原生API
select
intselect(int numfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
函数参数
numfds：文件描述符的最大值＋1（为了限制检测文件描述符的范围）
readfds：包含所有因为状态变为可读而触发select函数返回文件描述符
writefds：包含所有因为状态变为可写而触发select函数返回文件描述符
exceptfds：包含所有因为状态发生特殊异常而触发select函数返回文件描述符
timeout：表示阻塞超时时限
返回值
当为-1的时候表示出错
当为0的时候表示超时
当大于0则成功
// 新增fd到set中FD_SET(intfd, fd_set *set);// 从set中移除fdFD_CLR(intfd, fd_set *set);// 判断fd是否在set中FD_ISSET(intfd, fd_set *set);// 将set整个清0FD_ZERO(fd_set *set);
基本思路，把要检测的文件描述符加载到 fd_set 类型的集合中，然后调用 select 函数检测加载到集合中的文件描述符；
select 函数监视的文件描述符分为3类，分别是 writefds, readfds, exceptfds，调用之后select函数就会阻塞，直到有文件描述符就绪（有数据可读，可写或者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函数返回之后，可以通过遍历 fdset来找到就绪的描述符。
#include#include#include#include#include#includeconstintMAXSIZE =1024;intmain(){intsockfd = ::socket(AF_INET, SOCK_STREAM, IPPROTO_TCP);//sockfd为服务器的套接字sockaddr_insin;sin.sin_family = AF_INET;sin.sin_port = htons(4567);//1024 ~ 49151：普通用户注册的端口号sin.sin_addr.s_addr = INADDR_ANY; sockaddr_in client_addr;// ...bind 和 listen操作socklen_tclen =sizeof(sockaddr_in);structtimeval tv;intfds[MAXSIZE];memset(fds,-1,sizeof(fds)); fd_set fdset; fds[0] = sockfd;while(1) { FD_ZERO(&fdset);inti =0;intfdmax = fds[0];for(; i < MAXSIZE; i++) {if(fds[i] !=-1) { FD_SET(fds[i], &fdset);if(fdmax < fds[i]) { fdmax = fds[i]; } } } tv.tv_sec =2; tv.tv_usec =0;intres = select(fdmax +1, &fdset,NULL,NULL, &tv); assert(res !=-1);if(res ==0) {printf("timeout\n"); }else{inti =0;for(; i < MAXSIZE; i++) {if(fds[i] ==-1) {continue; }if(FD_ISSET(fds[i], &fdset)) {if(fds[i] == sockfd) {intc = accept(sockfd, (structsockaddr *)&client_addr, &clen);if(c >=0) {// 找到一个空的设置成新的套接字for(intk =0; k < MAXSIZE; k++) {if(fds[i] ==0) { fds[i] = c;break; } } } }else{charbuff[256] = {0};intn = read(fds[i], buff,255);if(n >0) {printf("read:%s\n", buff); write(fds[i],"OK",2); }elseif(n ==0) {// 删除套接字fds[i] =0; } } } } } }}
这个代码中有不完善的地方：使用数组保存套接字，建议以链表的形式保存链表会更好一些；
优点：跨平台
缺点：
单个进程能够监视的文件描述符的数量存在最大限制，在Linux上一般为1024，可以通过修改宏定义甚至重新编译内核的方式提升这个限制，但是这样也会造成效率的降低；
每次都要调用 select ，都需要把 fd 集合从用户态拷贝到内核态，在fd很多时开销会很大；
每次调用 select 都需要在内核遍历传递进来的所有fd，在fd很多时开销也很大；
注意，每次调用select之前都要对fdset集合进行 FD_ZERO(&fdset) 操作，即清空。
参考文章
linux的I/O复用技术
poll
intpoll(struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timesout);
函数参数：
表示一个pollfd结构的数组。用来保存想要监听的文件描述符及其注册（绑定）的相应事件
表示监听事件集合的大小
指定poll的超时值。当timeout为-1时，就会一直阻塞，直到某个事件发生；当timeout为0时，表示立即返回。
返回值：
当为-1的时候表示失败，当为0的时候表示超时，当为大于0的整数的时候表示执行成功，表示文件描述符的个数。
不同与select使用三个位图来表示三个fdset的方式，poll使用一个 pollfd的指针实现。
structpollfd {intfd;/* file descriptor */shortevents;/* requested events to watch */shortrevents;/* returned events witnessed */};
该结构里包含了要监视等待的event和实际发生的event；
经常检测的事件标记：
POLLIN/POLLRDNORM：可读
POLLOUT/POLLWRNORM：可写
POLLERR：出错
合法的事件标记如下：
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
POLLMSG SIGPOLL： 消息可用
POLLIN | POLLPRI等价于select()的读事件，POLLOUT |POLLWRBAND等价于select()的写事件。POLLIN等价于POLLRDNORM |POLLRDBAND，而POLLOUT则等价于POLLWRNORM。
从原理上看，select 和 poll 都需要在返回以后，通过遍历文件描述符来获取已经就绪的socket。但是和select不同的是，调用这个函数后，系统不用清空它所检测的socket描述符集合；
