IO多路复用之select、poll、epoll
导语
IO多路复用：通过一种机制，一个进程可以监视多个描述符，一旦某个描述符就绪（一般是读就绪或者写就绪），能够通知程序进行相应的读写操作。
应用：适用于针对大量的io请求的情况，对于服务器必须在同时处理来自客户端的大量的io操作的时候，就非常适合
与多进程和多线程技术相比，I/O多路复用技术的最大优势就是系统开销小，系统不必创建进程/线程，也不必维护这些进程/线程，从而大大减小了系统的开销。
目前支持I/O多路复用的系统调用有select, pselect, poll, epoll, 但他们本质上都是同步I/O，因为他们都需要在读写事件就绪后自己负责进行读写，也就是说这个读写过程是阻塞的，而异步I/O则无需自己负责进行读写，异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。
select, pselect, poll, epoll 都是属于IO设计模式Reactor的IO策略。
IO多路复用使用场景
IO多路复用是指内核一旦发现进程指定的一个或者多个IO条件准备读取，它就通知该进程。IO多路复用适用如下场合：
- 当客户处理多个描述符时（一般是交互式输入和网络套接口），必须使用I/O复用。
- 当一个客户同时处理多个套接口时，这种情况是可能的，但很少出现。
- 如果一个TCP服务器既要处理监听套接口，又要处理已连接套接口，一般也要用到I/O复用。
- 如果一个服务器即要处理TCP，又要处理UDP，一般要使用I/O复用。
- 如果一个服务器要处理多个服务或多个协议，一般要使用I/O复用。
select
select基本原理
select 函数监视的文件描述符分3类，分别是writefds、readfds、和exceptfds。调用后select函数会阻塞，直到有描述符就绪（有数据 可读、可写、或者有except），或者超时（timeout指定等待时间，如果立即返回设为null即可），函数返回。当select函数返回后，可以通过遍历fdset，来找到就绪的描述符。
select基本流程
select函数原型
该函数准许进程指示内核等待多个事件中的任何一个发送，并只在有一个或多个事件发生或经历一段指定的时间后才唤醒自己。函数原型如下：
#include <sys/select.h>
#include <sys/time.h>
int select(int maxfdp1,fd_set *readset,fd_set *writeset,fd_set *exceptset,const struct timeval *timeout)
返回值：就绪描述符的数目，超时返回0，出错返回-1
函数参数介绍如下：
（1）第一个参数maxfdp1指定待测试的描述字个数，它的值是待测试的最大描述字加1（因此把该参数命名为maxfdp1）.
描述字0、1、2...(maxfdp1-1)均将被测试（文件描述符是从0开始的）。
（2）中间的三个参数readset、writeset和exceptset指定我们要让内核测试读、写和异常条件的描述字。如果对某一个的条件不感兴趣，就可以把它设为空指针。
struct fd_set可以理解为一个集合，这个集合中存放的是文件描述符，可通过以下四个宏进行设置：
void FD_ZERO(fd_set *fdset); //清空集合
void FD_SET(int fd, fd_set *fdset); //将一个给定的文件描述符加入集合之中
void FD_CLR(int fd, fd_set *fdset); //将一个给定的文件描述符从集合中删除
int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset); // 检查集合中指定的文件描述符是否可以读写
（3）timeout指定等待的时间，告知内核等待所指定描述字中的任何一个就绪可花多少时间。其timeval结构用于指定这段时间的秒数和微秒数。
struct timeval{
long tv_sec; //seconds
long tv_usec; //microseconds
};
这个参数有三种可能：
（1）永远等待下去：仅在有一个描述字准备好I/O时才返回。为此，把该参数设置为空指针NULL。
（2）等待一段固定时间：在有一个描述字准备好I/O时返回，但是不超过由该参数所指向的timeval结构中指定的秒数和微秒数。
（3）根本不等待：检查描述字后立即返回，这称为轮询。为此，该参数必须指向一个timeval结构，而且其中的定时器值必须为0。
select优点
- 跨平台。（几乎所有的平台都支持）
- 时间精度高。（ns级别）
select缺点
- 最大限制：单个进程能够监视的文件描述符的数量存在最大限制。(基于数组存储的赶脚)一般来说这个数目和系统内存关系很大，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看。它由FD_SETSIZE设置，32位机默认是1024个。64位机默认是2048.
