(九)Java网络编程之IO模型篇-内核Select、Poll、Epoll多路复用函数源码深度历险(下)!

五、多路复用函数 - poll()

   poll函数则是基于select函数创造出来的,其实它和select的区别不大,唯一一点区别就在于:核心结构不同了,在poll中出现了一种新的结构体pollfd,它不存在最大数量的限制。但其实poll的性能与select差距是不大的,因此可以将poll理解成增强版select

5.1、poll()函数的定义

poll的定义也和select相差不大,准确来说,所有的多路复用函数定义都差不多,如下:

int poll(struct pollfd* fds, nfds_t nfds, int timeout);

相较之前的select函数,poll的入参少了两个,这是因为在其中将结构体优化成了pollfd,关于这点待会儿聊。先看看三个入参:

  • fds:这是由pollfd组成的数组,数组每个元素表示要监听的文件描述符及相应的事件。
  • nfds:这里表示数组中一共传了多少个元素。
  • timeout:这个参数很好理解,表示未获取到就绪事件时,允许的等待时间。

然后再看看这个函数的返回,也是一个int值,和select函数的返回值含义相同,也包括后续会分析的epoll,返回值也是int类型,其含义也都一样。

5.2、poll()的核心结构体:pollfd

紧接着再来看看poll的结构体:pollfd,其定义如下:

struct pollfd{
  int fd;
  short events;
  short revents;
};

这个结构体中有三个成员,分别对应着:文件描述符、需要监听的事件以及触发的事件,其中fd、events是在调用时就需传入的,而revents则是由内核监听到事件触发后填充的。

5.3、poll()底层源码分析

   了解了pollfd结构之后,对于poll()的使用方式和select大致相同,所以不再举例说明,接下来再看看poll()的源码过程,其实过程也大致与select相似,并且其实现也同样位于select.c文件中,执行流程如下:

sys_poll → SYSCALL_DEFINE3 → do_sys_poll → do_poll → f_op->poll

整个过程中,最核心的就是do_poll()函数,但先来看看前面的函数实现:

// 位于fs/select.c文件中(sys_select函数)
SYSCALL_DEFINE3(poll, struct pollfd __user *, ufds, unsigend int, 
    nfds, long, timeout_msesc)
{
    struct timespec end_time, *to = NULL;
    int ret;
    // 判断是否传入了超时时间,如果传入了则进行相应的超时处理
    if (timeout_msesc > 0) {
        to = &end_time;
        poll_select_timeout(to, timeout_msesc / MSEC_PER_SEC,
            NSEC_PER_MSEC * (timeout_msecs % MSEC_PER_SEC));
    }
       
    // 调用最为核心的 do_sys_poll()函数
    ret = do_sys_poll(n, inp, outp, exp, to);
    
    if (ret == -EINTR) {
        struct restart_block *restart_block;
        
        restart_block = ¤t_thread_info()->restart_block;
        restart_block->fn = do_restart_poll;
        restart_block->poll.ufds = ufds;
        restart_block->poll.nfds = nfds;
        
        if (timeout_msesc >= 0) {
            restart_block->poll.tv_sec = end_time.tv_sec;
            restart_block->poll.tv_nsec = end_time.tv_nsec;
            restart_block->poll.has_timeout = 1;
        } else 
            restart_block->poll.has_timeout = 0;
    
        ret = -ERESTART_REESTARTBLOCK;
    }
    return ret;
}

这个函数仅是过渡的作用,稍微做了一些辅助工作,然后就直接调用了do_sys_poll,那么再来看看这个,源码实现如下:

int do_sys_poll(struct pollfd __user *ufds, unsigned int nfds,
        struct timespec *end_time)
{   
    // 这里依旧用到了poll_wqueues结构
    struct poll_wqueues table;
    int err = -EFAULT, fdcount, len, size;
    // 这里和select相同,采用栈方式存储用户态传递的数据
    // 同时在这里是基于long做了对齐填充的,能够充分利用局部性原理
    long stack_pps[POLL_STACK_ALLOC/sizeof(long)];
    // poll_list是新的结构体:本质上是一个单向链表
    struct poll_list *const head = (struct poll_list *)stack_pps;
    struct poll_list *walk = head; // 定义链表头结点
    unsigned long todo = nfds;

    if (nfds > current->signal->rlim[RLIMIT_NOFILE].rlim_cur)
        return -EINVAL;

    len = min_t(unsigned int, nfds, N_STACK_PPS);
    // 将用户空间传入的所有FD,以链表的形式填充在poll_list中
    for (;;) {
        walk->next = NULL;
        walk->len = len;
        if (!len)
            break;
        // 将用户态传递的数据拷贝到内核空间
        if (copy_from_user(walk->entries, ufds + nfds-todo,
                    sizeof(struct pollfd) * walk->len))
            goto out_fds;

        todo -= walk->len;
        if (!todo)
            break;
        
