同步IO和異步IO，阻塞IO和非阻塞IO分別是什么，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。所以先限定一下本文的上下文。
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本文討論的背景是Linux環(huán)境下的network IO。
在進(jìn)行解釋之前，首先要說明幾個(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
現(xiàn)在操作系統(tǒng)都是采用虛擬存儲(chǔ)器，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）。操作系統(tǒng)的核心是內(nèi)核，獨(dú)立于普通的應(yīng)用程序，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。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，操心系統(tǒng)將虛擬空間劃分為兩部分，一部分為內(nèi)核空間，一部分為用戶空間。針對(duì)linux操作系統(tǒng)而言，將最高的1G字節(jié)（從虛擬地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供內(nèi)核使用，稱為內(nèi)核空間，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，稱為用戶空間。
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，并恢復(fù)以前掛起的某個(gè)進(jìn)程的執(zhí)行。這種行為被稱為進(jìn)程切換。因此可以說，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。
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，這個(gè)過程中經(jīng)過下面這些變化：
1. 保存處理機(jī)上下文，包括程序計(jì)數(shù)器和其他寄存器。
2. 更新PCB信息。
3. 把進(jìn)程的PCB移入相應(yīng)的隊(duì)列，如就緒、在某事件阻塞等隊(duì)列。
4. 選擇另一個(gè)進(jìn)程執(zhí)行，并更新其PCB。
5. 更新內(nèi)存管理的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。
6. 恢復(fù)處理機(jī)上下文。
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
正在執(zhí)行的進(jìn)程，由于期待的某些事件未發(fā)生，如請(qǐng)求系統(tǒng)資源失敗、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，則由系統(tǒng)自動(dòng)執(zhí)行阻塞原語(Block)，使自己由運(yùn)行狀態(tài)變?yōu)樽枞麪顟B(tài)?？梢?，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CPU），才可能將其轉(zhuǎn)為阻塞狀態(tài)。當(dāng)進(jìn)程進(jìn)入阻塞狀態(tài)，是不占用CPU資源的。
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。
文件描述符在形式上是一個(gè)非負(fù)整數(shù)。實(shí)際上，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)，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，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、Linux這樣的操作系統(tǒng)。
緩存 I/O 又被稱作標(biāo)準(zhǔn) I/O，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，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（ page cache ）中，也就是說，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，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。
緩存 I/O 的缺點(diǎn)：
數(shù)據(jù)在傳輸過程中需要在應(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)拷貝操作所帶來的 CPU 以及內(nèi)存開銷是非常大的。
剛才說了，對(duì)于一次IO訪問（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，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。所以說，當(dāng)一個(gè)read操作發(fā)生時(shí)，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，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，所以我這只提及剩下的四種IO Model。
在linux中，默認(rèn)情況下所有的socket都是blocking，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，kernel就開始了IO的第一個(gè)階段：準(zhǔn)備數(shù)據(jù)（對(duì)于網(wǎng)絡(luò)IO來說，很多時(shí)候數(shù)據(jù)在一開始還沒有到達(dá)。比如，還沒有收到一個(gè)完整的UDP包。這個(gè)時(shí)候kernel就要等待足夠的數(shù)據(jù)到來）。這個(gè)過程需要等待，也就是說數(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)過程的。而在用戶進(jìn)程這邊，整個(gè)進(jìn)程會(huì)被阻塞（當(dāng)然，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，它就會(huì)將數(shù)據(jù)從kernel中拷貝到用戶內(nèi)存，然后kernel返回結(jié)果，用戶進(jìn)程才解除block的狀態(tài)，重新運(yùn)行起來。
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。
linux下，可以通過設(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)，流程是這個(gè)樣子：