- 时间复杂度： 对socket进行扫描时是线性扫描，即采用轮询的方法，效率较低，时间复杂度O(n)。
当套接字比较多的时候，每次select()都要通过遍历FD_SETSIZE个Socket来完成调度，不管哪个Socket是活跃的，都遍历一遍。这会浪费很多CPU时间。
它仅仅知道有I/O事件发生了，却并不知道是哪那几个流（可能有一个，多个，甚至全部），我们只能无差别轮询所有流，找出能读出数据，或者写入数据的流，对他们进行操作。所以select具有O(n)的无差别轮询复杂度，同时处理的流越多，无差别轮询时间就越长。 - 内存拷贝：需要维护一个用来存放大量fd的数据结构，这样会使得用户空间和内核空间在传递该结构时复制开销大。
poll
改进了select最大数量限制。
poll基本原理
poll本质上和select没有区别，它将用户传入的数组拷贝到内核空间，然后查询每个fd对应的设备状态，如果设备就绪则在设备等待队列中加入一项并继续遍历，如果遍历完所有fd后没有发现就绪设备，则挂起当前进程，直到设备就绪或者主动超时，被唤醒后它又要再次遍历fd。这个过程经历了多次无谓的遍历。
poll基本流程
类似select
poll函数原型
函数格式如下所示：
# include <poll.h># include <arpa/inet.h>int poll ( struct pollfd * fds, unsigned int nfds, int timeout);
（1）pollfd结构体定义如下：
struct pollfd {
int fd; /* 文件描述符 */
short events; /* 等待的事件 */
short revents; /* 实际发生了的事件 */
} ;
每一个pollfd结构体指定了一个被监视的文件描述符。因此可以传递多个结构体，指示poll()监视多个文件描述符。（2）events域是监视该文件描述符的事件掩码，由用户来设置这个域。
POLLIN 有数据可读。
POLLRDNORM 有普通数据可读。
POLLRDBAND 有优先数据可读。
POLLPRI 有紧迫数据可读。
POLLOUT 写数据不会导致阻塞。
POLLWRNORM 写普通数据不会导致阻塞。
POLLWRBAND 写优先数据不会导致阻塞。
POLLMSGSIGPOLL 消息可用。（3）revents域是文件描述符的操作结果事件掩码，内核在调用返回时设置这个域。events域中请求的任何事件都可能在revents域中返回。
此外，revents域中还可能返回下列事件：
POLLER 指定的文件描述符发生错误。
POLLHUP 指定的文件描述符挂起事件。
POLLNVAL 指定的文件描述符非法。
这些事件在events域中无意义，因为它们在合适的时候总是会从revents中返回。
（4）举个栗子：要同时监视一个文件描述符是否可读和可写，
我们可以设置 events 为POLLIN |POLLOUT。
在poll返回时，我们可以检查revents中的标志，对应于文件描述符请求的events结构体。
如果POLLIN事件被设置，则文件描述符可以被读取而不阻塞。
如果POLLOUT被设置，则文件描述符可以写入而不导致阻塞。
这些标志并不是互斥的：它们可能被同时设置，表示这个文件描述符的读取和写入操作都会正常返回而不阻塞。
（5）nfds参数是数组fds元素的个数。
（6）timeout参数指定等待的毫秒数，无论I/O是否准备好，poll都会返回。
timeout指定为负数值表示无限超时，使poll()一直挂起直到一个指定事件发生；
timeout为0指示poll调用立即返回并列出准备好I/O的文件描述符，但并不等待其它的事件。
(7)返回值和错误代码
成功时，poll()返回结构体中revents域不为0的文件描述符个数；
如果在超时前没有任何事件发生，poll()返回0；
失败时，poll()返回-1，
并设置errno为下列值之一：
EBADF 一个或多个结构体中指定的文件描述符无效。
EFAULTfds 指针指向的地址超出进程的地址空间。
EINTR 请求的事件之前产生一个信号，调用可以重新发起。
EINVALnfds 参数超出PLIMIT_NOFILE值。
ENOMEM 可用内存不足，无法完成请求。
poll优点
没有最大连接数的限制。（基于链表来存储的）
poll缺点
- 时间复杂度： 对socket进行扫描时是线性扫描，即采用轮询的方法，效率较低，时间复杂度O(n)。
它将用户传入的数组拷贝到内核空间，然后查询每个fd对应的设备状态，如果设备就绪则在设备等待队列中加入一项并继续遍历，如果遍历完所有fd后没有发现就绪设备，则挂起当前进程，直到设备就绪或者主动超时，被唤醒后它又要再次遍历fd。这个过程经历了多次无谓的遍历。 - 内存拷贝：大量的fd数组被整体复制于用户态和内核地址空间之间，而不管这样的复制是不是有意义。
大量的fd数组被整体复制于用户态和内核地址空间之间，而不管这样的复制是不是有意义。 - 水平触发：如果报告了fd后，没有被处理，那么下次poll时会再次报告该fd。
注意：select和poll都需要在返回后，通过遍历文件描述符来获取已经就绪的socket。
事实上，同时连接的大量客户端在一时刻可能只有很少的处于就绪状态，因此随着监视的描述符数量的增长，其效率也会线性下降。
epoll
epoll是在2.6内核中提出的，是之前的select和poll的增强版本。是为处理大批量句柄而作了改进的poll。
epoll使用一个文件描述符管理多个描述符，将用户关系的文件描述符的事件存放到内核的一个事件表中，这样在用户空间和内核空间的拷贝只需要一次。``
epoll基本原理
