同步IO和異步IO升酣，阻塞IO和非阻塞IO分別是什么舷暮，到底有什么區(qū)別？不同的人在不同的上下文下給出的答案是不同的噩茄。所以先限定一下本文的上下文下面。
本文討論的背景是Linux環(huán)境下的network IO。
一 概念說(shuō)明
在進(jìn)行解釋之前绩聘，首先要說(shuō)明幾個(gè)概念：
用戶空間和內(nèi)核空間
進(jìn)程切換
進(jìn)程的阻塞
文件描述符
緩存 I/O
用戶空間與內(nèi)核空間
現(xiàn)在操作系統(tǒng)都是采用虛擬存儲(chǔ)器沥割，那么對(duì)32位操作系統(tǒng)而言，它的尋址空間（虛擬存儲(chǔ)空間）為4G（2的32次方）凿菩。操作系統(tǒng)的核心是內(nèi)核机杜，獨(dú)立于普通的應(yīng)用程序，可以訪問(wèn)受保護(hù)的內(nèi)存空間衅谷，也有訪問(wèn)底層硬件設(shè)備的所有權(quán)限椒拗。為了保證用戶進(jìn)程不能直接操作內(nèi)核（kernel），保證內(nèi)核的安全会喝，操心系統(tǒng)將虛擬空間劃分為兩部分陡叠，一部分為內(nèi)核空間，一部分為用戶空間肢执。針對(duì)linux操作系統(tǒng)而言枉阵，將最高的1G字節(jié)（從虛擬地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供內(nèi)核使用预茄，稱為內(nèi)核空間兴溜，而將較低的3G字節(jié)（從虛擬地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各個(gè)進(jìn)程使用耻陕，稱為用戶空間拙徽。
進(jìn)程切換
為了控制進(jìn)程的執(zhí)行，內(nèi)核必須有能力掛起正在CPU上運(yùn)行的進(jìn)程诗宣，并恢復(fù)以前掛起的某個(gè)進(jìn)程的執(zhí)行膘怕。這種行為被稱為進(jìn)程切換。因此可以說(shuō)召庞，任何進(jìn)程都是在操作系統(tǒng)內(nèi)核的支持下運(yùn)行的岛心，是與內(nèi)核緊密相關(guān)的。
從一個(gè)進(jìn)程的運(yùn)行轉(zhuǎn)到另一個(gè)進(jìn)程上運(yùn)行篮灼，這個(gè)過(guò)程中經(jīng)過(guò)下面這些變化：
1. 保存處理機(jī)上下文忘古，包括程序計(jì)數(shù)器和其他寄存器。
2. 更新PCB信息诅诱。
3. 把進(jìn)程的PCB移入相應(yīng)的隊(duì)列髓堪，如就緒、在某事件阻塞等隊(duì)列娘荡。
4. 選擇另一個(gè)進(jìn)程執(zhí)行干旁，并更新其PCB。
5. 更新內(nèi)存管理的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)它改。
6. 恢復(fù)處理機(jī)上下文疤孕。
注：總而言之就是很耗資源，具體的可以參考這篇文章：進(jìn)程切換
進(jìn)程的阻塞
正在執(zhí)行的進(jìn)程央拖，由于期待的某些事件未發(fā)生祭阀，如請(qǐng)求系統(tǒng)資源失敗、等待某種操作的完成鲜戒、新數(shù)據(jù)尚未到達(dá)或無(wú)新工作做等专控，則由系統(tǒng)自動(dòng)執(zhí)行阻塞原語(yǔ)(Block)，使自己由運(yùn)行狀態(tài)變?yōu)樽枞麪顟B(tài)遏餐÷赘可見(jiàn)，進(jìn)程的阻塞是進(jìn)程自身的一種主動(dòng)行為失都，也因此只有處于運(yùn)行態(tài)的進(jìn)程（獲得CPU）柏蘑，才可能將其轉(zhuǎn)為阻塞狀態(tài)幸冻。當(dāng)進(jìn)程進(jìn)入阻塞狀態(tài)，是不占用CPU資源的咳焚。
文件描述符fd
文件描述符（File descriptor）是計(jì)算機(jī)科學(xué)中的一個(gè)術(shù)語(yǔ)洽损，是一個(gè)用于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(gè)非負(fù)整數(shù)革半。實(shí)際上碑定，它是一個(gè)索引值，指向內(nèi)核為每一個(gè)進(jìn)程所維護(hù)的該進(jìn)程打開(kāi)文件的記錄表又官。當(dāng)程序打開(kāi)一個(gè)現(xiàn)有文件或者創(chuàng)建一個(gè)新文件時(shí)延刘，內(nèi)核向進(jìn)程返回一個(gè)文件描述符。在程序設(shè)計(jì)中六敬，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(kāi)碘赖。但是文件描述符這一概念往往只適用于UNIX、Linux這樣的操作系統(tǒng)外构。
緩存 I/O