        // 在这里如若空间不够,也会调用kmalloc分配更大的空间
        len = min(todo, POLLFD_PER_PAGE);
        size = sizeof(struct poll_list) + sizeof(struct pollfd) * len;
        walk = walk->next = kmalloc(size, GFP_KERNEL);
        if (!walk) {
            err = -ENOMEM;
            goto out_fds;
        }
    }
    // 这里依旧调用了poll_initwait函数做了初始化工作
    poll_initwait(&table);
    // 然后这里是重点:调用了do_poll()函数对FD做监听
    fdcount = do_poll(nfds, head, &table, end_time);
    // 善后工作:清空各设备等待队列上的节点信息
    poll_freewait(&table);
    
    for (walk = head; walk; walk = walk->next) {
        struct pollfd *fds = walk->entries;
        int j;
        // 这是最后的工作:将监听到的事件填充到revents中,
        // 然后通过__put_user写回用户态空间,最后利用goto跳转返回
        for (j = 0; j < walk->len; j++, ufds++)
            if (__put_user(fds[j].revents, &ufds->revents))
                goto out_fds;
    }

    err = fdcount;
out_fds:
    walk = head->next;
    while (walk) {
        struct poll_list *pos = walk;
        walk = walk->next;
        kfree(pos);
    }

    return err;
}

在这里面,其实就是将之前的do_select()函数的工作拆开了,拆为了do_sys_poll、do_poll两个函数实现,其他过程大致与do_select函数相同,不同点在于这里面又出现了一个新的结构体:poll_list,定义如下:

struct poll_list {
    struct poll_list *next;
    int len;
    struct pollfd entries[0];
};

从上述结构体的成员很明显就可看出,这是一个典型的单向的数组链表结构,第一个成员代表下一个节点(数组链表)是谁,第二个成员代表后面可变长数组的元素数量,第三个成员则是一个变长数组,里面存放当前这段内存上的pollfd

对于这个变长数组大家会存在些许疑惑,明明上面定义的长度为[0],为何可以变长呢?这是利用到了C语言里的数组拓展技术,感兴趣的可点击>>这里<<详细了解。

同时,对于“数组链表结构”大家可能有些许疑惑,链表、数组这是两个结构,为何会被组合在一块呢?这是由于poll中,会先采用栈上分配的方式存储pollfd,但是当用户态传入的pollfd过多时,栈上内存可能不太够用,因此就会调用kmalloc分配新的内存,而前面分析select时提过:kmalloc分配的新空间是基于堆内存的,所以此时poll就会同时使用多块内存,示意图如下:

poll_list

也就是说:如果栈上能存储用户空间传递的pollfd,那么只会出现一个poll_list在栈上,如果存储不下则会有多个,除开第一个数组外,其他的都在堆上,因此poll_list结构中的指针会指向另外一个数组。

OK~,弄明白了poll_list结构体后,对于do_sys_poll函数的执行流程就不再重复了,大家可参考我源码中给出的备注,下面直入主题,一起来看看do_poll()函数会做什么工作:

static int do_poll(unsigned int nfds,  struct poll_list *list,
           struct poll_wqueues *wait, struct timespec *end_time)
{   
    // 在这里会注册等待阻塞时的回调函数
    poll_table* pt = &wait->pt;
    ktime_t expire, *to = NULL;
    int timed_out = 0, count = 0;
    unsigned long slack = 0;

    // 处理超时时间
    if (end_time && !end_time->tv_sec && !end_time->tv_nsec) {
        pt = NULL;
        timed_out = 1;
    }
    if (end_time && !timed_out)
        slack = estimate_accuracy(end_time);
    
    // 开启轮询:一直监听所有的pollfd
    for (;;) {
        struct poll_list *walk;

        set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
        // 外层循环:遍历所有的poll_list
        for (walk = list; walk != NULL; walk = walk->next) {
            struct pollfd * pfd, * pfd_end;
            pfd = walk->entries;
            pfd_end = pfd + walk->len;
            // 内存循环:遍历poll_list.entries数组中的所有pollfd
            for (; pfd != pfd_end; pfd++) {
                // 对于每个pollfd对应的驱动的poll()
                if (do_pollfd(pfd, pt)) {
                    // 返回值不为0,表示当前FD有数据可读写,count++
                    count++;
                    pt = NULL;
                }
            }
        }
        // 这里是防止下次循环时再次注册等待队列
        pt = NULL;
        if (!count) {
            count = wait->error;
            if (signal_pending(current))
                count = -EINTR;
        }
        if (count || timed_out)
            break;