epoll有两大特点：
- 边缘触发，它只告诉进程哪些fd刚刚变为就绪态，并且只会通知一次。
- 事件驱动，每个事件关联上fd，使用事件就绪通知方式，通过 epoll_ctl 注册 fd，一旦该fd就绪，内核就会采用 callback 的回调机制来激活该fd，epoll_wait 便可以收到通知。
epoll基本流程
一棵红黑树，一张准备就绪句柄链表，少量的内核cache，就帮我们解决了大并发下的socket处理问题。
- 执行 epoll_create
内核在epoll文件系统中建了个file结点，（使用完，必须调用close()关闭，否则导致fd被耗尽）
在内核cache里建了红黑树存储epoll_ctl传来的socket，
在内核cache里建了rdllist双向链表存储准备就绪的事件。 - 执行 epoll_ctl
如果增加socket句柄，检查红黑树中是否存在，存在立即返回，不存在则添加到树干上，然后向内核注册回调函数，告诉内核如果这个句柄的中断到了，就把它放到准备就绪list链表里。
ps：所有添加到epoll中的事件都会与设备（如网卡）驱动程序简历回调关系，相应的事件发生时，会调用回调方法。 - 执行 epoll_wait
立刻返回准备就绪表里的数据即可（将内核cache里双向列表中存储的准备就绪的事件 复制到用户态内存）
当调用epoll_wait检查是否有事件发生时，只需要检查eventpoll对象中的rdlist双链表中是否有epitem元素即可。
如果rdlist不为空，则把发生的事件复制到用户态，同时将事件数量返回给用户。
epoll函数原型
epoll操作过程需要三个接口，分别如下：
#include <sys/epoll.h>
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);
int epoll_create(int size); /*创建一个epoll的句柄，size用来告诉内核这个监听的数目一共有多大。*/
这个参数不同于select()中的第一个参数，给出最大监听的fd+1的值。 需要注意的是: 当创建好epoll句柄后，它就是会占用一个fd值，在linux下如果查看/proc/进程id/fd/，是能够看到这个fd的， 所以在使用完epoll后，必须调用close()关闭，否则可能导致fd被耗尽。
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
epoll的事件注册函数. 它不同与select()是在监听事件时告诉内核要监听什么类型的事件epoll的事件注册函数，而是在这里先注册要监听的事件类型。
第一个参数 epfd 是epoll_create()的返回值，
第二个参数 op 表示动作，用三个宏来表示：
EPOLL_CTL_ADD：注册新的fd到epfd中；
EPOLL_CTL_MOD：修改已经注册的fd的监听事件；
EPOLL_CTL_DEL：从epfd中删除一个fd；
第三个参数是需要监听的fd，
第四个参数是告诉内核需要监听什么事，
struct epoll_event结构如下：
struct epoll_event {
__uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
events可以是以下几个宏的集合：
EPOLLIN ：表示对应的文件描述符可以读（包括对端SOCKET正常关闭）； EPOLLOUT：表示对应的文件描述符可以写；
EPOLLPRI：表示对应的文件描述符有紧急的数据可读（这里应该表示有带外数据到来）； EPOLLERR：表示对应的文件描述符发生错误；
EPOLLHUP：表示对应的文件描述符被挂断；
EPOLLET： 将EPOLL设为边缘触发(Edge Triggered)模式，这是相对于水平触发(Level Triggered)来说的。
EPOLLONESHOT：只监听一次事件，当监听完这次事件之后，如果还需要继续监听这个socket的话，需要再次把这个socket加入到EPOLL队列里
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
等待事件的产生
类似于select()调用。
参数 events用来从内核得到事件的集合，
参数 maxevents告之内核这个events有多大，这个maxevents的值不能大于创建epoll_create()时的size，
参数 timeout是超时时间（毫秒，0会立即返回，-1将不确定，也有说法说是永久阻塞）。
该函数返回需要处理的事件数目，如返回0表示已超时。
4.4 epoll优点
- 没有最大连接数的限制。（基于 红黑树+双链表 来存储的:1G的内存上能监听约10万个端口）
- 时间复杂度低： 边缘触发和事件驱动，监听回调，时间复杂度O(1)。
只有活跃可用的fd才会调用callback函数；即epoll最大的优点就在于它只管“活跃”的连接，而跟连接总数无关，因此实际网络环境中，Epoll的效率就会远远高于select和poll。 - 内存拷贝：利用mmap()文件映射内存加速与内核空间的消息传递，减少拷贝开销。
4.5 epoll缺点
依赖于操作系统：Lunix
4.6 epoll应用场景
适合用epoll的应用场景：
- 对于连接特别多，活跃的连接特别少
- 典型的应用场景为一个需要处理上万的连接服务器，例如各种app的入口服务器，例如qq
不适合epoll的场景：
- 连接比较少，数据量比较大，例如ssh
epoll 的惊群问题：
因为epoll 多用于多个连接，只有少数活跃的场景，但是万一某一时刻，epoll 等的上千个文件描述符都就绪了，这时候epoll 要进行大量的I/O，此时压力太大。