緩存 I/O 又被稱作標(biāo)準(zhǔn) I/O崖疤，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)制中典勇，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(yè)緩存（ page cache ）中劫哼，也就是說(shuō)，數(shù)據(jù)會(huì)先被拷貝到操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)中割笙，然后才會(huì)從操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)拷貝到應(yīng)用程序的地址空間权烧。
緩存 I/O 的缺點(diǎn)：
數(shù)據(jù)在傳輸過(guò)程中需要在應(yīng)用程序地址空間和內(nèi)核進(jìn)行多次數(shù)據(jù)拷貝操作，這些數(shù)據(jù)拷貝操作所帶來(lái)的 CPU 以及內(nèi)存開(kāi)銷是非常大的伤溉。
二 IO模式
剛才說(shuō)了般码，對(duì)于一次IO訪問(wèn)（以read舉例），數(shù)據(jù)會(huì)先被拷貝到操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)中乱顾，然后才會(huì)從操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)拷貝到應(yīng)用程序的地址空間板祝。所以說(shuō)，當(dāng)一個(gè)read操作發(fā)生時(shí)走净，它會(huì)經(jīng)歷兩個(gè)階段：
1. 等待數(shù)據(jù)準(zhǔn)備 (Waiting for the data to be ready)
2. 將數(shù)據(jù)從內(nèi)核拷貝到進(jìn)程中 (Copying the data from the kernel to the process)
正式因?yàn)檫@兩個(gè)階段券时，linux系統(tǒng)產(chǎn)生了下面五種網(wǎng)絡(luò)模式的方案。
阻塞 I/O（blocking IO）
非阻塞 I/O（nonblocking IO）
I/O 多路復(fù)用（ IO multiplexing）
信號(hào)驅(qū)動(dòng) I/O（ signal driven IO）
異步 I/O（asynchronous IO）
注：由于signal driven IO在實(shí)際中并不常用伏伯，所以我這只提及剩下的四種IO Model橘洞。
阻塞 I/O（blocking IO）
在linux中，默認(rèn)情況下所有的socket都是blocking说搅，一個(gè)典型的讀操作流程大概是這樣：
當(dāng)用戶進(jìn)程調(diào)用了recvfrom這個(gè)系統(tǒng)調(diào)用炸枣，kernel就開(kāi)始了IO的第一個(gè)階段：準(zhǔn)備數(shù)據(jù)（對(duì)于網(wǎng)絡(luò)IO來(lái)說(shuō)，很多時(shí)候數(shù)據(jù)在一開(kāi)始還沒(méi)有到達(dá)。比如适肠，還沒(méi)有收到一個(gè)完整的UDP包霍衫。這個(gè)時(shí)候kernel就要等待足夠的數(shù)據(jù)到來(lái)）。這個(gè)過(guò)程需要等待侯养，也就是說(shuō)數(shù)據(jù)被拷貝到操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)中是需要一個(gè)過(guò)程的慕淡。而在用戶進(jìn)程這邊，整個(gè)進(jìn)程會(huì)被阻塞（當(dāng)然沸毁，是進(jìn)程自己選擇的阻塞）。當(dāng)kernel一直等到數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了傻寂，它就會(huì)將數(shù)據(jù)從kernel中拷貝到用戶內(nèi)存息尺，然后kernel返回結(jié)果，用戶進(jìn)程才解除block的狀態(tài)疾掰，重新運(yùn)行起來(lái)搂誉。
所以，blocking IO的特點(diǎn)就是在IO執(zhí)行的兩個(gè)階段都被block了静檬。
非阻塞 I/O（nonblocking IO）
linux下炭懊，可以通過(guò)設(shè)置socket使其變?yōu)閚on-blocking。當(dāng)對(duì)一個(gè)non-blocking socket執(zhí)行讀操作時(shí)拂檩，流程是這個(gè)樣子：
當(dāng)用戶進(jìn)程發(fā)出read操作時(shí)侮腹，如果kernel中的數(shù)據(jù)還沒(méi)有準(zhǔn)備好，那么它并不會(huì)block用戶進(jìn)程稻励，而是立刻返回一個(gè)error父阻。從用戶進(jìn)程角度講 ，它發(fā)起一個(gè)read操作后望抽，并不需要等待加矛，而是馬上就得到了一個(gè)結(jié)果。用戶進(jìn)程判斷結(jié)果是一個(gè)error時(shí)煤篙，它就知道數(shù)據(jù)還沒(méi)有準(zhǔn)備好斟览，于是它可以再次發(fā)送read操作。一旦kernel中的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了辑奈，并且又再次收到了用戶進(jìn)程的system call苛茂，那么它馬上就將數(shù)據(jù)拷貝到了用戶內(nèi)存，然后返回鸠窗。
