图解通用网络IO底层原理、Socket、epoll、用户态内核态······
通用网络IO底层原理
文章目录
- 通用网络IO底层原理
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- LInux 操作系统中断
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- 什么是系统中断
- 内核在系统中断时做了什么事
- 硬件中断触发的过程
- Socket基础
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- Socket读写缓冲区机制
- 系统调用；用户态------内核态
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- 为什么要有这两种状态
- 什么时候进程进行切换至内核态
- 进程切换时都做了什么
- Linux select 多路复用函数
- select多路复用器底层原理分析
- epoll函数
- epoll底层原理解析
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LInux 操作系统中断
什么是系统中断
这个没啥可说的，大家都知道；
CPU 在执行任务途中接收到中断请求，需要保存现场后去处理中断请求！保存现场称为中断处理程序！处理中断请求也就是唤醒对应的任务进程来持有CPU进行需要的操作！
有了中断之后，提升了操作系统的性能！可以异步并行处理很多任务！
- 软中断（80中断）
由CPU产生的；CPU检查到程序代码段发生异常会切换到内核态；
- 硬中断
由硬件设备发起的中断称为硬中断！可以发生在任何时间；比方说网卡设备接收到一组报文；对应的报文会被DMA设备进行拷贝到网卡缓冲区！然后网卡就会向CPU发起中断信号（IRQ）：
CPU收到信号后就会执行网卡对应的中断处理程序！
内核在系统中断时做了什么事
每种中断都有它对应的中断处理程序；
对应到内核的某一个代码段；
CPU接收到中断后；首先需要将寄存器中数据保存到进程描述符！PCB！
随后切换到内核态处理中断处理程序！执行网卡的程序；
执行完毕之后切换到用户态，根据PCB内容恢复现场！然后就可继续执行代码段了！
硬件中断触发的过程
中断请求寄存器： 保存需要发送中断请求的设备记录！
优先级解析器：中断请求是有优先级之分的，因为CPU不能同时执行多个中断请求！
正在服务寄存器：正在执行的请求！比方我正在打字，这里面记录的就是键盘IRQ1 ！
操作系统启动时需要将硬件向量值与处理程序地址进行映射！当硬件发送中断信息时只会发送向量值，通过匹配找到对应的处理程序！
Socket基础
Socket读写缓冲区机制
所谓socket,在底层也无非就是一个对象，通过对象绑定两个缓冲区，也就是数据队列，然后调用系统API对这两个缓冲区的数据进行操作罢了！
发数据；用户态转内核态，将数据拷贝到send缓存区，然后调用write系统调用将数据拷贝到网卡，再由网卡通过TCP/IP协议进行数据包的网络发送！
socket两种工作模式
- BIO
总结：读数据读不到就一直等，发数据发不了就一直等！
- NIO
读数据读不到就等一会再读，取数据取不到就等一会再取！
接受端缓冲区打满了，线程又抢占不到CPU去清理缓冲区，怎么办！
最后发送端的数据缓冲区也会被打满！
系统调用；用户态------内核态
- 系统调用：
int 0X80对应的就是系统调用中断处理程序；向量值为128；system_call;
IRQ是有限的，不可能为每一个系统调用都分配一个向量值，所以统一使用80中断来进行系统调用的路由！
为什么要有这两种状态
指令的危险程度不一样；
对于不同的指令，为了保证系统安全，划分了用户空间和内核空间；
linux中：0表示内核态，3表示用户态！
所以：linux在创建进程的时候就会为进程分配两块空间；
用户栈：分配变量，创建对象
内核栈：分配变量！
什么时候进程进行切换至内核态
硬中断；
用户态中代码出现错误也要切换！
进程切换时都做了什么
CPU中存在很多寄存器
这些寄存器保存了进程在进行运算时的一些瞬时数据；如果现在要进行进程切换了；这些数据都需要找个地方保存起来；那么保存到哪里呢？
进程PCB：在OS创建进程的时候同时也会分配一段空间存放进程的一些信息；其中就有一个字段指向一个数据结构；叫做进程控制块PCB：
用来描述和控制进程的运行的一个数据结构——进程控制块PCB(Process Control Block)，是进程实体的一部分，是操作系统中最重要的记录型数据结构。
- PCB是进程存在的唯一标志
- 系统能且只能通过PCB对进程进行控制和调度
- PCB记录了操作系统所需的、用于描述进程的当前情况以及控制进程运行的全部信息
所以：在进程进行切换的时候CPU中的数据保存到了PCB中，供CPU回来时读取恢复！
Linux select 多路复用函数
select就是一个函数：只要传入相应的参数就能获得相应的数据：
1、我们所关心的文件描述符fd;
2、描述符中我们关心的状态：读事件、写事件、等
3、等待时间
调用结束后内核会返回相关信息给我们！
做好准备的个数
哪些已经做好准备；有了这些返回信息，我们就可以调用合适的IO函数！这些函数就不会再被阻塞了；-
- 函数详解
int select(int maxfdp1, fd_set *readset, fd_set *writeset, fd_set *exceptset, timeval *timeout)
- maxfdp1 readset 和 wirteset中的最大有数据位
- readset bitmap结构的位信息；保存我们需要读取的socket序号；
- writeset 写数据信息
- exceptset 异常信息
使用详解
将函数需要的参数准备好之后调用select；
select进行80中断；将rset数据拷贝到内核中；查询对应的状态之后设置rset对应的位置值，
完成后又拷贝到用户态中的rset；这样一来rset里面的位信息就代表了哪些socket是准备好了的！
随后遍历这些位信息就可以调用read或wirte进行缓冲区的操作了！
缺点
可以看到，while死循环中每次执行都将rset重新置位；然后循环重新SET位信息；随后才会发起请求！过程较为繁琐且重复！
select多路复用器底层原理分析
epoll函数
了解到select的缺点后发现：select每次得到数据都要进行复位，然后又进行重复的步骤去内核中获取信息；感觉就是很多时间都花在重复的劳动上，为了解决这个问题，linux在2.6引入epoll模型，单独在内核区域开辟一块空间来做select主动去做的事，select是主动查，epoll则是准备数据，线程来了直接取就行了；大大提升了性能
既然是函数，看看相关的函数实现：
实现思路：
在内核创建一块空间；总所周知；linux下一切皆文件；所以所谓创建的空间也就是一个文件描述符fd,然后这个文件结构中有两个指针指向另外两个地址空间：事件队列、就绪队列
事件队列：存放已经建立所有socket连接
就绪队列：准备就绪的socket；也就是read或write的时候不用阻塞的socket；
其实epoll就像一个数据库；里面有两个数据表；一个放连接列表；一个放准备就绪的连接列表；
既然有这两个队列；就要涉及到增删查；这就是另外两个函数的来由；
创建epoll空间
int epoll_create(int size);
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout);
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
对事件队列进行增删改：
epfd : epoll的文件描述符号：因为内核中可能有多个epoll
op : 参数op有以下几个值： EPOLL_CTL_ADD：注册新的fd到epfd中，并关联事件event； EPOLL_CTL_MOD：修改已经注册的fd的监听事件； EPOLL_CTL_DEL：从epfd中移除fd，并且忽略掉绑定的event，这时event可以为null；
fd : 表示socket对应的文件描述符。
epoll底层原理解析
