I/O多路復(fù)用（multiplexing）的本質(zhì)是通過一種機(jī)制（系統(tǒng)內(nèi)核緩沖I/O數(shù)據(jù)）糊识，讓單個(gè)進(jìn)程可以監(jiān)視多個(gè)文件描述符绩社，一旦某個(gè)描述符就緒（一般是讀就緒或?qū)懢途w）赂苗，能夠通知程序進(jìn)行相應(yīng)的讀寫操作

select愉耙、poll 和 epoll 都是 Linux API 提供的 IO 復(fù)用方式拌滋。

相信大家都了解了Unix五種IO模型，不了解的可以 => 查看這里

[1] blocking IO - 阻塞IO
[2] nonblocking IO - 非阻塞IO
[3] IO multiplexing - IO多路復(fù)用
[4] signal driven IO - 信號(hào)驅(qū)動(dòng)IO
[5] asynchronous IO - 異步IO

其中前面4種IO都可以歸類為synchronous IO - 同步IO败砂，而select赌渣、poll昌犹、epoll本質(zhì)上也都是同步I/O，因?yàn)樗麄兌夹枰谧x寫事件就緒后自己負(fù)責(zé)進(jìn)行讀寫斜姥，也就是說這個(gè)讀寫過程是阻塞的鸿竖。

與多進(jìn)程和多線程技術(shù)相比沧竟，I/O多路復(fù)用技術(shù)的最大優(yōu)勢(shì)是系統(tǒng)開銷小，系統(tǒng)不必創(chuàng)建進(jìn)程/線程悟泵，也不必維護(hù)這些進(jìn)程/線程闪水，從而大大減小了系統(tǒng)的開銷。

在介紹select球榆、poll芜果、epoll之前鞠呈，首先介紹一下Linux操作系統(tǒng)中基礎(chǔ)的概念：

• 用戶空間 / 內(nèi)核空間
  現(xiàn)在操作系統(tǒng)都是采用虛擬存儲(chǔ)器蚁吝，那么對(duì)32位操作系統(tǒng)而言舀射，它的尋址空間（虛擬存儲(chǔ)空間）為4G（2的32次方）。
  操作系統(tǒng)的核心是內(nèi)核脆烟，獨(dú)立于普通的應(yīng)用程序邢羔，可以訪問受保護(hù)的內(nèi)存空間，也有訪問底層硬件設(shè)備的所有權(quán)限拜鹤。為了保證用戶進(jìn)程不能直接操作內(nèi)核（kernel）敏簿，保證內(nèi)核的安全，操作系統(tǒng)將虛擬空間劃分為兩部分惯裕，一部分為內(nèi)核空間，一部分為用戶空間撑刺。
• 進(jìn)程切換
  為了控制進(jìn)程的執(zhí)行握玛，內(nèi)核必須有能力掛起正在CPU上運(yùn)行的進(jìn)程次员，并恢復(fù)以前掛起的某個(gè)進(jìn)程的執(zhí)行王带。這種行為被稱為進(jìn)程切換愕撰。因此可以說醋寝，任何進(jìn)程都是在操作系統(tǒng)內(nèi)核的支持下運(yùn)行的，是與內(nèi)核緊密相關(guān)的音羞，并且進(jìn)程切換是非常耗費(fèi)資源的嗅绰。
• 進(jìn)程阻塞
  正在執(zhí)行的進(jìn)程，由于期待的某些事件未發(fā)生窘面，如請(qǐng)求系統(tǒng)資源失敗财边、等待某種操作的完成、新數(shù)據(jù)尚未到達(dá)或無新工作做等酣难，則由系統(tǒng)自動(dòng)執(zhí)行阻塞原語(Block)憨募，使自己由運(yùn)行狀態(tài)變?yōu)樽枞麪顟B(tài)〔鍪龋可見葛菇，進(jìn)程的阻塞是進(jìn)程自身的一種主動(dòng)行為，也因此只有處于運(yùn)行態(tài)的進(jìn)程（獲得了CPU資源）眯停，才可能將其轉(zhuǎn)為阻塞狀態(tài)莺债。當(dāng)進(jìn)程進(jìn)入阻塞狀態(tài)签夭，是不占用CPU資源的椎侠。
• 文件描述符
  文件描述符（File descriptor）是計(jì)算機(jī)科學(xué)中的一個(gè)術(shù)語，是一個(gè)用于表述指向文件的引用的抽象化概念慎宾。
  文件描述符在形式上是一個(gè)非負(fù)整數(shù)趟据。實(shí)際上咳促，它是一個(gè)索引值尺迂，指向內(nèi)核為每一個(gè)進(jìn)程所維護(hù)的該進(jìn)程打開文件的記錄表。當(dāng)程序打開一個(gè)現(xiàn)有文件或者創(chuàng)建一個(gè)新文件時(shí)祭陷，內(nèi)核向進(jìn)程返回一個(gè)文件描述符想罕。在程序設(shè)計(jì)中楼镐，一些涉及底層的程序編寫往往會(huì)圍繞著文件描述符展開。但是文件描述符這一概念往往只適用于UNIX墓臭、Linux這樣的操作系統(tǒng)窑多。
• 緩存I/O
  緩存I/O又稱為標(biāo)準(zhǔn)I/O千康，大多數(shù)文件系統(tǒng)的默認(rèn)I/O操作都是緩存I/O。在Linux的緩存I/O機(jī)制中刻两，操作系統(tǒng)會(huì)將I/O的數(shù)據(jù)緩存在文件系統(tǒng)的頁緩存中，即數(shù)據(jù)會(huì)先被拷貝到操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)中滋迈，然后才會(huì)從操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)拷貝到應(yīng)用程序的地址空間。