所以味悄，nonblocking IO的特點(diǎn)是用戶進(jìn)程需要不斷的主動(dòng)詢問(wèn)kernel數(shù)據(jù)好了沒(méi)有。
I/O 多路復(fù)用（ IO multiplexing）
IO multiplexing就是我們說(shuō)的select塌鸯，poll侍瑟，epoll，有些地方也稱這種IO方式為event driven IO。select/epoll的好處就在于單個(gè)process就可以同時(shí)處理多個(gè)網(wǎng)絡(luò)連接的IO涨颜。它的基本原理就是select费韭，poll，epoll這個(gè)function會(huì)不斷的輪詢所負(fù)責(zé)的所有socket庭瑰，當(dāng)某個(gè)socket有數(shù)據(jù)到達(dá)了星持，就通知用戶進(jìn)程。
當(dāng)用戶進(jìn)程調(diào)用了select弹灭，那么整個(gè)進(jìn)程會(huì)被block督暂，而同時(shí)，kernel會(huì)“監(jiān)視”所有select負(fù)責(zé)的socket穷吮，當(dāng)任何一個(gè)socket中的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了逻翁，select就會(huì)返回。這個(gè)時(shí)候用戶進(jìn)程再調(diào)用read操作捡鱼，將數(shù)據(jù)從kernel拷貝到用戶進(jìn)程八回。
所以，I/O 多路復(fù)用的特點(diǎn)是通過(guò)一種機(jī)制一個(gè)進(jìn)程能同時(shí)等待多個(gè)文件描述符驾诈，而這些文件描述符（套接字描述符）其中的任意一個(gè)進(jìn)入讀就緒狀態(tài)缠诅，select()函數(shù)就可以返回。
這個(gè)圖和blocking IO的圖其實(shí)并沒(méi)有太大的不同乍迄，事實(shí)上管引，還更差一些。因?yàn)檫@里需要使用兩個(gè)system call (select 和 recvfrom)闯两，而blocking IO只調(diào)用了一個(gè)system call (recvfrom)汉匙。但是，用select的優(yōu)勢(shì)在于它可以同時(shí)處理多個(gè)connection生蚁。
所以噩翠，如果處理的連接數(shù)不是很高的話，使用select/epoll的web server不一定比使用multi-threading + blocking IO的web server性能更好邦投，可能延遲還更大伤锚。select/epoll的優(yōu)勢(shì)并不是對(duì)于單個(gè)連接能處理得更快，而是在于能處理更多的連接志衣。）
在IO multiplexing Model中屯援，實(shí)際中，對(duì)于每一個(gè)socket念脯，一般都設(shè)置成為non-blocking狞洋，但是，如上圖所示绿店，整個(gè)用戶的process其實(shí)是一直被block的吉懊。只不過(guò)process是被select這個(gè)函數(shù)block庐橙，而不是被socket IO給block。
異步 I/O（asynchronous IO）
Linux下的asynchronous IO其實(shí)用得很少借嗽。先看一下它的流程：
用戶進(jìn)程發(fā)起read操作之后态鳖，立刻就可以開(kāi)始去做其它的事。而另一方面恶导，從kernel的角度浆竭，當(dāng)它受到一個(gè)asynchronous read之后，首先它會(huì)立刻返回惨寿，所以不會(huì)對(duì)用戶進(jìn)程產(chǎn)生任何block邦泄。然后，kernel會(huì)等待數(shù)據(jù)準(zhǔn)備完成裂垦，然后將數(shù)據(jù)拷貝到用戶內(nèi)存顺囊，當(dāng)這一切都完成之后，kernel會(huì)給用戶進(jìn)程發(fā)送一個(gè)signal缸废，告訴它read操作完成了。
總結(jié)
blocking和non-blocking的區(qū)別
調(diào)用blocking IO會(huì)一直block住對(duì)應(yīng)的進(jìn)程直到操作完成驶社，而non-blocking IO在kernel還準(zhǔn)備數(shù)據(jù)的情況下會(huì)立刻返回企量。
synchronous IO和asynchronous IO的區(qū)別
在說(shuō)明synchronous IO和asynchronous IO的區(qū)別之前，需要先給出兩者的定義亡电。POSIX的定義是這樣子的：
A synchronous I/O operation causes the requesting process to be blocked until that I/O operation completes;
