linux IO模式及select、epoll、select详解（附示例）
1 概念说明
- 用户空间与内核空间
现在操作系统都是采用虚拟存储器，那么对32位操作系统而言，它的寻址空间（虚拟存储空间）为4G（2的32次方）。操作系统的核心是内核，独立于普通的应用程序，可以访问受保护的内存空间，也有访问底层硬件设备的所有权限。为了保证用户进程不能直接操作内核（kernel），保证内核的安全，操心系统将虚拟空间划分为两部分，一部分为内核空间，一部分为用户空间。针对linux操作系统而言，将最高的1G字节（从虚拟地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供内核使用，称为内核空间，而将较低的3G字节（从虚拟地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各个进程使用，称为用户空间。
- 进程切换
为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上运行的进程，并恢复以前挂起的某个进程的执行。这种行为被称为进程切换。因此可以说，任何进程都是在操作系统内核的支持下运行的，是与内核紧密相关的。从一个进程的运行转到另一个进程上运行，这个过程中经过下面这些变化：
1. 保存处理机上下文，包括程序计数器和其他寄存器。
2. 更新PCB（进程控制块）信息。
3. 把进程的PCB移入相应的队列，如就绪、在某事件阻塞等队列。
4. 选择另一个进程执行，并更新其PCB。
5. 更新内存管理的数据结构。
6. 恢复处理机上下文。
总而言之就是很耗资源。
- 同步与异步
同步和异步关注的是消息通信机制 (synchronous communication/ asynchronous communication)。所谓同步，就是在发出一个调用时，在没有得到结果之前，该调用就不返回。但是一旦调用返回，就得到返回值了。换句话说，就是由调用者主动等待这个调用的结果。而异步则是相反，调用在发出之后，这个调用就直接返回了，所以没有返回结果。换句话说，当一个异步过程调用发出后，调用者不会立刻得到结果。而是在调用发出后，被调用者通过状态来通知调用者，或通过回调函数处理这个调用。
举个通俗的例子：你打电话问书店老板有没有《分布式系统》这本书，如果是同步通信机制，书店老板会说，你稍等，"我查一下"，然后开始查啊查，等查好了（可能是5秒，也可能是一天）告诉你结果（返回结果）。而异步通信机制，书店老板直接告诉你我查一下啊，查好了打电话给你，然后直接挂电话了（不返回结果）。然后查好了，他会主动打电话给你。在这里老板通过"回电"这种方式来回调。
- 阻塞与非阻塞
阻塞和非阻塞关注的是程序在等待调用结果（消息，返回值）时的状态.阻塞调用是指调用结果返回之前，当前线程会被挂起。调用线程只有在得到结果之后才会返回。非阻塞调用指在不能立刻得到结果之前，该调用不会阻塞当前线程。
还是上面的例子，你打电话问书店老板有没有《分布式系统》这本书，你如果是阻塞式调用，你会一直把自己"挂起"，直到得到这本书有没有的结果，如果是非阻塞式调用，你不管老板有没有告诉你，你自己先一边去玩了， 当然你也要偶尔过几分钟check一下老板有没有返回结果。在这里阻塞与非阻塞与是否同步异步无关。跟老板通过什么方式回答你结果无关。
- 缓存IO
缓存 I/O 又被称作标准 I/O，大多数文件系统的默认 I/O 操作都是缓存 I/O。在 Linux 的缓存 I/O 机制中，操作系统会将 I/O 的数据缓存在文件系统的页缓存（ page cache ）中，也就是说，数据会先被拷贝到操作系统内核的缓冲区中，然后才会从操作系统内核的缓冲区拷贝到应用程序的地址空间。
缓存 I/O 的缺点：
数据在传输过程中需要在应用程序地址空间和内核进行多次数据拷贝操作，这些数据拷贝操作所带来的 CPU 以及内存开销是非常大的。
2 IO模式
对于一次IO访问（以read举例），数据会先被拷贝到操作系统内核的缓冲区中，然后才会从操作系统内核的缓冲区拷贝到应用程序的地址空间。所以说，当一个read操作发生时，它会经历两个阶段：
1. 等待数据准备 (Waiting for the data to be ready)
2. 将数据从内核拷贝到进程中 (Copying the data from the kernel to the process)
正是因为这两个阶段，linux系统产生了下面五种网络模式的方案。
- 阻塞 I/O（blocking IO）
- 非阻塞 I/O（nonblocking IO）
- I/O 多路复用（ IO multiplexing）
- 信号驱动 I/O（ signal driven IO）
- 异步 I/O（asynchronous IO）
2.1 阻塞IO（blocking IO）
在linux中，默认情况下所有的socket都是blocking，一个典型的读操作流程大概是这样：
当用户进程调用了recvfrom这个系统调用，kernel就开始了IO的第一个阶段：准备数据（对于网络IO来说，很多时候数据在一开始还没有到达。比如，还没有收到一个完整的UDP包。这个时候kernel就要等待足够的数据到来）。这个过程需要等待，也就是说数据被拷贝到操作系统内核的缓冲区中是需要一个过程的。而在用户进程这边，整个进程会被阻塞（当然，是进程自己选择的阻塞）。当kernel一直等到数据准备好了，它就会将数据从kernel中拷贝到用户内存，然后kernel返回结果，用户进程才解除block的状态，重新运行起来。