Select

我們先分析一下select函數(shù)

int select(int maxfdp1,fd_set *readset,fd_set *writeset,fd_set *exceptset,const struct timeval *timeout);

【參數(shù)說明】
int maxfdp1 指定待測試的文件描述字個(gè)數(shù)饼灿，它的值是待測試的最大描述字加1碍彭。
**fd_set *readset , fd_set writeset , fd_set exceptset
fd_set可以理解為一個(gè)集合，這個(gè)集合中存放的是文件描述符(file descriptor)舞箍，即文件句柄皆疹。中間的三個(gè)參數(shù)指定我們要讓內(nèi)核測試讀、寫和異常條件的文件描述符集合捎迫。如果對(duì)某一個(gè)的條件不感興趣表牢，就可以把它設(shè)為空指針。
*const struct timeval timeout timeout告知內(nèi)核等待所指定文件描述符集合中的任何一個(gè)就緒可花多少時(shí)間彰导。其timeval結(jié)構(gòu)用于指定這段時(shí)間的秒數(shù)和微秒數(shù)恼布。

【返回值】
int 若有就緒描述符返回其數(shù)目，若超時(shí)則為0倔幼，若出錯(cuò)則為-1

select運(yùn)行機(jī)制

select()的機(jī)制中提供一種fd_set的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)爽待，實(shí)際上是一個(gè)long類型的數(shù)組鸟款，每一個(gè)數(shù)組元素都能與一打開的文件句柄（不管是Socket句柄,還是其他文件或命名管道或設(shè)備句柄）建立聯(lián)系，建立聯(lián)系的工作由程序員完成何什，當(dāng)調(diào)用select()時(shí)，由內(nèi)核根據(jù)IO狀態(tài)修改fd_set的內(nèi)容伶贰，由此來通知執(zhí)行了select()的進(jìn)程哪一Socket或文件可讀。

從流程上來看泥畅，使用select函數(shù)進(jìn)行IO請(qǐng)求和同步阻塞模型沒有太大的區(qū)別琅翻，甚至還多了添加監(jiān)視socket方椎，以及調(diào)用select函數(shù)的額外操作，效率更差棠众。但是，使用select以后最大的優(yōu)勢(shì)是用戶可以在一個(gè)線程內(nèi)同時(shí)處理多個(gè)socket的IO請(qǐng)求。用戶可以注冊(cè)多個(gè)socket胸墙，然后不斷地調(diào)用select讀取被激活的socket按咒，即可達(dá)到在同一個(gè)線程內(nèi)同時(shí)處理多個(gè)IO請(qǐng)求的目的。而在同步阻塞模型中智袭，必須通過多線程的方式才能達(dá)到這個(gè)目的掠抬。

select機(jī)制的問題

1. 每次調(diào)用select两波，都需要把fd_set集合從用戶態(tài)拷貝到內(nèi)核態(tài)，如果fd_set集合很大時(shí)腰奋，那這個(gè)開銷也很大
2. 同時(shí)每次調(diào)用select都需要在內(nèi)核遍歷傳遞進(jìn)來的所有fd_set劣坊，如果fd_set集合很大時(shí)，那這個(gè)開銷也很大
3. 為了減少數(shù)據(jù)拷貝帶來的性能損壞测蘑，內(nèi)核對(duì)被監(jiān)控的fd_set集合大小做了限制，并且這個(gè)是通過宏控制的帮寻，大小不可改變(限制為1024)