An asynchronous I/O operation does not cause the requesting process to be blocked;
兩者的區(qū)別就在于synchronous IO做”IO operation”的時(shí)候會(huì)將process阻塞届巩。按照這個(gè)定義，之前所述的blocking IO份乒，non-blocking IO恕汇，IO multiplexing都屬于synchronous IO。
有人會(huì)說(shuō)或辖，non-blocking IO并沒(méi)有被block啊瘾英。這里有個(gè)非常“狡猾”的地方颂暇，定義中所指的”IO operation”是指真實(shí)的IO操作缺谴，就是例子中的recvfrom這個(gè)system call。non-blocking IO在執(zhí)行recvfrom這個(gè)system call的時(shí)候耳鸯，如果kernel的數(shù)據(jù)沒(méi)有準(zhǔn)備好湿蛔，這時(shí)候不會(huì)block進(jìn)程。但是县爬，當(dāng)kernel中數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好的時(shí)候阳啥，recvfrom會(huì)將數(shù)據(jù)從kernel拷貝到用戶內(nèi)存中，這個(gè)時(shí)候進(jìn)程是被block了财喳，在這段時(shí)間內(nèi)察迟，進(jìn)程是被block的。
而asynchronous IO則不一樣，當(dāng)進(jìn)程發(fā)起IO 操作之后卷拘，就直接返回再也不理睬了喊废，直到kernel發(fā)送一個(gè)信號(hào)，告訴進(jìn)程說(shuō)IO完成栗弟。在這整個(gè)過(guò)程中污筷，進(jìn)程完全沒(méi)有被block。
各個(gè)IO Model的比較如圖所示：
通過(guò)上面的圖片乍赫，可以發(fā)現(xiàn)non-blocking IO和asynchronous IO的區(qū)別還是很明顯的瓣蛀。在non-blocking IO中，雖然進(jìn)程大部分時(shí)間都不會(huì)被block雷厂，但是它仍然要求進(jìn)程去主動(dòng)的check惋增，并且當(dāng)數(shù)據(jù)準(zhǔn)備完成以后，也需要進(jìn)程主動(dòng)的再次調(diào)用recvfrom來(lái)將數(shù)據(jù)拷貝到用戶內(nèi)存改鲫。而asynchronous IO則完全不同诈皿。它就像是用戶進(jìn)程將整個(gè)IO操作交給了他人（kernel）完成，然后他人做完后發(fā)信號(hào)通知像棘。在此期間稽亏，用戶進(jìn)程不需要去檢查IO操作的狀態(tài)，也不需要主動(dòng)的去拷貝數(shù)據(jù)缕题。
三 I/O 多路復(fù)用之select截歉、poll、epoll詳解
select烟零，poll瘪松，epoll都是IO多路復(fù)用的機(jī)制。I/O多路復(fù)用就是通過(guò)一種機(jī)制锨阿，一個(gè)進(jìn)程可以監(jiān)視多個(gè)描述符宵睦，一旦某個(gè)描述符就緒（一般是讀就緒或者寫就緒），能夠通知程序進(jìn)行相應(yīng)的讀寫操作墅诡。但select状飞，poll，epoll本質(zhì)上都是同步I/O书斜，因?yàn)樗麄兌夹枰谧x寫事件就緒后自己負(fù)責(zé)進(jìn)行讀寫诬辈，也就是說(shuō)這個(gè)讀寫過(guò)程是阻塞的，而異步I/O則無(wú)需自己負(fù)責(zé)進(jìn)行讀寫荐吉，異步I/O的實(shí)現(xiàn)會(huì)負(fù)責(zé)把數(shù)據(jù)從內(nèi)核拷貝到用戶空間焙糟。（這里啰嗦下）
select
<pre>
intselect(intn, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds,structtimeval *timeout);
</pre>
select 函數(shù)監(jiān)視的文件描述符分3類，分別是writefds样屠、readfds穿撮、和exceptfds缺脉。調(diào)用后select函數(shù)會(huì)阻塞，直到有描述副就緒（有數(shù)據(jù) 可讀悦穿、可寫攻礼、或者有except），或者超時(shí)（timeout指定等待時(shí)間栗柒，如果立即返回設(shè)為null即可）礁扮，函數(shù)返回。當(dāng)select函數(shù)返回后瞬沦，可以 通過(guò)遍歷fdset太伊，來(lái)找到就緒的描述符。
select目前幾乎在所有的平臺(tái)上支持逛钻，其良好跨平臺(tái)支持也是它的一個(gè)優(yōu)點(diǎn)僚焦。select的一 個(gè)缺點(diǎn)在于單個(gè)進(jìn)程能夠監(jiān)視的文件描述符的數(shù)量存在最大限制，在Linux上一般為1024曙痘，可以通過(guò)修改宏定義甚至重新編譯內(nèi)核的方式提升這一限制芳悲，但 是這樣也會(huì)造成效率的降低。