所以，blocking IO的特点就是在IO执行的两个阶段都被block了。
2.2 非阻塞IO（nonblocking IO）
linux下，可以通过设置socket使其变为non-blocking。当对一个non-blocking socket执行读操作时，流程是这个样子：
当用户进程发出read操作时，如果kernel中的数据还没有准备好，那么它并不会block用户进程，而是立刻返回一个error。从用户进程角度讲 ，它发起一个read操作后，并不需要等待，而是马上就得到了一个结果。用户进程判断结果是一个error时，它就知道数据还没有准备好，于是它可以再次发送read操作。一旦kernel中的数据准备好了，并且又再次收到了用户进程的system call，那么它马上就将数据拷贝到了用户内存，然后返回。
所以，nonblocking IO的特点是用户进程需要不断的主动询问kernel数据好了没有。
2.3 IO多路复用
IO multiplexing就是我们说的select，poll，epoll，有些地方也称这种IO方式为event driven IO。select/epoll的好处就在于单个process就可以同时处理多个网络连接的IO。它的基本原理就是select，poll，epoll这个function会不断的轮询所负责的所有socket，当某个socket有数据到达了，就通知用户进程。
当用户进程调用了select，那么整个进程会被block，而同时，kernel会“监视”所有select负责的socket，当任何一个socket中的数据准备好了，select就会返回。这个时候用户进程再调用read操作，将数据从kernel拷贝到用户进程。
所以，I/O 多路复用的特点是通过一种机制一个进程能同时等待多个文件描述符，而这些文件描述符（套接字描述符）其中的任意一个进入读就绪状态，select()函数就可以返回。
这个图和blocking IO的图其实并没有太大的不同，事实上，还更差一些。因为这里需要使用两个system call (select 和 recvfrom)，而blocking IO只调用了一个system call (recvfrom)。但是，用select的优势在于它可以同时处理多个connection。
所以，如果处理的连接数不是很高的话，使用select/epoll的web server不一定比使用multi-threading + blocking IO的web server性能更好，可能延迟还更大。select/epoll的优势并不是对于单个连接能处理得更快，而是在于能处理更多的连接。）
在IO multiplexing Model中，实际中，对于每一个socket，一般都设置成为non-blocking，但是，如上图所示，整个用户的process其实是一直被block的。只不过process是被select这个函数block，而不是被socket IO给block。
2.4 异步 I/O（asynchronous IO）
linux下的asynchronous IO其实用得很少。先看一下它的流程：
用户进程发起read操作之后，立刻就可以开始去做其它的事。而另一方面，从kernel的角度，当它受到一个asynchronous read之后，首先它会立刻返回，所以不会对用户进程产生任何block。然后，kernel会等待数据准备完成，然后将数据拷贝到用户内存，当这一切都完成之后，kernel会给用户进程发送一个signal，告诉它read操作完成了。
2.5 信号驱动式IO
2.6 总结
- 调用blocking IO会一直block住对应的进程直到操作完成，而non-blocking IO在kernel还在准备数据的情况下会立刻返回。
- 在说明synchronous IO和asynchronous IO的区别之前，需要先给出两者的定义。POSIX的定义是这样子的：
- 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;
两者的区别就在于synchronous IO做”IO operation”的时候会将process阻塞。按照这个定义，之前所述的blocking IO，non-blocking IO，IO multiplexing都属于synchronous IO。
有人会说，non-blocking IO并没有被block啊。这里有个非常“狡猾”的地方，定义中所指的”IO operation”是指真实的IO操作，就是例子中的recvfrom这个system call。non-blocking IO在执行recvfrom这个system call的时候，如果kernel的数据没有准备好，这时候不会block进程。但是，当kernel中数据准备好的时候，recvfrom会将数据从kernel拷贝到用户内存中，这个时候进程是被block了，在这段时间内，进程是被block的。
而asynchronous IO则不一样，当进程发起IO 操作之后，就直接返回再也不理睬了，直到kernel发送一个信号，告诉进程说IO完成。在这整个过程中，进程完全没有被block。
各个IP模式的比较如图所示：