Poll

poll的機(jī)制與select類似，與select在本質(zhì)上沒有多大差別固逗，管理多個(gè)描述符也是進(jìn)行輪詢烫罩，根據(jù)描述符的狀態(tài)進(jìn)行處理，但是poll沒有最大文件描述符數(shù)量的限制贝攒。也就是說隘弊，poll只解決了上面的問題3，并沒有解決問題1梨熙，2的性能開銷問題。

下面是pll的函數(shù)原型：

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

typedef struct pollfd {
        int fd;                         // 需要被檢測或選擇的文件描述符
        short events;                   // 對(duì)文件描述符fd上感興趣的事件
        short revents;                  // 文件描述符fd上當(dāng)前實(shí)際發(fā)生的事件
} pollfd_t;

poll改變了文件描述符集合的描述方式咽扇，使用了pollfd結(jié)構(gòu)而不是select的fd_set結(jié)構(gòu)，使得poll支持的文件描述符集合限制遠(yuǎn)大于select的1024

【參數(shù)說明】

*struct pollfd fds fds是一個(gè)struct pollfd類型的數(shù)組树埠，用于存放需要檢測其狀態(tài)的socket描述符嘶伟，并且調(diào)用poll函數(shù)之后fds數(shù)組不會(huì)被清空；一個(gè)pollfd結(jié)構(gòu)體表示一個(gè)被監(jiān)視的文件描述符盛霎，通過傳遞fds指示 poll() 監(jiān)視多個(gè)文件描述符耽装。其中，結(jié)構(gòu)體的events域是監(jiān)視該文件描述符的事件掩碼规个，由用戶來設(shè)置這個(gè)域，結(jié)構(gòu)體的revents域是文件描述符的操作結(jié)果事件掩碼缤苫，內(nèi)核在調(diào)用返回時(shí)設(shè)置這個(gè)域

nfds_t nfds 記錄數(shù)組fds中描述符的總數(shù)量

【返回值】
int 函數(shù)返回fds集合中就緒的讀活玲、寫谍婉，或出錯(cuò)的描述符數(shù)量，返回0表示超時(shí)镀迂，返回-1表示出錯(cuò)唤蔗；

Epoll

epoll在Linux2.6內(nèi)核正式提出，是基于事件驅(qū)動(dòng)的I/O方式妓柜，相對(duì)于select來說，epoll沒有描述符個(gè)數(shù)限制棍掐，使用一個(gè)文件描述符管理多個(gè)描述符，將用戶關(guān)心的文件描述符的事件存放到內(nèi)核的一個(gè)事件表中，這樣在用戶空間和內(nèi)核空間的copy只需一次最疆。

Linux中提供的epoll相關(guān)函數(shù)如下：

int epoll_create(int size);
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. epoll_create 函數(shù)創(chuàng)建一個(gè)epoll句柄蚤告，參數(shù)size表明內(nèi)核要監(jiān)聽的描述符數(shù)量。調(diào)用成功時(shí)返回一個(gè)epoll句柄描述符获诈，失敗時(shí)返回-1心褐。

2. epoll_ctl 函數(shù)注冊(cè)要監(jiān)聽的事件類型逗爹。四個(gè)參數(shù)解釋如下：

• epfd 表示epoll句柄
• op 表示fd操作類型，有如下3種
  • EPOLL_CTL_ADD 注冊(cè)新的fd到epfd中
  • EPOLL_CTL_MOD 修改已注冊(cè)的fd的監(jiān)聽事件
  • EPOLL_CTL_DEL 從epfd中刪除一個(gè)fd
• fd 是要監(jiān)聽的描述符
• event 表示要監(jiān)聽的事件

epoll_event 結(jié)構(gòu)體定義如下：

struct epoll_event {
    __uint32_t events;  /* Epoll events */
    epoll_data_t data;  /* User data variable */
};

typedef union epoll_data {
    void *ptr;
    int fd;
    __uint32_t u32;
    __uint64_t u64;
} epoll_data_t;