poll
<code>
int poll (struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timeout);
不同與select使用三個(gè)位圖來(lái)表示三個(gè)fdset的方式边坤，poll使用一個(gè) pollfd的指針實(shí)現(xiàn)名扛。
struct pollfd {
int fd; /* file descriptor */
short events; /* requested events to watch */
short revents; /* returned events witnessed */
};
</code>
pollfd結(jié)構(gòu)包含了要監(jiān)視的event和發(fā)生的event，不再使用select“參數(shù)-值”傳遞的方式惩嘉。同時(shí)罢洲，pollfd并沒(méi)有最大數(shù)量限制（但是數(shù)量過(guò)大后性能也是會(huì)下降）踢故。 和select函數(shù)一樣文黎，poll返回后，需要輪詢pollfd來(lái)獲取就緒的描述符殿较。
從上面看耸峭，select和poll都需要在返回后，通過(guò)遍歷文件描述符來(lái)獲取已經(jīng)就緒的socket淋纲。事實(shí)上劳闹，同時(shí)連接的大量客戶端在一時(shí)刻可能只有很少的處于就緒狀態(tài)，因此隨著監(jiān)視的描述符數(shù)量的增長(zhǎng)洽瞬，其效率也會(huì)線性下降本涕。
epoll
epoll是在2.6內(nèi)核中提出的，是之前的select和poll的增強(qiáng)版本伙窃。相對(duì)于select和poll來(lái)說(shuō)菩颖，epoll更加靈活，沒(méi)有描述符限制为障。epoll使用一個(gè)文件描述符管理多個(gè)描述符晦闰，將用戶關(guān)系的文件描述符的事件存放到內(nèi)核的一個(gè)事件表中放祟，這樣在用戶空間和內(nèi)核空間的copy只需一次。
一 epoll操作過(guò)程
epoll操作過(guò)程需要三個(gè)接口呻右，分別如下：
<code>
int epoll_create(int size)跪妥；//創(chuàng)建一個(gè)epoll的句柄，size用來(lái)告訴內(nèi)核這個(gè)監(jiān)聽(tīng)的數(shù)目一共有多大
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event)声滥；
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
</code>
1. int epoll_create(int size);
創(chuàng)建一個(gè)epoll的句柄眉撵，size用來(lái)告訴內(nèi)核這個(gè)監(jiān)聽(tīng)的數(shù)目一共有多大，這個(gè)參數(shù)不同于select()中的第一個(gè)參數(shù)醒串，給出最大監(jiān)聽(tīng)的fd+1的值执桌，參數(shù)size并不是限制了epoll所能監(jiān)聽(tīng)的描述符最大個(gè)數(shù)，只是對(duì)內(nèi)核初始分配內(nèi)部數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)的一個(gè)建議芜赌。
當(dāng)創(chuàng)建好epoll句柄后仰挣，它就會(huì)占用一個(gè)fd值，在linux下如果查看/proc/進(jìn)程id/fd/缠沈，是能夠看到這個(gè)fd的膘壶，所以在使用完epoll后，必須調(diào)用close()關(guān)閉洲愤，否則可能導(dǎo)致fd被耗盡颓芭。
*2. int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event event)；
函數(shù)是對(duì)指定描述符fd執(zhí)行op操作柬赐。
epfd：是epoll_create()的返回值亡问。
op：表示op操作，用三個(gè)宏來(lái)表示：添加EPOLL_CTL_ADD肛宋，刪除EPOLL_CTL_DEL州藕，修改EPOLL_CTL_MOD。分別添加酝陈、刪除和修改對(duì)fd的監(jiān)聽(tīng)事件床玻。
fd：是需要監(jiān)聽(tīng)的fd（文件描述符）
epoll_event：是告訴內(nèi)核需要監(jiān)聽(tīng)什么事，struct epoll_event結(jié)構(gòu)如下：
<code>
struct epoll_event {
__uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
//events可以是以下幾個(gè)宏的集合：
EPOLLIN ：表示對(duì)應(yīng)的文件描述符可以讀（包括對(duì)端SOCKET正常關(guān)閉）沉帮；
