Linux 多路复用（多路转接）

出现原因

如果需要从一个文件描述符中读取数据，然后将数据写入到另一个文件描述符时，可以按照如下的阻塞 IO ：

while ((n = read(STDIN_FILENO, buf, BUFFER_SIZE)) > 0) {
    if (write(STDOUT, buf, n) != n) {
        fprintf(stderr, "write error");
    }
}

这种方式在只有一个读 fd 和一个写 fd 的情况下，这种方式能够正常工作，不会有什么问题。但是如果存在多个文件描述符需要被读取，那么在这种情况下，如果一直阻塞等待某个文件描述符读取完成，那么剩下的待读取文件描述符即使能够被读取，也会一直等待。为了解决这个问题，引入多路复用（多路转接）技术来进行处理

假设现在让我们自己设计 telnet ，在这里我们主要考虑一下 telnet 和远程主机之间的通信问题：telnet 从终端（标准输入）中读取输入，将读取到的输入数据写入到网络连接（fd）上，同时从网络连接中读取数据，将读取到的数据写回到终端上；在网络连接的另一端，telneted 守护进程读取用户输入的命令，并将其返回到终端，具体情况如下图所示：

由于 telnet 有两个输入，因此传统的阻塞读的方式是不可取的，因为无法知道什么时候读取哪个输入。

如果没有多路复用技术，那么可以考虑以下几种方式解决这个问题：

将一个进程通过 fork，变成两个进程

由于变成了两个子进程，可以单独地对每个输入执行阻塞读的操作。但是这样又会产生新的问题：如果 telnet 断开了连接，那么需要将对应的进程关闭，这个操作可以通过信号量来进行操作，但是使得程序变得更加复杂
不使用进程，而是使用两个线程

通过创建两个线程来分别维护两个输入的读取，避免了由于进程间通信带来的复杂性，但是由于需要同步这两个线程，因此在复杂性这一方面不见得会比使用两个进程的方式更好
依旧使用一个进程来进行处理，但是使用非阻塞 IO

将两个输入都变成非阻塞的，对第一个输入发送一个 read，如果该输入上有数据，则读取数据并处理它；如果没有数据可读，则直接返回，然后对第二个输入执行类似的操作，在此之后，等待一定的时间，再次执行相同的处理。这种方式被成为 “轮询”，大部分情况下都是无数据可读的，浪费了 CPU 的处理时间，因此应该避免使用
还是使用一个进程，但是数据的读取采用异步 IO

采用异步 IO 的方式来进行处理，每当有准备好的 IO 可以进行时，发送信号通知进程进行处理。这种信号对于每个进程来讲都只有一个，因此当多个 IO 准备好的情况下，无法正确判断到底是那个 IO 准备好了，特别是，能够使用信号量的数量是有限的，因此当文件描述符变多时将会存在问题。

传统的方式都未能很好地处理 telnet 存在的问题，IO 多路复用技术可能是解决该问题比较好的一种方案。

IO 多路复用描述如下：首先构造一个文件描述符列表，然后调用一个函数，直到这个列表中至少存在一个 IO 已经准备好的情况下，该函数才返回，在从该函数返回时，进程可以得到已经准备好 IO 的文件描述符号

多路复用函数

select 和 pselect

select：调用 select 函数需要以下几个参数：

待检查的 fd 集合
对于每个 fd 我们所关心的操作：读、写以及异常操作
希望等待多长时间（可以永远等待、等待一个固定时间或者根本不等待）

调用 select 之后，可以通过 select 得到以下内容：

已经准备好的 fd 的数量
对于读、写或异常这三个条件中的每一个，哪些 fd 已经准备好

select 函数的原型如下所示：

#include <sys/select.h>

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

函数的最后一个参数 \(timeout\) 表示 select 函数愿意等待的时间长度，有以下三种情况：

tvptr == NULL：表示永远等待，如果捕捉到一个信号则中断此状态
tvptr->tv_sec == 0 && tvptr->tv_usec == 0 ：表示不等待
tvptr->tv_sec != 0 || tvptr->tv_usec != 0 ：表示等待指定的秒数和微秒数

对于中间的三个参数 \(readfds\)、\(writefds\)、\(exceptfds\) 表示指向 fd 集合的指针，具体的状态如下所示：

具体的集合实现可以不同，这里假设只是一个简单的字节数组。对于 fd_set 数据类型，可以通过调用以下几个函数：

#include <sys/select.h>

void FD_CLR(int fd, fd_set *set); // 清除 set 中的某一位 fd
int  FD_ISSET(int fd, fd_set *set); // 如果 fd 在 set 中，返回非 0 值，否则返回 0 值
void FD_SET(int fd, fd_set *set); // 开启 set 中的 fd
void FD_ZERO(fd_set *set); // 将 set 的所有位都设置为 0

对应的示例如下：

#include <stdio.h>
#include <sys/time.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>

int main(int argc, char ** argv) {
    fd_set rfds; 
    struct timeval tv;
    int retval;

    FD_ZERO(&rfds); // 默认 fd 问终端输入，fd 为 0
    FD_SET(0, &rfds);

    /* 等待 5 秒 */
    tv.tv_sec = 5;
    tv.tv_usec = 0;
    retval = select(1, &rfds, NULL, NULL, &tv);

    if (retval == -1) {
        perror("select()");
    } else if (retval) {
        printf("Data is available now.\n");
        /* FD_ISSET(0, &rfds) will be true. */
    } else {
        printf("No data within five seconds.\n");
    }

    return 0;
}

poll

poll 接口类似于 select，和 select 最大的不同之处在于 poll 可以支持任意类型的文件描述符，函数的原型如下所示：

#include <poll.h>
int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);