通过上面的图片，可以发现non-blocking IO和asynchronous IO的区别还是很明显的。在non-blocking IO中，虽然进程大部分时间都不会被block，但是它仍然要求进程去主动的check，并且当数据准备完成以后，也需要进程主动的再次调用recvfrom来将数据拷贝到用户内存。而asynchronous IO则完全不同。它就像是用户进程将整个IO操作交给了他人（kernel）完成，然后他人做完后发信号通知。在此期间，用户进程不需要去检查IO操作的状态，也不需要主动的去拷贝数据。
3. I/O 多路复用之select、poll、epoll详解
与多线程多进程相比，I/O多路复用的最大优势是系统开销小，系统不需要建立新的进程或线程，也不必维护这些线程和进程。
select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。I/O多路复用就是通过一种机制，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。但select，poll，epoll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。（同步IO的数据从内核到用户空间的拷贝需要用户自己调用系统调用来进行）
3.1 select()的使用
- 所需头文件：
#include
#include
#include
#include - 函数原型：
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);- 功能：
监视并等待多个文件描述符的属性变化（可读、可写或错误异常）。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、或者有错误异常），或者超时（ timeout 指定等待时间），函数才返回。当 select()函数返回后，可以通过遍历 fdset，来找到就绪的描述符。
- 参数：
- nfds: 要监视的文件描述符的范围，一般取监视的描述符数的最大值+1，如这里写 10， 这样的话，描述符 0，1, 2 …… 9 都会被监视，在 Linux 上最大值一般为1024。
- readfd: 监视的可读描述符集合，只要有文件描述符即将进行读操作，这个文件描述符就存储到这。
- writefds: 监视的可写描述符集合。
- exceptfds: 监视的错误异常描述符集合
- timeout: 超时时间，它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。
中间的三个参数 readfds、writefds 和 exceptfds 指定我们要让内核监测读、写和异常条件的描述字。如果不需要使用某一个的条件，就可以把它设为空指针（ NULL ）。集合fd_set 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timeout参数的数据结构如下：
struct timeval
{
time_t tv_sec; /* 秒 */
suseconds_t tv_usec; /* 微秒 */
};这个参数有三种可能：
- 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。
- 等待固定时间：在指定的固定时间（ timeval 结构中指定的秒数和微秒数）内，在有一个描述字准备好 I/O 时返回，如果时间到了，就算没有文件描述符发生变化，这个函数会返回 0。
- 根本不等待（不阻塞）：检查描述字后立即返回，这称为轮询。为此，struct timeval变量的时间值指定为 0 秒 0 微秒，文件描述符属性无变化返回 0，有变化返回准备好的描述符数量。
- 返回值
- 成功：就绪描述符的数目，超时返回 0，
- 出错：-1
我们写这么一个例子，同时循环读取标准输入的内容，读取有名管道的内容，默认的情况下，标准输入没有内容，read()时会阻塞，同样的，有名管道如果没有内容，read()也会阻塞。这里，我们通过select() 函数实现这个功能：
#include
#include
#include
#include
#include
#include
int main(int argc, char *argv[])
{
fd_set rfds;
struct timeval tv;
int ret;
int fd;
ret = mkfifo("test_fifo", 0666); // 创建有名管道
if(ret != 0){
perror("mkfifo：");
}
fd = open("test_fifo", O_RDWR); // 读写方式打开管道
if(fd < 0){
perror("open fifo");
return -1;
}
ret = 0;
while(1){
// 这部分内容，要放在while(1)里面
FD_ZERO(&rfds); // 清空
FD_SET(0, &rfds); // 标准输入描述符 0 加入集合
FD_SET(fd, &rfds); // 有名管道描述符 fd 加入集合
// 超时设置
tv.tv_sec = 1;
tv.tv_usec = 0;
// 监视并等待多个文件（标准输入，有名管道）描述符的属性变化（是否可读）
// 没有属性变化，这个函数会阻塞，直到有变化才往下执行，这里没有设置超时
// FD_SETSIZE 为 的宏定义，值为 1024
ret = select(FD_SETSIZE, &rfds, NULL, NULL, NULL);
//ret = select(FD_SETSIZE, &rfds, NULL, NULL, &tv);