EPOLLOUT：表示對(duì)應(yīng)的文件描述符可以寫锈死；
EPOLLPRI：表示對(duì)應(yīng)的文件描述符有緊急的數(shù)據(jù)可讀（這里應(yīng)該表示有帶外數(shù)據(jù)到來(lái)）；
EPOLLERR：表示對(duì)應(yīng)的文件描述符發(fā)生錯(cuò)誤穆壕；
EPOLLHUP：表示對(duì)應(yīng)的文件描述符被掛斷待牵；
EPOLLET： 將EPOLL設(shè)為邊緣觸發(fā)(Edge Triggered)模式，這是相對(duì)于水平觸發(fā)(Level Triggered)來(lái)說(shuō)的喇勋。
EPOLLONESHOT：只監(jiān)聽(tīng)一次事件缨该，當(dāng)監(jiān)聽(tīng)完這次事件之后，如果還需要繼續(xù)監(jiān)聽(tīng)這個(gè)socket的話茄蚯，需要再次把這個(gè)socket加入到EPOLL隊(duì)列里
</code>
3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
等待epfd上的io事件压彭，最多返回maxevents個(gè)事件睦优。
參數(shù)events用來(lái)從內(nèi)核得到事件的集合，maxevents告之內(nèi)核這個(gè)events有多大壮不，這個(gè)maxevents的值不能大于創(chuàng)建epoll_create()時(shí)的size汗盘，參數(shù)timeout是超時(shí)時(shí)間（毫秒，0會(huì)立即返回询一，-1將不確定隐孽，也有說(shuō)法說(shuō)是永久阻塞）。該函數(shù)返回需要處理的事件數(shù)目健蕊，如返回0表示已超時(shí)菱阵。
二 工作模式
epoll對(duì)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(rèn)模式缩功，LT模式與ET模式的區(qū)別如下：
LT模式：當(dāng)epoll_wait檢測(cè)到描述符事件發(fā)生并將此事件通知應(yīng)用程序晴及，應(yīng)用程序可以不立即處理該事件。下次調(diào)用epoll_wait時(shí)嫡锌，會(huì)再次響應(yīng)應(yīng)用程序并通知此事件虑稼。
ET模式：當(dāng)epoll_wait檢測(cè)到描述符事件發(fā)生并將此事件通知應(yīng)用程序，應(yīng)用程序必須立即處理該事件势木。如果不處理蛛倦，下次調(diào)用epoll_wait時(shí)，不會(huì)再次響應(yīng)應(yīng)用程序并通知此事件啦桌。
1. LT模式
LT(level triggered)是缺省的工作方式溯壶，并且同時(shí)支持block和no-block socket.在這種做法中，內(nèi)核告訴你一個(gè)文件描述符是否就緒了甫男，然后你可以對(duì)這個(gè)就緒的fd進(jìn)行IO操作且改。如果你不作任何操作，內(nèi)核還是會(huì)繼續(xù)通知你的查剖。
2. ET模式
ET(edge-triggered)是高速工作方式钾虐，只支持no-block socket噪窘。在這種模式下笋庄，當(dāng)描述符從未就緒變?yōu)榫途w時(shí)，內(nèi)核通過(guò)epoll告訴你倔监。然后它會(huì)假設(shè)你知道文件描述符已經(jīng)就緒直砂，并且不會(huì)再為那個(gè)文件描述符發(fā)送更多的就緒通知，直到你做了某些操作導(dǎo)致那個(gè)文件描述符不再為就緒狀態(tài)了(比如浩习，你在發(fā)送静暂，接收或者接收請(qǐng)求，或者發(fā)送接收的數(shù)據(jù)少于一定量時(shí)導(dǎo)致了一個(gè)EWOULDBLOCK 錯(cuò)誤）谱秽。但是請(qǐng)注意洽蛀，如果一直不對(duì)這個(gè)fd作IO操作(從而導(dǎo)致它再次變成未就緒)摹迷，內(nèi)核不會(huì)發(fā)送更多的通知(only once)
ET模式在很大程度上減少了epoll事件被重復(fù)觸發(fā)的次數(shù)，因此效率要比LT模式高郊供。epoll工作在ET模式的時(shí)候峡碉，必須使用非阻塞套接口，以避免由于一個(gè)文件句柄的阻塞讀/阻塞寫操作把處理多個(gè)文件描述符的任務(wù)餓死驮审。
3. 總結(jié)
假如有這樣一個(gè)例子：
1. 我們已經(jīng)把一個(gè)用來(lái)從管道中讀取數(shù)據(jù)的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 這個(gè)時(shí)候從管道的另一端被寫入了2KB的數(shù)據(jù)
3. 調(diào)用epoll_wait(2)鲫寄，并且它會(huì)返回RFD，說(shuō)明它已經(jīng)準(zhǔn)備好讀取操作
4. 然后我們讀取了1KB的數(shù)據(jù)
5. 調(diào)用epoll_wait(2)......