當(dāng)用戶進(jìn)程發(fā)出read操作時(shí)，如果kernel中的數(shù)據(jù)還沒有準(zhǔn)備好，那么它并不會(huì)block用戶進(jìn)程，而是立刻返回一個(gè)error。從用戶進(jìn)程角度講 ，它發(fā)起一個(gè)read操作后，并不需要等待，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)，它就知道數(shù)據(jù)還沒有準(zhǔn)備好，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，并且又再次收到了用戶進(jìn)程的system call，那么它馬上就將數(shù)據(jù)拷貝到了用戶內(nèi)存，然后返回。
所以，nonblocking IO的特點(diǎn)是用戶進(jìn)程需要不斷的主動(dòng)詢問kernel數(shù)據(jù)好了沒有。
IO multiplexing就是我們說的select，poll，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。它的基本原理就是select，poll，epoll這個(gè)function會(huì)不斷的輪詢所負(fù)責(zé)的所有socket，當(dāng)某個(gè)socket有數(shù)據(jù)到達(dá)了，就通知用戶進(jìn)程。
當(dāng)用戶進(jìn)程調(diào)用了select，那么整個(gè)進(jìn)程會(huì)被block，而同時(shí)，kernel會(huì)“監(jiān)視”所有select負(fù)責(zé)的socket，當(dāng)任何一個(gè)socket中的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了，select就會(huì)返回。這個(gè)時(shí)候用戶進(jìn)程再調(diào)用read操作，將數(shù)據(jù)從kernel拷貝到用戶進(jìn)程。
所以，I/O 多路復(fù)用的特點(diǎn)是通過一種機(jī)制一個(gè)進(jìn)程能同時(shí)等待多個(gè)文件描述符，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)，select()函數(shù)就可以返回。
這個(gè)圖和blocking IO的圖其實(shí)并沒有太大的不同，事實(shí)上，還更差一些。因?yàn)檫@里需要使用兩個(gè)system call (select 和 recvfrom)，而blocking IO只調(diào)用了一個(gè)system call (recvfrom)。但是，用select的優(yōu)勢(shì)在于它可以同時(shí)處理多個(gè)connection。
所以，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，可能延遲還更大。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。）
在IO multiplexing Model中，實(shí)際中，對(duì)于每一個(gè)socket，一般都設(shè)置成為non-blocking，但是，如上圖所示，整個(gè)用戶的process其實(shí)是一直被block的。只不過process是被select這個(gè)函數(shù)block，而不是被socket IO給block。
inux下的asynchronous IO其實(shí)用得很少。先看一下它的流程：
用戶進(jìn)程發(fā)起read操作之后，立刻就可以開始去做其它的事。而另一方面，從kernel的角度，當(dāng)它受到一個(gè)asynchronous read之后，首先它會(huì)立刻返回，所以不會(huì)對(duì)用戶進(jìn)程產(chǎn)生任何block。然后，kernel會(huì)等待數(shù)據(jù)準(zhǔn)備完成，然后將數(shù)據(jù)拷貝到用戶內(nèi)存，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，告訴它read操作完成了。
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，而non-blocking IO在kernel還準(zhǔn)備數(shù)據(jù)的情況下會(huì)立刻返回。
在說明synchronous IO和asynchronous IO的區(qū)別之前，需要先給出兩者的定義。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。按照這個(gè)定義，之前所述的blocking IO，non-blocking IO，IO multiplexing都屬于synchronous IO。
有人會(huì)說，non-blocking IO并沒有被block啊。這里有個(gè)非?！敖苹钡牡胤?，定義中所指的”IO operation”是指真實(shí)的IO操作，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，如果kernel的數(shù)據(jù)沒有準(zhǔn)備好，這時(shí)候不會(huì)block進(jìn)程。但是，當(dāng)kernel中數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好的時(shí)候，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，在這段時(shí)間內(nèi)，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，就直接返回再也不理睬了，直到kernel發(fā)送一個(gè)信號(hào)，告訴進(jìn)程說IO完成。在這整個(gè)過程中，進(jìn)程完全沒有被block。
各個(gè)IO Model的比較如圖所示：
通過上面的圖片，可以發(fā)現(xiàn)non-blocking IO和asynchronous IO的區(qū)別還是很明顯的。在non-blocking IO中，雖然進(jìn)程大部分時(shí)間都不會(huì)被block，但是它仍然要求進(jìn)程去主動(dòng)的check，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來將數(shù)據(jù)拷貝到用戶內(nèi)存。而asynchronous IO則完全不同。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。在此期間，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)。
select，poll，epoll都是IO多路復(fù)用的機(jī)制。I/O多路復(fù)用就是通過一種機(jī)制，一個(gè)進(jìn)程可以監(jiān)視多個(gè)描述符，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。但select，poll，epoll本質(zhì)上都是同步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，也就是說這個(gè)讀寫過程是阻塞的，而異步I/O則無需自己負(fù)責(zé)進(jìn)行讀寫，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。（這里啰嗦下）