if(ret == -1){ // 出错
perror("select()");
}else if(ret > 0){ // 准备就绪的文件描述符
char buf[100] = {0};
if( FD_ISSET(0, &rfds) ){ // 标准输入
read(0, buf, sizeof(buf));
printf("stdin buf = %s\n", buf);
}else if( FD_ISSET(fd, &rfds) ){ // 有名管道
read(fd, buf, sizeof(buf));
printf("fifo buf = %s\n", buf);
}
}else if(0 == ret){ // 超时
printf("time out\n");
}
}
return 0;
} 下面为上面例子的往有名管道些内容的示例代码：
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
int main(int argc, char *argv[])
{
//select_demo(8);
fd_set rfds;
struct timeval tv;
int ret;
int fd;
ret = mkfifo("test_fifo", 0666); // 创建有名管道
if(ret != 0){
perror("mkfifo：");
}
fd = open("test_fifo", O_RDWR); // 读写方式打开管道
if(fd < 0){
perror("open fifo");
return -1;
}
while(1){
char *str = "this is for test";
write(fd, str, strlen(str)); // 往管道里写内容
printf("after write to fifo\n");
sleep(5);
}
return 0;
} select()目前几乎在所有的平台上支持，其良好跨平台支持也是它的一个优点。
select()的缺点在于：
1）每次调用 select()，都需要把 fd 集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在 fd 很多时会很大，同时每次调用 select() 都需要在内核遍历传递进来的所有 fd，这个开销在 fd 很多时也很大。
2）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一限制，但是这样也会造成效率的降低。
3.2 pool()的使用
select() 和 poll() 系统调用的本质一样，前者在 BSD UNIX 中引入的，后者在 System V 中引入的。poll() 的机制与 select() 类似，与 select() 在本质上没有多大差别，管理多个描述符也是进行轮询，根据描述符的状态进行处理，但是 poll() 没有最大文件描述符数量的限制（但是数量过大后性能也是会下降）。poll() 和 select() 同样存在一个缺点就是，包含大量文件描述符的数组被整体复制于用户态和内核的地址空间之间，而不论这些文件描述符是否就绪，它的开销随着文件描述符数量的增加而线性增大。
- 所需头文件： #include
- 函数原型： int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);
- 功能： 监视并等待多个文件描述符的属性变化。
- 参数：
- fds: 不同于 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。一个 pollfd 结构体数组，其中包括了你想测试的文件描述符和事件, 事件由结构中事件域 events来确定，调用后实际发生的事件将被填写在结构体的 revents 域。
-
nfds: 用来指定第一个参数数组元素个数。
-
timeout: 指定等待的毫秒数，无论 I/O 是否准备好，poll() 都会返回。当等待时间为 0 时，poll() 函数立即返回，为 -1 则使 poll() 一直阻塞直到一个指定事件发生。
- 返回值：
- 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。
- EFAULT：fds 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。
- EINVAL：nfds 参数超出 PLIMIT_NOFILE 值。
- ENOMEM：可用内存不足，无法完成请求。
- 结构体pollfd
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 */
}; - fd：每一个 pollfd 结构体指定了一个被监视的文件描述符，可以传递多个结构体，指示 poll() 监视多个文件描述符。
- events：每个结构体的 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。events 等待事件的掩码取值如下：
- 处理输入：
- POLLIN 普通或优先级带数据可读
- POLLRDNORM 普通数据可读
- POLLRDBAND 优先级带数据可读
- POLLPRI 高优先级数据可读
- 处理输出：
- POLLOUT 普通或优先级带数据可写
- POLLWRNORM 普通数据可写
