一個現有文件或者創建一個新文件時，內核向進程返回一個文件描述符。在程序設計中，一些涉及底層的程序編寫往往會圍繞着文件描述符展開。但是文件描述符這一概念往往只適用於UNIX、Linux這樣的操作系統。

1.5、緩存 I/O

緩存 I/O 又被稱作標準 I/O，大多數文件系統的默認 I/O 操作都是緩存 I/O。在 Linux 的緩存 I/O 機制中，操作系統會將 I/O 的數據緩存在文件系統的頁緩存（ page cache ）中，也就是說，數據會先被拷貝到操作系統內核的緩衝區中，然後纔會從操作系統內核的緩衝區拷貝到應用程序的地址空間。

緩存 I/O 的缺點：
數據在傳輸過程中需要在應用程序地址空間和內核進行多次數據拷貝操作，這些數據拷貝操作所帶來的 CPU 以及內存開銷是非常大的。

二、 IO模式

剛纔說了，對於一次IO訪問（以read舉例），數據會先被拷貝到操作系統內核的緩衝區中，然後纔會從操作系統內核的緩衝區拷貝到應用程序的地址空間。所以說，當一個read操作發生時，它會經歷兩個階段：
\1. 等待數據準備 (Waiting for the data to be ready)
\2. 將數據從內核拷貝到進程中 (Copying the data from the kernel to the process)

正式因爲這兩個階段，linux系統產生了下面五種網絡模式的方案。見《I/O模型之一：Unix的五種I/O模型》

- 阻塞 I/O（blocking IO）
- 非阻塞 I/O（nonblocking IO）
- I/O 多路複用（ IO multiplexing）
- 信號驅動 I/O（ signal driven IO）
- 異步 I/O（asynchronous IO）

注：由於signal driven IO在實際中並不常用，所以我這隻提及剩下的四種IO Model。

三、 I/O 多路複用之select、poll、epoll詳解

select，poll，epoll都是IO多路複用的機制。I/O多路複用就是通過一種機制，一個進程可以監視多個描述符，一旦某個描述符就緒（一般是讀就緒或者寫就緒），能夠通知程序進行相應的讀寫操作。但select，poll，epoll本質上都是同步I/O，因爲他們都需要在讀寫事件就緒後自己負責進行讀寫，也就是說這個讀寫過程是阻塞的，而異步I/O則無需自己負責進行讀寫，異步I/O的實現會負責把數據從內核拷貝到用戶空間。（這裏囉嗦下）

3.1、select

select是1983年的4.2BSD提出。系統在select用32*32=1024位來進行查詢。返回的時候數組如readfds是已經處理過的了，返回時只有準備好事件的fd。所以需要輪訓(要用FD_ISSET挨個比較)和重新賦值。FD_ISSET（fd,&readfds）

原型:

int select (int n, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);

select 函數監視的文件描述符分3類，分別是writefds、readfds、和exceptfds。調用後select函數會阻塞，直到有描述符就緒（有數據可讀、可寫、或者有except），或者超時（timeout指定等待時間，如果立即返回設爲null即可），函數返回。當select函數返回後，可以通過遍歷fdset，來找到就緒的描述符。

使用方法總共分三步:

1.三個fd_set初始化，用FD_ZERO　FD_SET
2.調用select
3.用fd遍歷每一個fd_set使用FD_ISSET。如果成功就處理。

select目前幾乎在所有的平臺上支持，其良好跨平臺支持也是它的一個優點。select的一個缺點在於單個進程能夠監視的文件描述符的數量存在最大限制，在Linux上一般爲1024，可以通過修改宏定義甚至重新編譯內核的方式提升這一限制，但是這樣也會造成效率的降低。

3.2、poll

int poll (struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timeout);

不同與select使用三個位圖來表示三個fdset的方式，poll使用一個 pollfd的指針實現。

struct pollfd {
    int fd; /* file descriptor */
    short events; /* requested events to watch */
    short revents; /* returned events witnessed */
};

pollfd結構包含了要監視的event和發生的event，不再使用select“參數-值”傳遞的方式。同時，pollfd並沒有最大數量限制（但是數量過大後性能也是會下降）。和select函數一樣，poll返回後，需要輪詢pollfd來獲取就緒的描述符。

從上面看，select和poll都需要在返回後，通過遍歷文件描述符來獲取已經就緒的socket。事實上，同時連接的大量客戶端在一時刻可能只有很少的處於就緒狀態，因此隨着監視的描述符數量的增長，其效率也會線性下降。

也是分三步
1.pollfd初始化，綁定sock，設置事件event，revent。設置時間限制。
2.調用poll
3.遍歷看他的事件發生了麼，如果發生了置0。