int select (int n, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
select 函數(shù)監(jiān)視的文件描述符分3類，分別是writefds、readfds、和exceptfds。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、可寫、或者有except），或者超時(shí)（timeout指定等待時(shí)間，如果立即返回設(shè)為null即可），函數(shù)返回。當(dāng)select函數(shù)返回后，可以 通過遍歷fdset，來找到就緒的描述符。
select目前幾乎在所有的平臺(tái)上支持，其良好跨平臺(tái)支持也是它的一個(gè)優(yōu)點(diǎn)。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，可以通過修改宏定義甚至重新編譯內(nèi)核的方式提升這一限制，但 是這樣也會(huì)造成效率的降低。
int poll (struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timeout);
不同與select使用三個(gè)位圖來表示三個(gè)fdset的方式，poll使用一個(gè) pollfd的指針實(shí)現(xiàn)。
重慶分公司
重慶分公司
struct pollfd { int fd; /* file descriptor */
short events; /* requested events to watch */
short revents; /* returned events witnessed */};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。同時(shí)，pollfd并沒有最大數(shù)量限制（但是數(shù)量過大后性能也是會(huì)下降）。 和select函數(shù)一樣，poll返回后，需要輪詢pollfd來獲取就緒的描述符。
從上面看，select和poll都需要在返回后，
通過遍歷文件描述符來獲取已經(jīng)就緒的socket。事實(shí)上，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，其效率也會(huì)線性下降。
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。相對(duì)于select和poll來說，epoll更加靈活，沒有描述符限制。epoll使用一個(gè)文件描述符管理多個(gè)描述符，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，這樣在用戶空間和內(nèi)核空間的copy只需一次。
epoll操作過程需要三個(gè)接口，分別如下：
int epoll_create(int size)；//創(chuàng)建一個(gè)epoll的句柄，size用來告訴內(nèi)核這個(gè)監(jiān)聽的數(shù)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(chuàng)建一個(gè)epoll的句柄，size用來告訴內(nèi)核這個(gè)監(jiān)聽的數(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)，給出最大監(jiān)聽的fd+1的值，參數(shù)size并不是限制了epoll所能監(jiān)聽的描述符最大個(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。
當(dāng)創(chuàng)建好epoll句柄后，它就會(huì)占用一個(gè)fd值，在linux下如果查看/proc/進(jìn)程id/fd/，是能夠看到這個(gè)fd的，所以在使用完epoll后，必須調(diào)用close()關(guān)閉，否則可能導(dǎo)致fd被耗盡。
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。
- epfd：是epoll_create()的返回值。
- op：表示op操作，用三個(gè)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(duì)fd的監(jiān)聽事件。
- fd：是需要監(jiān)聽的fd（文件描述符）
- epoll_event：是告訴內(nèi)核需要監(jiān)聽什么事，struct epoll_event結(jié)構(gòu)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(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）；
EPOLLOUT：表示對(duì)應(yīng)的文件描述符可以寫；
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）；
EPOLLERR：表示對(duì)應(yīng)的文件描述符發(fā)生錯(cuò)誤；
EPOLLHUP：表示對(duì)應(yīng)的文件描述符被掛斷；
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)來說的。
EPOLLONESHOT：只監(jiān)聽一次事件，當(dāng)監(jiān)聽完這次事件之后，如果還需要繼續(xù)監(jiān)聽這個(gè)socket的話，需要再次把這個(gè)socket加入到EPOLL隊(duì)列里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(gè)事件。
參數(shù)events用來從內(nèi)核得到事件的集合，maxevents告之內(nèi)核這個(gè)events有多大，這個(gè)maxevents的值不能大于創(chuàng)建epoll_create()時(shí)的size，參數(shù)timeout是超時(shí)時(shí)間（毫秒，0會(huì)立即返回，-1將不確定，也有說法說是永久阻塞）。該函數(shù)返回需要處理的事件數(shù)目，如返回0表示已超時(shí)。
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，LT模式與ET模式的區(qū)別如下：
LT模式：當(dāng)epoll_wait檢測到描述符事件發(fā)生并將此事件通知應(yīng)用程序，應(yīng)用程序可以不立即處理該事件。下次調(diào)用epoll_wait時(shí)，會(huì)再次響應(yīng)應(yīng)用程序并通知此事件。
ET模式：當(dāng)epoll_wait檢測到描述符事件發(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。如果不處理，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。