3. epoll_wait 函數(shù)等待事件的就緒挟冠，成功時(shí)返回就緒的事件數(shù)目，調(diào)用失敗時(shí)返回 -1肋僧，等待超時(shí)返回 0控淡。

• epfd 是epoll句柄
• events 表示從內(nèi)核得到的就緒事件集合
• maxevents 告訴內(nèi)核events的大小
• timeout 表示等待的超時(shí)事件

epoll是Linux內(nèi)核為處理大批量文件描述符而作了改進(jìn)的poll，是Linux下多路復(fù)用IO接口select/poll的增強(qiáng)版本居兆，它能顯著提高程序在大量并發(fā)連接中只有少量活躍的情況下的系統(tǒng)CPU利用率泥栖。原因就是獲取事件的時(shí)候勋篓，它無須遍歷整個(gè)被偵聽的描述符集，只要遍歷那些被內(nèi)核IO事件異步喚醒而加入Ready隊(duì)列的描述符集合就行了钢颂。

epoll除了提供select/poll那種IO事件的水平觸發(fā)（Level Triggered）外拜银，還提供了邊緣觸發(fā)（Edge Triggered），這就使得用戶空間程序有可能緩存IO狀態(tài)操灿，減少epoll_wait/epoll_pwait的調(diào)用泵督，提高應(yīng)用程序效率。

• 水平觸發(fā)（LT）：默認(rèn)工作模式救鲤，即當(dāng)epoll_wait檢測到某描述符事件就緒并通知應(yīng)用程序時(shí)秩冈，應(yīng)用程序可以不立即處理該事件入问；下次調(diào)用epoll_wait時(shí)犹赖，會(huì)再次通知此事件
• 邊緣觸發(fā)（ET）： 當(dāng)epoll_wait檢測到某描述符事件就緒并通知應(yīng)用程序時(shí)卷仑，應(yīng)用程序必須立即處理該事件锡凝。如果不處理，下次調(diào)用epoll_wait時(shí)张肾，不會(huì)再次通知此事件锚扎。（直到你做了某些操作導(dǎo)致該描述符變成未就緒狀態(tài)了，也就是說邊緣觸發(fā)只在狀態(tài)由未就緒變?yōu)榫途w時(shí)只通知一次）芍秆。

LT和ET原本應(yīng)該是用于脈沖信號(hào)的翠勉，可能用它來解釋更加形象。Level和Edge指的就是觸發(fā)點(diǎn)荆虱，Level為只要處于水平朽们，那么就一直觸發(fā)骑脱，而Edge則為上升沿和下降沿的時(shí)候觸發(fā)。比如：0->1 就是Edge，1->1 就是Level椿息。

ET模式很大程度上減少了epoll事件的觸發(fā)次數(shù)，因此效率比LT模式下高条舔。

總結(jié)

一張圖總結(jié)一下select,poll,epoll的區(qū)別：

epoll是Linux目前大規(guī)模網(wǎng)絡(luò)并發(fā)程序開發(fā)的首選模型爬橡。在絕大多數(shù)情況下性能遠(yuǎn)超select和poll棒动。目前流行的高性能web服務(wù)器Nginx正式依賴于epoll提供的高效網(wǎng)絡(luò)套接字輪詢服務(wù)。但是柜裸，在并發(fā)連接不高的情況下粱锐，多線程+阻塞I/O方式可能性能更好怜浅。

既然select，poll搀暑，epoll都是I/O多路復(fù)用的具體的實(shí)現(xiàn)跨琳，之所以現(xiàn)在同時(shí)存在，其實(shí)他們也是不同歷史時(shí)期的產(chǎn)物

• select出現(xiàn)是1984年在BSD里面實(shí)現(xiàn)的
• 14年之后也就是1997年才實(shí)現(xiàn)了poll桂敛，其實(shí)拖那么久也不是效率問題， 而是那個(gè)時(shí)代的硬件實(shí)在太弱薪伏，一臺(tái)服務(wù)器處理1千多個(gè)鏈接簡直就是神一樣的存在了碴开，select很長段時(shí)間已經(jīng)滿足需求
• 2002, 大神 Davide Libenzi 實(shí)現(xiàn)了epoll

作者：似水牛年
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來源：簡書
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