- POLLWRBAND 优先级带数据可写
- 处理错误：
- POLLERR发生错误
- POLLHUP发生挂起
- POLLVAL 描述字不是一个打开的文件
- 处理输入：
poll() 处理三个级别的数据，普通 normal，优先级带 priority band，高优先级 high priority，这些都是出于流的实现。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 。例如，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。
3. revents：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。每个结构体的 events 域是由用户来设置，告诉内核我们关注的是什么，而 revents 域是返回时内核设置的，以说明对该描述符发生了什么事件。
将上面的例子，改为用poll()实现：
#include
#include
#include
#include
#include
#include
int main(int argc, char *argv[])
{
int ret;
int fd;
struct pollfd fds[2]; // 监视文件描述符结构体，2 个元素
ret = mkfifo("test_fifo", 0666); // 创建有名管道
if(ret != 0){
perror("mkfifo：");
}
fd = open("test_fifo", O_RDWR); // 读写方式打开管道
if(fd < 0){
perror("open fifo");
return -1;
}
ret = 0;
fds[0].fd = 0; // 标准输入
fds[1].fd = fd; // 有名管道
fds[0].events = POLLIN; // 普通或优先级带数据可读
fds[1].events = POLLIN; // 普通或优先级带数据可读
while(1){
// 监视并等待多个文件（标准输入，有名管道）描述符的属性变化（是否可读）
// 没有属性变化，这个函数会阻塞，直到有变化才往下执行，这里没有设置超时
ret = poll(fds, 2, -1);
//ret = poll(&fd, 2, 1000);
if(ret == -1){ // 出错
perror("poll()");
}else if(ret > 0){ // 准备就绪的文件描述符
char buf[100] = {0};
if( ( fds[0].revents & POLLIN ) == POLLIN ){ // 标准输入
read(0, buf, sizeof(buf));
printf("stdin buf = %s\n", buf);
}else if( ( fds[1].revents & POLLIN ) == POLLIN ){ // 有名管道
read(fd, buf, sizeof(buf));
printf("fifo buf = %s\n", buf);
}
}else if(0 == ret){ // 超时
printf("time out\n");
}
}
return 0;
} 2.3 epoll()的使用
epoll 是在 2.6 内核中提出的，是之前的 select() 和 poll() 的增强版本。相对于 select() 和 poll() 来说，epoll 更加灵活，没有描述符限制。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 copy 只需一次。
- epoll操作过程需要三个接口：
#include
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); - 函数原型：int epoll_create(int size);
- 功能：该函数生成一个 epoll 专用的文件描述符（创建一个 epoll 的句柄）。
- 参数：
- size: 用来告诉内核这个监听的数目一共有多大，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一个建议。自从 linux 2.6.8 之后，size 参数是被忽略的，也就是说可以填只有大于 0 的任意值。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。
- 返回值：
- 成功：epoll 专用的文件描述符
- 失败：-1
- 函数原型：int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
- 功能：epoll 的事件注册函数，它不同于 select() 是在监听事件时告诉内核要监听什么类型的事件，而是在这里先注册要监听的事件类型。
- 参数：
- epfd: epoll 专用的文件描述符，epoll_create()的返回值
- 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；
- fd: 需要监听的文件描述符
- event: 告诉内核要监听什么事件，struct epoll_event 结构如下：
- 保存触发事件的某个文件描述符相关的数据（与具体使用方式有关）
-