3.3、epoll

epoll：一次循環

epoll是在2.6內核中提出的，是之前的select和poll的增強版本。而且只在linux下支持。相對於select和poll來說，epoll更加靈活，沒有描述符限制。epoll使用一個文件描述符管理多個描述符，將用戶關係的文件描述符的事件存放到內核的一個事件表中，這樣在用戶空間和內核空間的copy只需一次。

epoll是直接在內核裏的，用戶調用系統調用去註冊，因此省去了每次的複製和輪詢的消耗。這兒用了三個系統調用，epollcreate只要每次調用開始調用一次創造一個epoll就可以了。然後用epoll_ctl來進行添加事件，其實就是註冊到內核管理的epoll裏。然後直接epoll_wait就可以了。系統會返回系統調用的。

使用方法

1.準備工作多了，很複雜，這個記錄數據在內核裏。
1)構建epoll描述符，通過調用epoll_create
2)用需要的時間和上下文數據指針初始化。
3)調用epoll_ctl 添加文件描述符。
4)調用epoll_wait每次處理20個事件。這兒是接收一個空數組，然後填上東西。也就是有200個東西過來，我可能只填了一個。當然如果50個完成了也是回覆20.剩下的不會被漏掉，下次再來處理。
5)遍歷返回的數據。注意這兒返回的都是有用的東西。

3.3.1、 epoll操作過程

epoll操作過程需要三個接口，分別如下：

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
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event)；
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);

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，參數size並不是限制了epoll所能監聽的描述符最大個數，只是對內核初始分配內部數據結構的一個建議。
當創建好epoll句柄後，它就會佔用一個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)；
函數是對指定描述符fd執行op操作。
- epfd：是epoll_create()的返回值。
- op：表示op操作，用三個宏來表示：添加EPOLL_CTL_ADD，刪除EPOLL_CTL_DEL，修改EPOLL_CTL_MOD。分別添加、刪除和修改對fd的監聽事件。
- fd：是需要監聽的fd（文件描述符）
- epoll_event：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epfd上的io事件，最多返回maxevents個事件。
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。

3.3.2、工作模式

epoll對文件描述符的操作有兩種模式：LT（level trigger）和ET（edge trigger）。LT模式是默認模式，LT模式與ET模式的區別如下：
　　LT模式：當epoll_wait檢測到描述符事件發生並將此事件通知應用程序，應用程序可以不立即處理該事件。下次調用epoll_wait時，會再次響應應用程序並通知此事件。
　　ET模式：當epoll_wait檢測到描述符事件發生並將此事件通知應用程序，應用程序必須立即處理該事件。如果不處理，下次調用epoll_wait時，不會再次響應應用程序並通知此事件。

3.3.2.1、 LT模式

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。

3.3.2.2、 ET模式

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)

ET模式在很大程度上減少了epoll事件被重複觸發的次數，因此效率要比LT模式高。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。

3.3.2.3、總結

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)…

LT模式：
如果是LT模式，那麼在第5步調用epoll_wait(2)之後，仍然能受到通知。

ET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。

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;
 }
}

Linux中的EAGAIN含義

Linux環境下開發經常會碰到很多錯誤(設置errno)，其中EAGAIN是其中比較常見的一個錯誤(比如用在非阻塞操作中)。
從字面上來看，是提示再試一次。這個錯誤經常出現在當應用程序進行一些非阻塞(non-blocking)操作(對文件或socket)的時候。

例如，以 O_NONBLOCK的標誌打開文件/socket/FIFO，如果你連續做read操作而沒有數據可讀。此時程序不會阻塞起來等待數據準備就緒返回，read函數會返回一個錯誤EAGAIN，提示你的應用程序現在沒有數據可讀請稍後再試。
又例如，當一個系統調用(比如fork)因爲沒有足夠的資源(比如虛擬內存)而執行失敗，返回EAGAIN提示其再調用一次(也許下次就能成功)。

3.3.3、 epoll操作代碼演示

下面是一段不完整的代碼且格式不對，意在表述上面的過程，去掉了一些模板代碼。

#define IPADDRESS   "127.0.0.1"
#define PORT        8787
#define MAXSIZE     1024
#define LISTENQ     5
#define FDSIZE      1000
#define EPOLLEVENTS 100

listenfd = socket_bind(IPADDRESS,PORT);

struct epoll_event events[EPOLLEVENTS];

//創建一個描述符
epollfd = epoll_create(FDSIZE);

//添加監聽描述符事件
add_event(epollfd,listenfd,EPOLLIN);