LT模式：
如果是LT模式疯淫，那么在第5步調(diào)用epoll_wait(2)之后地来，仍然能受到通知。
ET模式：
如果我們?cè)诘?步將RFD添加到epoll描述符的時(shí)候使用了EPOLLET標(biāo)志熙掺，那么在第5步調(diào)用epoll_wait(2)之后將有可能會(huì)掛起未斑，因?yàn)槭Ｓ嗟臄?shù)據(jù)還存在于文件的輸入緩沖區(qū)內(nèi)，而且數(shù)據(jù)發(fā)出端還在等待一個(gè)針對(duì)已經(jīng)發(fā)出數(shù)據(jù)的反饋信息币绩。只有在監(jiān)視的文件句柄上發(fā)生了某個(gè)事件的時(shí)候 ET 工作模式才會(huì)匯報(bào)事件颂碧。因此在第5步的時(shí)候，調(diào)用者可能會(huì)放棄等待仍在存在于文件輸入緩沖區(qū)內(nèi)的剩余數(shù)據(jù)类浪。
當(dāng)使用epoll的ET模型來(lái)工作時(shí)载城，當(dāng)產(chǎn)生了一個(gè)EPOLLIN事件后，
讀數(shù)據(jù)的時(shí)候需要考慮的是當(dāng)recv()返回的大小如果等于請(qǐng)求的大小费就，那么很有可能是緩沖區(qū)還有數(shù)據(jù)未讀完诉瓦，也意味著該次事件還沒(méi)有處理完，所以還需要再次讀攘ο浮：
<code>
while(rs){
buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);
if(buflen < 0){
// 由于是非阻塞的模式,所以當(dāng)errno為EAGAIN時(shí),表示當(dāng)前緩沖區(qū)已無(wú)數(shù)據(jù)可讀
// 在這里就當(dāng)作是該次事件已處理處.
if(errno == EAGAIN){
break;
}
else{
return;
}
}
else if(buflen == 0){
// 這里表示對(duì)端的socket已正常關(guān)閉.
}
if(buflen == sizeof(buf){
rs = 1; // 需要再次讀取
}
else{
rs = 0;
}
}
</code>
Linux中的EAGAIN含義
Linux環(huán)境下開(kāi)發(fā)經(jīng)常會(huì)碰到很多錯(cuò)誤(設(shè)置errno)睬澡，其中EAGAIN是其中比較常見(jiàn)的一個(gè)錯(cuò)誤(比如用在非阻塞操作中)。
從字面上來(lái)看眠蚂，是提示再試一次煞聪。這個(gè)錯(cuò)誤經(jīng)常出現(xiàn)在當(dāng)應(yīng)用程序進(jìn)行一些非阻塞(non-blocking)操作(對(duì)文件或socket)的時(shí)候。
例如逝慧，以 O_NONBLOCK的標(biāo)志打開(kāi)文件/socket/FIFO昔脯，如果你連續(xù)做read操作而沒(méi)有數(shù)據(jù)可讀。此時(shí)程序不會(huì)阻塞起來(lái)等待數(shù)據(jù)準(zhǔn)備就緒返回笛臣，read函數(shù)會(huì)返回一個(gè)錯(cuò)誤EAGAIN云稚，提示你的應(yīng)用程序現(xiàn)在沒(méi)有數(shù)據(jù)可讀請(qǐng)稍后再試。
又例如沈堡，當(dāng)一個(gè)系統(tǒng)調(diào)用(比如fork)因?yàn)闆](méi)有足夠的資源(比如虛擬內(nèi)存)而執(zhí)行失敗静陈，返回EAGAIN提示其再調(diào)用一次(也許下次就能成功)。
三 代碼演示
下面是一段不完整的代碼且格式不對(duì)，意在表述上面的過(guò)程鲸拥，去掉了一些模板代碼拐格。
<code>
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(chuàng)建一個(gè)描述符
epollfd = epoll_create(FDSIZE);
//添加監(jiān)聽(tīng)描述符事件
add_event(epollfd,listenfd,EPOLLIN);
//循環(huán)等待
for ( ; ; ){
//該函數(shù)返回已經(jīng)準(zhǔn)備好的描述符事件數(shù)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(shù)
static void handle_events(int epollfd,struct epoll_event *events,int num,int listenfd,char *buf)