typedef union epoll_data { void *ptr; int fd; __uint32_t u32; __uint64_t u64; } epoll_data_t; - 感兴趣的事件和被触发的事件
-
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
- events 可以是以下几个宏的集合：
- 返回值：
- 成功：0
- 失败：-1
- 函数原型：int epoll_wait( int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout );
- 功能：等待事件的产生，收集在 epoll 监控的事件中已经发送的事件，类似于 select() 调用。
- 参数：
- epfd: epoll 专用的文件描述符，epoll_create()的返回值
- events: 分配好的 epoll_event 结构体数组，epoll 将会把发生的事件赋值到events 数组中（events 不可以是空指针，内核只负责把数据复制到这个 events 数组中，不会去帮助我们在用户态中分配内存）。
- maxevents: maxevents 告之内核这个 events 有多大 。
- timeout: 超时时间，单位为毫秒，为 -1 时，函数为阻塞
- 返回值：
- 成功：返回需要处理的事件数目，如返回 0 表示已超时。
- 失败：-1
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。
我们将上面的例子，改为用 epoll 实现：
#include
#include
#include
#include
#include
#include
#include
int main(int argc, char *argv[])
{
int ret;
int fd;
ret = mkfifo("test_fifo", 0666); // 创建有名管道
if(ret != 0){
perror("mkfifo：");
}
fd = open("test_fifo", O_RDWR); // 读写方式打开管道
if(fd < 0){
perror("open fifo");
return -1;
}
ret = 0;
struct epoll_event event; // 告诉内核要监听什么事件
struct epoll_event wait_event;
int epfd = epoll_create(10); // 创建一个 epoll 的句柄，参数要大于 0， 没有太大意义
if( -1 == epfd ){
perror ("epoll_create");
return -1;
}
event.data.fd = 0; // 标准输入
event.events = EPOLLIN; // 表示对应的文件描述符可以读
// 事件注册函数，将标准输入描述符 0 加入监听事件
ret = epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, 0, &event);
if(-1 == ret){
perror("epoll_ctl");
return -1;
}
event.data.fd = fd; // 有名管道
event.events = EPOLLIN; // 表示对应的文件描述符可以读
// 事件注册函数，将有名管道描述符 fd 加入监听事件
ret = epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, fd, &event);
if(-1 == ret){
perror("epoll_ctl");
return -1;
}
ret = 0;
while(1){
// 监视并等待多个文件（标准输入，有名管道）描述符的属性变化（是否可读）
// 没有属性变化，这个函数会阻塞，直到有变化才往下执行，这里没有设置超时
ret = epoll_wait(epfd, &wait_event, 2, -1);
//ret = epoll_wait(epfd, &wait_event, 2, 1000);
if(ret == -1){ // 出错
close(epfd);
perror("epoll");
}else if(ret > 0){ // 准备就绪的文件描述符
char buf[100] = {0};
if( ( 0 == wait_event.data.fd )
&& ( EPOLLIN == wait_event.events & EPOLLIN ) ){ // 标准输入
read(0, buf, sizeof(buf));
printf("stdin buf = %s\n", buf);
}else if( ( fd == wait_event.data.fd )
&& ( EPOLLIN == wait_event.events & EPOLLIN ) ){ // 有名管道
read(fd, buf, sizeof(buf));
printf("fifo buf = %s\n", buf);
}
}else if(0 == ret){ // 超时
printf("time out\n");
}
}
close(epfd);
return 0;
} 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(软件中断 )，迅速激活这个文件描述符，当进程调用 epoll_wait() 时便得到通知。