//循環等待
for ( ; ; ){
    //該函數返回已經準備好的描述符事件數目
    ret = epoll_wait(epollfd,events,EPOLLEVENTS,-1);
    //處理接收到的連接
    handle_events(epollfd,events,ret,listenfd,buf);
}

//事件處理函數
static void handle_events(int epollfd,struct epoll_event *events,int num,int listenfd,char *buf)
{
     int i;
     int fd;
     //進行遍歷;這裏只要遍歷已經準備好的io事件。num並不是當初epoll_create時的FDSIZE。
     for (i = 0;i < num;i++)
     {
         fd = events[i].data.fd;
        //根據描述符的類型和事件類型進行處理
         if ((fd == listenfd) &&(events[i].events & EPOLLIN))
            handle_accpet(epollfd,listenfd);
         else if (events[i].events & EPOLLIN)
            do_read(epollfd,fd,buf);
         else if (events[i].events & EPOLLOUT)
            do_write(epollfd,fd,buf);
     }
}

//添加事件
static void add_event(int epollfd,int fd,int state){
    struct epoll_event ev;
    ev.events = state;
    ev.data.fd = fd;
    epoll_ctl(epollfd,EPOLL_CTL_ADD,fd,&ev);
}

//處理接收到的連接
static void handle_accpet(int epollfd,int listenfd){
     int clifd;     
     struct sockaddr_in cliaddr;     
     socklen_t  cliaddrlen;     
     clifd = accept(listenfd,(struct sockaddr*)&cliaddr,&cliaddrlen);     
     if (clifd == -1)         
     perror("accpet error:");     
     else {         
         printf("accept a new client: %s:%d\n",inet_ntoa(cliaddr.sin_addr),cliaddr.sin_port);                       //添加一個客戶描述符和事件         
         add_event(epollfd,clifd,EPOLLIN);     
     } 
}

//讀處理
static void do_read(int epollfd,int fd,char *buf){
    int nread;
    nread = read(fd,buf,MAXSIZE);
    if (nread == -1)     {         
        perror("read error:");         
        close(fd); //記住close fd        
        delete_event(epollfd,fd,EPOLLIN); //刪除監聽 
    }
    else if (nread == 0)     {         
        fprintf(stderr,"client close.\n");
        close(fd); //記住close fd       
        delete_event(epollfd,fd,EPOLLIN); //刪除監聽 
    }     
    else {         
        printf("read message is : %s",buf);        
        //修改描述符對應的事件，由讀改爲寫         
        modify_event(epollfd,fd,EPOLLOUT);     
    } 
}

//寫處理
static void do_write(int epollfd,int fd,char *buf) {     
    int nwrite;     
    nwrite = write(fd,buf,strlen(buf));     
    if (nwrite == -1){         
        perror("write error:");        
        close(fd);   //記住close fd       
        delete_event(epollfd,fd,EPOLLOUT);  //刪除監聽    
    }else{
        modify_event(epollfd,fd,EPOLLIN); 
    }    
    memset(buf,0,MAXSIZE); 
}

//刪除事件
static void delete_event(int epollfd,int fd,int state) {
    struct epoll_event ev;
    ev.events = state;
    ev.data.fd = fd;
    epoll_ctl(epollfd,EPOLL_CTL_DEL,fd,&ev);
}

//修改事件
static void modify_event(int epollfd,int fd,int state){     
    struct epoll_event ev;
    ev.events = state;
    ev.data.fd = fd;
    epoll_ctl(epollfd,EPOLL_CTL_MOD,fd,&ev);
}

//注：另外一端我就省了

3.3.4、 epoll總結

在 select/poll中，進程只有在調用一定的方法後，內核纔對所有監視的文件描述符進行掃描，而epoll事先通過epoll_ctl()來註冊一個文件描述符，一旦基於某個文件描述符就緒時，內核會採用類似callback的回調機制，迅速激活這個文件描述符，當進程調用epoll_wait() 時便得到通知。(此處去掉了遍歷文件描述符，而是通過監聽回調的的機制。這正是epoll的魅力所在。)

epoll的優點主要是一下幾個方面：

監視的描述符數量不受限制，它所支持的FD上限是最大可以打開文件的數目，這個數字一般遠大於2048,舉個例子,在1GB內存的機器上大約是10萬左右，具體數目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般來說這個數目和系統內存關係很大。select的最大缺點就是進程打開的fd是有數量限制的。這對於連接數量比較大的服務器來說根本不能滿足。雖然也可以選擇多進程的解決方案( Apache就是這樣實現的)，不過雖然linux上面創建進程的代價比較小，但仍舊是不可忽視的，加上進程間數據同步遠比不上線程間同步的高效，所以也不是一種完美的方案。
IO的效率不會隨着監視fd的數量的增長而下降。epoll不同於select和poll輪詢的方式，而是通過每個fd定義的回調函數來實現的。只有就緒的fd纔會執行回調函數。
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，但是當遇到大量的idle- connection，就會發現epoll的效率大大高於select/poll。