{
int i;
int fd;
//進(jìn)行遍歷;這里只要遍歷已經(jīng)準(zhǔn)備好的io事件。num并不是當(dāng)初epoll_create時(shí)的FDSIZE刑赶。
for (i = 0;i < num;i++)
{
fd = events[i].data.fd;
//根據(jù)描述符的類型和事件類型進(jìn)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(gè)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(jiān)聽(tīng)
}
else if (nread == 0) {
fprintf(stderr,"client close.\n");
close(fd); //記住close fd
delete_event(epollfd,fd,EPOLLIN); //刪除監(jiān)聽(tīng)
}
else {
printf("read message is : %s",buf);
//修改描述符對(duì)應(yīng)的事件禁荒，由讀改為寫
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(jiān)聽(tīng)
}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);
}
</code>
//注：另外一端我就省了
四 epoll總結(jié)
在 select/poll中，進(jìn)程只有在調(diào)用一定的方法后角撞，內(nèi)核才對(duì)所有監(jiān)視的文件描述符進(jìn)行掃描呛伴，而epoll事先通過(guò)epoll_ctl()來(lái)注冊(cè)一 個(gè)文件描述符，一旦基于某個(gè)文件描述符就緒時(shí)谒所，內(nèi)核會(huì)采用類似callback的回調(diào)機(jī)制热康，迅速激活這個(gè)文件描述符，當(dāng)進(jìn)程調(diào)用epoll_wait() 時(shí)便得到通知劣领。(此處去掉了遍歷文件描述符姐军，而是通過(guò)監(jiān)聽(tīng)回調(diào)的的機(jī)制。這正是epoll的魅力所在尖淘。)
epoll的優(yōu)點(diǎn)主要是一下幾個(gè)方面：
1. 監(jiān)視的描述符數(shù)量不受限制奕锌，它所支持的FD上限是最大可以打開(kāi)文件的數(shù)目，這個(gè)數(shù)字一般遠(yuǎn)大于2048,舉個(gè)例子,在1GB內(nèi)存的機(jī)器上大約是10萬(wàn)左 右村生，具體數(shù)目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般來(lái)說(shuō)這個(gè)數(shù)目和系統(tǒng)內(nèi)存關(guān)系很大惊暴。select的最大缺點(diǎn)就是進(jìn)程打開(kāi)的fd是有數(shù)量限制的。這對(duì) 于連接數(shù)量比較大的服務(wù)器來(lái)說(shuō)根本不能滿足趁桃。雖然也可以選擇多進(jìn)程的解決方案( Apache就是這樣實(shí)現(xiàn)的)辽话，不過(guò)雖然linux上面創(chuàng)建進(jìn)程的代價(jià)比較小，但仍舊是不可忽視的卫病，加上進(jìn)程間數(shù)據(jù)同步遠(yuǎn)比不上線程間同步的高效油啤，所以也不是一種完美的方案。
IO的效率不會(huì)隨著監(jiān)視fd的數(shù)量的增長(zhǎng)而下降蟀苛。epoll不同于select和poll輪詢的方式益咬，而是通過(guò)每個(gè)fd定義的回調(diào)函數(shù)來(lái)實(shí)現(xiàn)的。只有就緒的fd才會(huì)執(zhí)行回調(diào)函數(shù)帜平。
如果沒(méi)有大量的idle -connection或者dead-connection幽告，epoll的效率并不會(huì)比select/poll高很多，但是當(dāng)遇到大量的idle- connection罕模，就會(huì)發(fā)現(xiàn)epoll的效率大大高于select/poll评腺。
參考
用戶空間與內(nèi)核空間帘瞭，進(jìn)程上下文與中斷上下文[總結(jié)]
IO - 同步淑掌，異步，阻塞蝶念，非阻塞 （亡羊補(bǔ)牢篇）