4.7 epoll两种模式
epoll对文件描述符的操作有两种模式：LT(level trigger) 和 ET(edge trigger)。LT是默认的模式，ET是“高速”模式。
- LT（水平触发）模式下，只要有数据就触发，缓冲区剩余未读尽的数据会导致 epoll_wait都会返回它的事件；
- ET（边缘触发）模式下，只有新数据到来才触发，不管缓存区中是否还有数据，缓冲区剩余未读尽的数据不会导致epoll_wait返回。
1、LT模式
LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket。在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的,只要这个文件描述符还有数据可读，每次 epoll_wait都会返回它的事件，提醒用户程序去操作。
2、ET模式
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。但是请注意，如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once)。
在它检测到有 I/O 事件时，通过 epoll_wait 调用会得到有事件通知的文件描述符，对于每一个被通知的文件描述符，如可读，则必须将该文件描述符一直读到空，让 errno 返回 EAGAIN （提示你的应用程序现在没有数据可读请稍后再试）为止，否则下次的 epoll_wait 不会返回余下的数据，会丢掉事件。
ET模式在很大程度上减少了epoll事件被重复触发的次数，因此效率要比LT模式高。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。
注意：1. 在select/poll中，
进程只有在调用一定的方法后，内核才对所有监视的文件描述符进行扫描，而epoll事先通过epoll_ctl()来注册一个文件描述符，一旦基于某个文件描述符就绪时，内核会采用类似callback的回调机制，迅速激活这个文件描述符，当进程调用epoll_wait()时便得到通知。此处去掉了遍历文件描述符，而是通过监听回调的的机制。这正是epoll的魅力所在。
- 如果没有大量的idle-connection或者dead-connection，epoll的效率并不会比select/poll高很多，但是当遇到大量的idle-connection，就会发现epoll的效率大大高于select/poll。
五、select、poll、epoll区别
它们三个都是 就绪设备 通知 。
1、支持一个进程所能打开的最大连接数
| select | 单个进程所能打开的最大连接数有FD_SETSIZE宏定义，其大小是32个整数的大小（在32位的机器上，大小就是3232，同理64位机器上FD_SETSIZE为3264），当然我们可以对进行修改，然后重新编译内核，但是性能可能会受到影响，这需要进一步的测试。 |
|---|---|
| poll | poll本质上和select没有区别，但是它没有最大连接数的限制，原因是它是基于链表来存储的 |
| epoll | 虽然连接数有上限，但是很大，1G内存的机器上可以打开10万左右的连接，2G内存的机器可以打开20万左右的连接 |
| 2、FD剧增后带来的IO效率问题 | |
| select | 因为每次调用时都会对连接进行线性遍历，所以随着FD的增加会造成遍历速度慢的“线性下降性能问题”。 |
| ------ | ------------------------------------------------------------ |
| poll | 同上 |
| epoll | 因为epoll内核中实现是根据每个fd上的callback函数来实现的，只有活跃的socket才会主动调用callback，所以在活跃socket较少的情况下，使用epoll没有前面两者的线性下降的性能问题，但是所有socket都很活跃的情况下，可能会有性能问题。 |
| 3、 消息传递方式 | |
| select | 内核需要将消息传递到用户空间，都需要内核拷贝动作 |
| ------ | ------------------------------------------------------------ |
| poll | 同上 |
| epoll | epoll通过mmap把对应设备文件片断映射到用户空间上, 消息传递不通过内核, 内存与设备文件同步数据. |
| 总结： | |
| 综上，在选择select，poll，epoll时要根据具体的使用场合以及这三种方式的自身特点。 | |
| 1、表面上看epoll的性能最好，但是在连接数少并且连接都十分活跃的情况下，select和poll的性能可能比epoll好，毕竟epoll的通知机制需要很多函数回调。 | |
| 2、select低效是因为每次它都需要轮询。但低效也是相对的，视情况而定，也可通过良好的设计改善 | |
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摘录地址
聊聊IO多路复用之select、poll、epoll详解
IO多路复用之select总结
IO多路复用之poll总结
IO多路复用之epoll总结
高并发网络编程之epoll详解
epoll原理详解及epoll反应堆模型
Linux五种IO模型性能分析
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