四、select，poll，epoll區別

select的缺點：

單個進程能夠監視的文件描述符的數量存在最大限制，通常是1024，當然可以更改數量，但由於select採用輪詢的方式掃描文件描述符，文件描述符數量越多，性能越差；(在linux內核頭文件中，有這樣的定義：#define __FD_SETSIZE 1024)
內核 / 用戶空間內存拷貝問題，select需要複製大量的句柄數據結構，產生巨大的開銷；
select返回的是含有整個句柄的數組，應用程序需要遍歷整個數組才能發現哪些句柄發生了事件；
select的觸發方式是水平觸發，應用程序如果沒有完成對一個已經就緒的文件描述符進行IO操作，那麼之後每次select調用還是會將這些文件描述符通知進程。

poll:

優勢:

1.無上限1024。
2.由於它不修改pollfd裏的數據，所以它可以不用每次都填寫了。
3.方便的知道遠程的狀態比如宕機

缺點:

1、還要輪巡
2、不能動態修改set。
其實大多數client不用考慮這個，除非p2p應用。一些server端用不用考慮這個問題。
大多時候他都比select更好。甚至如下場景比epoll還好:

你要跨平臺，因爲epoll只支持linux。
socket數目少於1000個。
大於1000但是是socket壽命比較短。
沒有其他線程干擾的時候。

相比select模型，poll使用鏈表保存文件描述符，因此沒有了監視文件數量的限制，但select三個缺點依然存在。

拿select模型爲例，假設我們的服務器需要支持100萬的併發連接，則在__FD_SETSIZE 爲1024的情況下，則我們至少需要開闢1k個進程才能實現100萬的併發連接。除了進程間上下文切換的時間消耗外，從內核/用戶空間大量的無腦內存拷貝、數組輪詢等，是系統難以承受的。因此，基於select模型的服務器程序，要達到10萬級別的併發訪問，是一個很難完成的任務。

epoll：

優點：

1.只返回觸發的事件。少了拷貝消耗，迭代輪訓消耗。
2.可以綁定更多上下文，不僅僅是socket。
3.任何時間處理socket。這些問題都是有內核來處理。了。這個還需要繼續學習啊。
4.可以邊緣觸發。
5.多線程可以在同一個epoll wait裏等待。

缺點：

1.讀寫狀態變更之類的就要麻煩些，在poll裏只要改一個bit就可以了。在這裏面則需要改更多的位數。並且都是system call。
2.創建socket也需要兩次系統調用，麻煩。
3.只有linux下可以使用
4.複雜難調試

適合場景

1.多線程，多連接。在單線程還不如poll
2.大量線程監控1000上，
3.相對長壽命的連接。系統調用會很耗時。
4.linux依賴的事情。

epoll IO多路複用模型實現機制

由於epoll的實現機制與select/poll機制完全不同，上面所說的 select的缺點在epoll上不復存在。

設想一下如下場景：有100萬個客戶端同時與一個服務器進程保持着TCP連接。而每一時刻，通常只有幾百上千個TCP連接是活躍的(事實上大部分場景都是這種情況)。如何實現這樣的高併發？

在select/poll時代，服務器進程每次都把這100萬個連接告訴操作系統(從用戶態複製句柄數據結構到內核態)，讓操作系統內核去查詢這些套接字上是否有事件發生，輪詢完後，再將句柄數據複製到用戶態，讓服務器應用程序輪詢處理已發生的網絡事件，這一過程資源消耗較大，因此，select/poll一般只能處理幾千的併發連接。

epoll的設計和實現與select完全不同。epoll通過在Linux內核中申請一個簡易的文件系統(文件系統一般用什麼數據結構實現？B+樹)。把原先的select/poll調用分成了3個部分：

1）調用epoll_create()建立一個epoll對象(在epoll文件系統中爲這個句柄對象分配資源)

2）調用epoll_ctl向epoll對象中添加這100萬個連接的套接字

3）調用epoll_wait收集發生的事件的連接

如此一來，要實現上面說是的場景，只需要在進程啓動時建立一個epoll對象，然後在需要的時候向這個epoll對象中添加或者刪除連接。同時，epoll_wait的效率也非常高，因爲調用epoll_wait時，並沒有一股腦的向操作系統複製這100萬個連接的句柄數據，內核也不需要去遍歷全部的連接。