LT(level triggered)是缺省的工作方式，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，然后你可以對(duì)這個(gè)就緒的fd進(jìn)行IO操作。如果你不作任何操作，內(nèi)核還是會(huì)繼續(xù)通知你的。
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在這種模式下，當(dāng)描述符從未就緒變?yōu)榫途w時(shí)，內(nèi)核通過epoll告訴你。然后它會(huì)假設(shè)你知道文件描述符已經(jīng)就緒，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，你在發(fā)送，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）。但是請(qǐng)注意，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)，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。epoll工作在ET模式的時(shí)候，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。
假如有這樣一個(gè)例子：
1. 我們已經(jīng)把一個(gè)用來從管道中讀取數(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)，并且它會(huì)返回RFD，說明它已經(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，那么在第5步調(diào)用epoll_wait(2)之后，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，那么在第5步調(diào)用epoll_wait(2)之后將有可能會(huì)掛起，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。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。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)。
當(dāng)使用epoll的ET模型來工作時(shí)，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，那么很有可能是緩沖區(qū)還有數(shù)據(jù)未讀完，也意味著該次事件還沒有處理完，所以還需要再次讀?。?/p>
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;
}
}Linux中的EAGAIN含義
Linux環(huán)境下開發(fā)經(jīng)常會(huì)碰到很多錯(cuò)誤(設(shè)置errno)，其中EAGAIN是其中比較常見的一個(gè)錯(cuò)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(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，以 O_NONBLOCK的標(biāo)志打開文件/socket/FIFO，如果你連續(xù)做read操作而沒有數(shù)據(jù)可讀。此時(shí)程序不會(huì)阻塞起來等待數(shù)據(jù)準(zhǔn)備就緒返回，read函數(shù)會(huì)返回一個(gè)錯(cuò)誤EAGAIN，提示你的應(yīng)用程序現(xiàn)在沒有數(shù)據(jù)可讀請(qǐng)稍后再試。 又例如，當(dāng)一個(gè)系統(tǒng)調(diào)用(比如fork)因?yàn)闆]有足夠的資源(比如虛擬內(nèi)存)而執(zhí)行失敗，返回EAGAIN提示其再調(diào)用一次(也許下次就能成功)。
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 100listenfd = 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。
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
} 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
}
else {
printf("read message is : %s",buf);
//修改描述符對(duì)應(yīng)的事件，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
}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：另外一端我就省了在 select/poll中，進(jìn)程只有在調(diào)用一定的方法后，內(nèi)核才對(duì)所有監(jiān)視的文件描述符進(jìn)行掃描，而epoll事先通過epoll_ctl()來注冊(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)，內(nèi)核會(huì)采用類似callback的回調(diào)機(jī)制，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。(此處去掉了遍歷文件描述符，而是通過監(jiān)聽回調(diào)的的機(jī)制。這正是epoll的魅力所在。)
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，它所支持的FD上限是最大可以打開文件的數(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10萬左 右，具體數(shù)目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般來說這個(gè)數(shù)目和系統(tǒng)內(nèi)存關(guān)系很大。select的最大缺點(diǎn)就是進(jìn)程打開的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)器來說根本不能滿足。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)，不過雖然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，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，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)量的增長而下降。epoll不同于select和poll輪詢的方式，而是通過每個(gè)fd定義的回調(diào)函數(shù)來實(shí)現(xiàn)的。只有就緒的fd才會(huì)執(zhí)行回調(diào)函數(shù)。
如果沒有大量的idle -connection或者dead-connection，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，就會(huì)發(fā)現(xiàn)epoll的效率大大高于select/poll。