其中，struct pollfd 的具体结构如下所示：

struct pollfd {
    int   fd;         /* 文件描述符号 */
    short events;     /* 对当前 fd 关心的事件 */
    short revents;    /* 在该 fd 上发生的时间 */
}

epoll

epoll 是现代多路复用中使用最为广泛的多路复用接口，性能想比较于 select有 和 poll 有很大的改进，这里重点分析一下 epoll 以及它的实现原理

连接的创建

首先，对于每一个新创建的 socket连接，都会生成对应的 fd，这个 fd 将会保存到当前进程持有的 “打开文件列表” 中，具体的情况如下图所示：

其中，struct socket 的关键属性如下：

创建 eventpoll

当调用 epoll_create 时，会在内核中生成一个 struct eventpoll 的内核对象，并同时将这个对象放入到进程打开的文件描述符列表中，此时的情况可能如下图所示：

对于 struct eventpoll，在这里我们主要关心的字段结构如下：

对上图的字段解释如下：

wq：等待队列，当调用 epoll 时阻塞的进程会放入这个队列，当数据准备就绪时，在这个队列上找到对应的阻塞进程
rdlist：已经就绪的 fd 链表。当有的连接已经准备就绪时，会调用对应的回调函数，将这个连接对应的 fd 当如这个链表中，这样进程只需要在这个链表中获取就绪的 fd，而不需要遍历整个 fd 列表
rbr：为了支持大量连接的高效查找、插入和删除，在 eventpoll 中会维护一棵红黑树，通过这颗树来管理已经建立的所有的 socket 连接

添加 socket

当创建一个 socket 连接之后，需要将这个连接对应的 fd 注册到 eventpoll 中，注册时，内核会做以下几件事情：

创建一个新的红黑树节点 epollitem
添加等待事件到该 socket 的等待队列中，并注册回调函数 ep_poll_callback
将 epitem 插入到 epoll 对象的红黑树中

以上文的例子为例，将原有的两个 socket 注册到 epoll 之后的情况如下图所示：

epoll_wait 等待接收

如果进程 A 在调用 epoll_wait 时发现有 socket 可用，那么将会从 eventpoll 的 rdlist 中获取一个 socket 进行处理，如果不存在可用的 socket，那么需要按照以下的步骤进行处理：

调用 epoll_wait，检查就绪队列中是否存在就绪的 socket
如果不存在就绪的 socket，那么首先需要定义一个等待队列节点，准备添加到 eventpoll 的等待队列中
将准备好的等待队列节点插入到 eventpoll 的等待队列中
进程挂起，让出当前持有的 CPU

具体流程如下图所示：

唤醒进程

当 socket 接收数据完成之后，会通过调用已经注册到等待队列节点中的回调函数，在 socket 的等待队列中，这个回调函数是 ep_poll_callback，该函数对应的源代码如下：

static int ep_poll_callback(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key)
{
    //获取 wait 对应的 epitem
    struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait);

    //获取 epitem 对应的 eventpoll 结构体
    struct eventpoll *ep = epi->ep;

    //1. 将当前epitem 添加到 eventpoll 的就绪队列中
    list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);

    //2. 查看 eventpoll 的等待队列上是否有在等待
    if (waitqueue_active(&ep->wq))
        wake_up_locked(&ep->wq);
    
    // 省略部分源代码
}

唤醒之后的进程会发现 eventepoll 的就绪队列中已经存在就绪的 socket，因此会正常执行

水平触发和边沿触发

当 socket 准备好时，在唤醒 eventpoll 中等待队列的进程时，有两种触发模式：水平出发和边沿触发。

边沿触发：仅在新的事件被首次加入到 eventepoll 的就绪队列中时才触发，比如：当 socket buffer 从空变为非空、buffer 数据增多、进程对 buffer 修改、buffer 数据减少等都会执行一次触发

水平触发：在事件状态未变更之前，将会不断触发唤醒事件，由于这个触发模式涵盖了大部分的场景，因此这是 epoll 的默认触发模式

举两个例子：

假设现在注册到 eventpoll 的一个 socket 的缓冲区已经可读了，那么在水平触发的模式下，只要该事件没有被处理完毕（缓冲区不为空），那么每次调用 epoll_wait 时都会包含该事件，直到该事件被处理完成；而如果是在边沿触发的模式下，只会触发一次读事件，不会反复通知
假设现在注册到 eventpoll 的一个 socket 的缓冲区已经可写了，在水平触发的模式下，只要该 socket 对应的缓冲区没有被写满，就会一直触发 “可写” 事件；如果是在边沿触发的模式下，只会在初始时触发一次 “可写” 事件

以下两种情况下的 fd 推荐使用 “边沿触发”：

read 或者 write 系统调用返回了 EAGAIN
非阻塞的文件描述符

边沿触发的模式可能会有以下的问题：

如果一次可读的 IO 很大，由于你不得不一次性将这些 IO 处理完成，因此很可能会导致此时你无法处理其它的 fd

参考：

^[1] 《Unix 环境高级编程》（第三版）

^[2] https://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzI3NzA5MzUxNA==&mid=2664609790&idx=1&sn=1e8db814b07314f11987d05a2d39eff4

^[3] https://mp.weixin.qq.com/s?__biz=MzkzMTIyNzM5NA==&mid=2247486775&idx=1&sn=c77e367a5c5284ce970f89afaa1fecad

^[4] https://zh.wikipedia.org/wiki/Epoll

posted @ 2022-03-26 10:42 FatalFlower 阅读(188) 评论(0) 编辑收藏举报

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