下面來看看Linux內核具體的epoll機制實現思路

當某一進程調用epoll_create方法時，Linux內核會創建一個eventpoll結構體，這個結構體中有兩個成員與epoll的使用方式密切相關。eventpoll結構體如下所示：

struct eventpoll{  
    ....  
    /*紅黑樹的根節點，這顆樹中存儲着所有添加到epoll中的需要監控的事件*/  
    struct rb_root  rbr;  
    /*雙鏈表中則存放着將要通過epoll_wait返回給用戶的滿足條件的事件*/  
    struct list_head rdlist;  
    ....  
};

每一個epoll對象都有一個獨立的eventpoll結構體，用於存放通過epoll_ctl方法向epoll對象中添加進來的事件。這些事件都會掛載在紅黑樹中，如此，重複添加的事件就可以通過紅黑樹而高效的識別出來(紅黑樹的插入時間效率是lgn，其中n爲樹的高度)。

而所有添加到epoll中的事件都會與設備(網卡)驅動程序建立回調關係，也就是說，當相應的事件發生時會調用這個回調方法。這個回調方法在內核中叫ep_poll_callback,它會將發生的事件添加到rdlist雙鏈表中。

在epoll中，對於每一個事件，都會建立一個epitem結構體，如下所示：

struct epitem{  
    struct rb_node  rbn;//紅黑樹節點  
    struct list_head    rdllink;//雙向鏈表節點  
    struct epoll_filefd  ffd;  //事件句柄信息  
    struct eventpoll *ep;    //指向其所屬的eventpoll對象  
    struct epoll_event event; //期待發生的事件類型  
}

當調用epoll_wait檢查是否有事件發生時，只需要檢查eventpoll對象中的rdlist雙鏈表中是否有epitem元素即可。如果rdlist不爲空，則把發生的事件複製到用戶態，同時將事件數量返回給用戶。

從上面的講解可知：通過紅黑樹和雙鏈表數據結構，並結合回調機制，造就了epoll的高效。

OK，講解完了Epoll的機理，我們便能很容易掌握epoll的用法了。一句話描述就是：三步曲。

第一步：epoll_create()系統調用。此調用返回一個句柄，之後所有的使用都依靠這個句柄來標識。

第二步：epoll_ctl()系統調用。通過此調用向epoll對象中添加、刪除、修改感興趣的事件，返回0標識成功，返回-1表示失敗。

第三部：epoll_wait()系統調用。通過此調用收集收集在epoll監控中已經發生的事件。

select仍然在現實保留的原因

1.歷史遺留問題，因爲select發展了很久的時間，額可以肯定大多的平臺都支持他了，因爲你無法保證新的平臺都支持poll或者epoll。放心，我們說的不是enaic那種元祖機子，你聽說過xp嗎？你知道他在全中國全世界知道今天2016/9/10仍然佔據多少比例麼。oh no，它只支持iselect。
2.時間高精度，因爲select可以精確到ns級別。而後二者只能精確到ms級別。當然你會說很多系統調用都沒有那麼高精度的。但是對於實時操作系統，也就是類似工業控制的高精領域，或者說比如核電站，核反應堆，oh，no這兒用select不止是讓系統更安全，讓你不被老闆炒魷魚，更是關係到我們大衆安全的問題，請你一定不要忘了這一點。
3，當然如果是簡單應用場景，比如低於200個socket，那麼你用什麼其實問題都不大，更多的問題是在與程序員的編程水平了。

I/O模型之二：Linux IO模式及 select、poll、epoll詳解

一、概念說明

1.1、用戶空間與內核空間

1.2、進程切換

1.3、進程的阻塞

1.4、文件描述符fd

1.5、緩存 I/O

二、 IO模式

三、 I/O 多路複用之select、poll、epoll詳解

3.1、select

3.2、poll

3.3、epoll

3.3.1、 epoll操作過程

3.3.2、工作模式

3.3.2.1、 LT模式

3.3.2.2、 ET模式

3.3.2.3、總結

3.3.3、 epoll操作代碼演示

3.3.4、 epoll總結

四、select，poll，epoll區別

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3.2、poll

3.3、epoll

3.3.1、 epoll操作過程

3.3.2、工作模式

3.3.2.1、 LT模式

3.3.2.2、 ET模式

3.3.2.3、 總結

3.3.3、 epoll操作代碼演示

3.3.4、 epoll總結

四、select，poll，epoll區別

select仍然在現實保留的原因

一、概念說明

3.3.2.3、總結