epoll 的优点主要是一下几个方面：
1）监视的描述符数量不受限制，它所支持的 FD 上限是最大可以打开文件的数目，这个数字一般远大于 2048,举个例子,在 1GB 内存的机器上大约是 10 万左右，具体数目可以 cat /proc/sys/fs/file-max 察看,一般来说这个数目和系统内存关系很大。select() 的最大缺点就是进程打开的 fd 是有数量限制的。这对于连接数量比较大的服务器来说根本不能满足。虽然也可以选择多进程的解决方案( Apache 就是这样实现的)，不过虽然 Linux 上面创建进程的代价比较小，但仍旧是不可忽视的，加上进程间数据同步远比不上线程间同步的高效，所以也不是一种完美的方案。
2）I/O 的效率不会随着监视 fd 的数量的增长而下降。select()，poll() 实现需要自己不断轮询所有 fd 集合，直到设备就绪，期间可能要睡眠和唤醒多次交替。而 epoll 其实也需要调用 epoll_wait() 不断轮询就绪链表，期间也可能多次睡眠和唤醒交替，但是它是设备就绪时，调用回调函数，把就绪 fd 放入就绪链表中，并唤醒在 epoll_wait() 中进入睡眠的进程。虽然都要睡眠和交替，但是 select() 和 poll() 在“醒着”的时候要遍历整个 fd 集合，而 epoll 在“醒着”的时候只要判断一下就绪链表是否为空就行了，这节省了大量的 CPU 时间。这就是回调机制带来的性能提升。
3）select()，poll() 每次调用都要把 fd 集合从用户态往内核态拷贝一次，而 epoll 只要一次拷贝，这也能节省不少的开销。
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。
Apache和nginx比较：
由于web服务器是一对多的关系，通常完成并行处理的方式有多进程、多线程、异步三种方式。
- 多进程
- 多进程就是每个进程对应一个连接来处理请求，进程独立响应自己的请求，一个进程挂了，并不会影响到其他的请求；而且设计简单，不会产生内存泄漏等问题，因此进程比较稳定。但是进程在创建的时候一般是fork机制，会存在内存复制的问题，另外在高并发的情况下，上下文切换将很频繁，这样将消耗很多的性能和时间。早期的apache使用的prework模型就多进程方式，但是apache会预先创建几个进程，等待用户的响应，请求完毕，进程也不会结束。因此性能上有优化很多。
- 多线程
- 每个线程响应一个请求，由于线程之间共享进程的数据，所以线程的开销较小，性能就会提高。由于线程管理需要程序自己申请和释放内存，所以当存在内存等问题时，可能会运行很长时间才会暴露问题，所以在一定程度上还不是很稳定。apache的worker模式就是这种方式
- 异步的方式
- nginx的epoll，apache的event也支持，不多说了
Nginx的IO模型是基于事件驱动的，使得应用程序在多个IO句柄间快速切换，实现所谓的异步IO。事件驱动服务器，最适合做的就是IO密集型工作，如反向代理，它在客户端与WEB服务器之间起一个数据中转作用，纯粹是IO操作，自身并不涉及到复杂计算。反向代理用事件驱动来做，显然更好，一个工作进程就可以run了，没有进程、线程管理的开销，CPU、内存消耗都小。
Apache这类应用服务器，一般要跑具体的业务应用，如科学计算、图形图像等。它们很可能是CPU密集型的服务，事件驱动并不合适。例如一个计算耗时2秒，那么这2秒就是完全阻塞的，什么event都没用。想想MySQL如果改成事件驱动会怎么样，一个大型的join或sort就会阻塞住所有客户端。这个时候多进程或线程就体现出优势，每个进程各干各的事，互不阻塞和干扰。当然，现代CPU越来越快，单个计算阻塞的时间可能很小，但只要有阻塞，事件编程就毫无优势。所以进程、线程这类技术，并不会消失，而是与事件机制相辅相成，长期存在。
总的说来，事件驱动适合于IO密集型服务，多进程或线程适合于CPU密集型服务
其实也就是说nginx比较适合做前端代理，或者处理静态文件(尤其高并发情况下)，而apache适合做后端的应用服务器，功能强大[php, rewrite…]，稳定性高。
IO密集型和CPU密集型的比较
线程是否越多越好？ 分析如下：
- 对于cpu密集型
- 一个计算为主的程序（专业一点称为CPU密集型程序）。多线程跑的时候，可以充分利用起所有的cpu核心，比如说4个核心的cpu,开4个线程的时候，可以同时跑4个线程的运算任务，此时是最大效率。
- 但是如果线程远远超出cpu核心数量 反而会使得任务效率下降，因为频繁的切换线程也是要消耗时间的。
因此对于cpu密集型的任务来说，线程数等于cpu数是最好的了。
- 对于IO密集型
- 如果是一个磁盘或网络为主的程序（IO密集型）。一个线程处在IO等待的时候，另一个线程还可以在CPU里面跑，有时候CPU闲着没事干，所有的线程都在等着IO，这时候他们就是同时的了，而单线程的话此时还是在一个一个等待的。我们都知道IO的速度比起CPU来是慢到令人发指的。所以开多线程，比方说多线程网络传输，多线程往不同的目录写文件，等等。
所以通常就需要开cpu核数的两倍的线程， 当线程进行I/O操作cpu空暇时启用其他线程继续使用cpu，提高cpu使用率
总结：
- CPU 密集型，几核，就是几，可以保持CPu的效率最高！
- IO 密集型 一般线程数需要设置2倍CPU数以上。
参考资料
https://www.cnblogs.com/wxl-dede/p/5134636.html