因此select函数适合于只检测少量socket描述符的情况，而poll函数适合于大量socket描述符的情况；
#include#include#include#include#include#include#include#defineOPEN_MAX 100intmain(int argc, char *argv[]){//1.创建tcp监听套接字intsockfd = ::socket(AF_INET, SOCK_STREAM,0);//2.绑定sockfdstructsockaddr_in my_addr; bzero(&my_addr,sizeof(my_addr)); my_addr.sin_family = AF_INET; my_addr.sin_port = htons(8000); my_addr.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_ANY); bind(sockfd, (structsockaddr *)&my_addr,sizeof(my_addr));//3.监听listenlisten(sockfd,10);//4.poll相应参数准备structpollfd client[OPEN_MAX];inti =0, maxi =0;for(;i maxi) maxi = i; }//5.2继续响应就绪的描述符for(i=1; i<=maxi; i++) {if(client[i].fd <0)continue;if(client[i].revents & (POLLIN | POLLERR)) {intlen =0;charbuf[128] ="";//5.2.1接受客户端数据if((len = recv(client[i].fd, buf,sizeof(buf),0)) <0) {if(errno == ECONNRESET)//tcp连接超时、RST{ close(client[i].fd); client[i].fd =-1; }elsecout<<"read error:"<
kqueue
intkqueue(void);
生成一个内核事件队列，返回该队列的文件描述符，其它API通过这个描述符操作这个 kqueue，结构如下：
structkevent {uintptr_tident;//事件ID，一般为文件描述符shortfilter;//事件过滤器u_short flags;//行为标示u_int fflags;//过滤器标识值intptr_tdata;//过滤器数据void*udata;//应用透传数据};intkevent(int kq, const struct kevent *changelist, int nchanges, struct kevent *eventlist, int nevents, const struct timespec *timeout);
提供向内核注册／反注册事件和返回就绪事件或错误事件；在一个kqueue中，｛ident，filter｝确定一个唯一的事件；
函数参数：
kq：kqueue的文件描述符
changelist：注册／反注册的事件数组
nchanges：changelist的元素个数
eventlist：满足条件的通知事件数组
nevents：eventlist的元素个数
timeout：等待事件到来时的超时时间
返回值为可用事件的个数
kqueue不光能够处理socket的事件，同时还能处理异步io，信号，文件变化等等；
kqueue有两个部分，分别是kqueue和kevent；kqueue主要是用来描述event的队列，而kevent则是监听的事件；
通过kevent提供三个主要的行为功能，分别是
注册／反注册
注意kevent中的neventlist这个输入参数，当其设为0，且传入合法的changelist和nchanges，就会将 changelist 中的事件注册到 kqueue 中；
允许／禁止过滤器事件
通过flags EV_ENABLE 和 EV_DISABLE 使过滤器事件有效或者无效，这个功能在使用 EVFILT_WRITE发送数据时非常有用；
等待事件通知
将 nchangelist 和 nchanges 设置成 null和0 ，当kevent非错误和超时返回时，在 eventlist和nevents 中保存可用事件集合。
实现
#include#include#include#include#include#include#include#definePORT 5001#defineMAX_EVENT_COUNT 64intcreateSocket(){intsock = socket(PF_INET, SOCK_STREAM,0);if(sock ==-1) {printf("socket() failed:%d\n",errno);return-1; }structsockaddr_in addr; addr.sin_family = AF_INET; addr.sin_port = htons(PORT); addr.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_LOOPBACK);intoptval =1; setsockopt(sock, SOL_SOCKET, SO_REUSEADDR, &optval,sizeof(optval)); optval =1; setsockopt(sock, SOL_SOCKET, SO_NOSIGPIPE, &optval,sizeof(optval));if(bind(sock, (structsockaddr*)&addr,sizeof(structsockaddr)) ==-1) {printf("bind() failed:%d\n",errno);return-1; }if(listen(sock,5) ==-1) {printf("listen() failed:%d\n",errno);return-1; }returnsock;}intmain(int argc, const char * argv[]){intlistenfd = createSocket();if(listenfd ==-1)return-1;intkq = kqueue();if(kq ==-1) {printf("kqueue failed:%d",errno);return-1; }structkevent event = {listenfd,EVFILT_READ,EV_ADD,0,0,NULL};intret = kevent(kq, &event,1,NULL,0,NULL);if(ret ==-1) {printf("kevent failed:%d",errno);return-1; }while(true) {structkevent eventlist[MAX_EVENT_COUNT];structtimespec timeout = {5,0};intret = kevent(kq,NULL,0, eventlist, MAX_EVENT_COUNT, &timeout);if(ret <=0)continue;for(inti=0; i0) {structkevent changelist[2]; EV_SET(&changelist[0], clientfd, EVFILT_READ, EV_ADD,0,0,NULL); EV_SET(&changelist[1], clientfd, EVFILT_WRITE, EV_ADD,0,0,NULL); kevent(kq, changelist,1,NULL,0,NULL); }continue; }//异常事件if(flags & EV_ERROR) { close(sock);structkevent event = {sock,EVFILT_READ,EV_DELETE,0,0,NULL}; kevent(kq, &event,1,NULL,0,NULL);printf("socket broken,error:%ld\n",data);continue; }//数据可读if(filter == EVFILT_READ) {charbuffer[data];memset(buffer,'\0', data);ssize_trecvlen = recv(sock, buffer, data,0);if(recvlen <=0) {//链接断开close(sock);structkevent event = {sock,EVFILT_READ,EV_DELETE,0,0,NULL}; kevent(kq, &event,1,NULL,0,NULL);printf("socket broken!\n");continue; }printf("%s\n",buffer); }//数据可写if(filter == EVFILT_WRITE) {charbuffer[data];memset(buffer,'a', data);ssize_tsendlen = send(sock, buffer, data,0);if(sendlen <=0) {//链接断开close(sock);structkevent event = {sock,EVFILT_READ,EV_DELETE,0,0,NULL}; kevent(kq, &event,1,NULL,0,NULL);printf("socket broken!\n");continue; } } } }return0;}
不同
和前面不同的是，kqueue不会像select或者poll一样每隔一段事件就去轮询所有的socket，当socket数量很多，但是很多socket都不活跃的时候，性能是有影响的，而kqueue只会关注事件发生的socket；
epoll
函数
创建事件表
intepoll_create(int size);
创建一个epoll的句柄，参数 size 并不是限制了epoll所能监听的描述符最大个数，只是对内核初始分配内部数据结构的建议，不同于select中的给出最大监听的fd+1。
操作事件表
intepoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event* event);
函数参数
epfd：事件表的文件描述符
op：何种操作，包括 EPOLL_CTL_ADD，EPOLL_CTL_DEL，EPOLL_CTL_MOD，分别实现对fd的监听事件进行添加、删除、修改
fd：需要监听的文件描述符
event：告诉内核需要监听什么事
epoll_event 结构如下：
structepoll_event {__uint32_tevents;/* Epoll events */epoll_data_tdata;/* 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
监听相应事件
intepoll_wait(intepfd,structepoll_event *events,intmaxevents,inttimeout)
函数参数：
epfd：事件表的文件描述符
events：从内核得到事件的集合
maxevents：事件集合的大小（不能大于创建时的size）
timeout：超时时间
工作模式
epoll对文件描述符的操作有两种模式：LT（level trigger）和ET（edge trigger）。LT模式是默认模式，LT模式与ET模式的区别如下：
LT模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序可以不立即处理该事件。下次调用epoll_wait时，会再次响应应用程序并通知此事件。
ET模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序必须立即处理该事件。如果不处理，下次调用epoll_wait时，不会再次响应应用程序并通知此事件。
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。
当使用epoll的ET模型来工作时，当产生了一个EPOLLIN事件后， 读数据的时候需要考虑的是当recv()返回的大小如果等于请求的大小，那么很有可能是缓冲区还有数据未读完，也意味着该次事件还没有处理完，所以还需要再次读取：
voidhandle_rev(){while(rs){ buflen = ::recv(activeevents[i].data.fd, buf,sizeof(buf),0);if(buflen <0){// 由于是非阻塞的模式,所以当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读// 在这里就当作是该次事件已处理处.if(errno == EAGAIN){//EAGAIN经常出现在当应用程序进行一些非阻塞(non-blocking)操作(对文件或socket)的时候break; }else{return; } }elseif(buflen ==0){// 这里表示对端的socket已正常关闭.}if(buflen ==sizeof(buf){ rs =1;// 需要再次读取}else{ rs =0; } }}
有时候epoll不一定比select和poll的效率高，比如这样的场景下：当活动连接数比较高的时候此时epoll会经常触发回调函数 ，此时在性能上还是有一定的损失．epoll适用于连接数量多，但是活跃的连接少．
实现
epollserver::epollserver(intaf,inttype,intprotocol) : norserver(af, type, protocol) {this->_epollfd = ::epoll_create(MAX_SIZE);if(this->_epollfd == INVALID_SOCKTE) {cout<<"epoll create failed"
参考文章
Linux IO模式及 select、poll、epoll详解