        // 在第一次循环时,如果设置了超时时间,那么做一次转换
        if (end_time && !to) {
            expire = timespec_to_ktime(*end_time);
            to = &expire;
        }
        
        // 如若没有FD出现读写事件,则让当前进程陷入睡眠阻塞状态
        if (!schedule_hrtimeout_range(to, slack, HRTIMER_MODE_ABS))
            timed_out = 1;
    }
    __set_current_state(TASK_RUNNING);
    // 最终返回扫描出的活跃FD数量
    return count;
}

其实在这个过程中,无非就是开启轮询对之前的poll_list进行遍历,然后会对每个pollfd调用do_pollfd函数,就是检测每个FD上数据是否可读写,如果所有pollfd都遍历完成后,依旧没有发现可读写的FD,则让当前进程睡眠阻塞,由于在函数最开始也设置了回调函数,因此当某个FD数据准备就绪后,会由对应的驱动程序唤醒poll。最后再把do_pollfd函数的实现放出来:

static inline unsigned int do_pollfd(struct pollfd *pollfd, poll_table *pwait)
{
    // 定义了一个mask接收FD的可读写状态
    unsigned int mask;
    int fd;

    mask = 0;
    fd = pollfd->fd;
    if (fd >= 0) {
        int fput_needed;
        struct file * file;

        file = fget_light(fd, &fput_needed);
        mask = POLLNVAL;
        if (file != NULL) {
            mask = DEFAULT_POLLMASK;
            // 在这里又再次对每个FD的poll进行了调用
            if (file->f_op && file->f_op->poll)
                // 这行代码与之前select函数的相同
                mask = file->f_op->poll(file, pwait);
            /* Mask out unneeded events. */
            mask &= pollfd->events | POLLERR | POLLHUP;
            fput_light(file, fput_needed);
        }
    }
    pollfd->revents = mask;
    return mask;
}

这个函数的工作不出所料,的确就是对每个FD进行了询问:“你的数据可不可以让我进行读写操作呀”?剩下的工作与select函数后面的过程相同,因此不再继续分析,想要加深印象的再跳回select最后那段分析即可。

5.4、poll()总结与劣势浅谈

   到目前为止,关于多路复用模型中的poll()函数也分析明白了,其实有了select函数的基础后,对于poll而言,看起来相信应该是十分轻松的。当然,由于poll()函数的实现和select大致是相同的,因此也不再花费时间去对它进行总结。

相较于select而言,由于poll内部是基于数组链表构建的,所以没有select位图的限制,也就解决了select中最多只能监听1024个连接的缺陷。同时由于内核返回监听到的事件时,是通过pollfd.revents进行传递的,因此pollfd是可以被重用的,在下次使用时将pollfd.revents置零即可。但对于其他两点缺陷,在poll中也依旧存在,不过在epoll中却得到了解决,所以接下来重点分析epoll实现。

六、多路复用函数 - epoll()

   epoll也是IO多路复用模型中最重要的函数,几乎目前绝大部分的高性能框架,都是基于它构建的,例如Nginx、Redis、Netty等,所以对于掌握epoll知识的必要性显得越发重要。因为在你理解epoll之前,你只知道这些技术栈性能很高,但不清楚为什么,而你理解epoll之后,对于这些技术栈性能高的原因也就自然就懂了,那接下来我们一起聊聊epoll

   epoll与之前的select、poll函数不同,它整个过程由epoll_create、epoll_ctl、epoll_wait三个函数组成,同时最关键的点也在于:epoll直接在内核中维护着一个FD集合,外部不再需要将整个要监听的FD集合拷贝到内核了,而是调用epoll_ctl函数进行管理即可。

对于Java-NIO中的JNI入口,和之前分析的思路相同,因此就不再进行演示,感兴趣的自己根据执行流程,打开相应的目录文件就可以看到。

接着重点看看epoll系列的函数定义。

6.1、epoll函数定义

   刚刚聊到过,epoll存在三个函数,它们的定义都位于sys/epoll.h文件中,那么接下来一个个瞧瞧,先看看epoll_create

int epoll_create(int size);
int epoll_create1(int flags);

你没看错,create函数其实有两个,但对于入参为size的函数在很早之前就被弃用了,因此一般调用create函数都是在调用epoll_create1(),这个函数的作用是申请内核创建一个epollfd文件,同时申请一个eventpoll结构体(稍后讲),然后返回epollfd对应的文件描述符。最后再聊聊它的入参:

  • size:代表指定内核中维护的FD集合长度,2.6.8版本之后成为了动态集合,被弃用。
  • flags:这个参数主要有两个传递值:
    • 0:正常创建epollfd传入的值。
    • EPOLL_CLOEXEC:当fork子进程时,子进程不会包含epollfd(多进程epoll时使用)。

了解了create函数后,再来看看epoll_ctl函数的定义:

int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event* event);

先来说说ctl函数的作用吧,这个函数主要就是对于内核维护的epollfd集合进行增删改操作,参数释义如下:

  • epfd:表示指定要操作的epollfd
  • op:表示当前要进行的操作,选项如下:
    • EPOLL_CTL_ADD:注册操作,代表要往内核维护的集合中新增一个epollfd
    • EPOLL_CTL_MOD:修改操作,代表要更改某个epollfd所对应的事件。
    • EPOLL_CTL_DEL:删除操作,代表要哦承诺内核的集合中移除一个epollfd
  • fd:表示epollfd对应的文件描述符。
  • event:表示当前描述符的事件队列。

最后看看epoll_wait函数的定义:

int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event* evlist, int maxevents, int timeout);

这个函数的作用就类似于之前的select、poll,调用之后会阻塞等待至I/O事件发生,参数释义如下:

  • epfd:表示一个等待事件发生的epollfd
  • evlist:这里用于接收内核已监听到的事件集合。
  • maxevents:指上述集合出现就绪事件时,一次能够拷贝的最大长度。
    • 如果上述集合中的就绪事件小于该值,则一次性全部拷贝过来。
    • 如果上述集合中的就绪事件大于该值,则一次最多拷贝maxevents个事件。
  • timeout:这个参数和之前的select、poll相同,指定超时时间。

OK,简单了解三个函数后,大家需牢记的一点是:这三个函数都是配套使用的,遵循上述的顺序,以create、ctl、wait这种方式依次进行调用,然后就能对一或多个文件描述符进行监听。当然,对于调用后究竟发生了什么?我们接下来通过源码的方式去揭开面纱。

6.2、epoll的核心结构体

   在epoll中存在两个核心结构体:epoll_event、eventpoll,这两个结构体贯穿了epoll整个流程,这里先简单看看它们的定义:

struct epoll_event
{
  // epoll注册的事件
  uint32_t events; 
  // 这个可以理解成epoll要监听的FD详细结构体
  epoll_data_t data;
} __attribute__ ((__packed__));

// 上述data成员的结构定义
typedef union epoll_data
{
    // 自定义的附带信息,一般传事件的回调函数,当事件发生时,
    // 通过回调函数将事件添加到list上(Java-Linux-AIO的实现原型)
    void *ptr;
    // 要监听的描述符对应
    int fd;
    uint32_t u32;
    uint64_t u64;
} epoll_data_t;

上述的epoll_event简单来说,可以将其理解成由“文件描述符-需要监听的事件”组成的键值对结构,其中data是文件描述符的详细结构(可以理解成对应着一个FD),而events则代表着该FD需要监听的事件,这些事件是在调用epoll_ctl函数时,由用户态程序指定的,主要有下述一些事件项:

  • EPOLLIN:表示文件描述符可读。
  • EPOLLOUT:表示文件描述符可写。
  • EPOLLPRI:表示文件描述符有带外数据可读。
  • EPOLLERR:表示文件描述符发生错误。
  • EPOLLHUP:表示文件描述符被挂断。
  • EPOLLET:将 EPOLL 设为边缘触发(Edge Trigger)模式(后续分析)。
  • EPOLLONESHOT:表示对这个文件描述符只监听一次事件。

简单有个概念之后,再来看看另外一个核心结构体eventpoll

struct eventpoll {
    // 这个是一把自旋锁(多线程Epoll时使用)
    spinlock_t lock;
    // 这个是一把互斥锁(多线程Epoll时使用)
    // 添加、修改、删除、监听、返回时都会使用这把锁确保线程安全
    struct mutex mtx;
    // 调用epoll_wait()时, 会在这个等待队列上休眠阻塞
    wait_queue_head_t wq;
    // 这个是用于epollfd本身被poll时使用(一般用不上)
    wait_queue_head_t poll_wait;
    // 存储所有I/O事件已经就绪的FD链表
    struct list_head rdllist;
    // 红黑树结构:存放所有需要监听的节点
    struct rb_root rbr;
    // 一个连接着所有树节点的单向链表
    struct epitem *ovflist;
    // 这里保存一些用户变量, 如fd监听数量的最大值等
    struct user_struct *user;
};

struct epitem {
    // 红黑树节点(red_black_node的缩写)
    struct rb_node rbn;
    // 链表节点,方便存储到eventpoll.rdllist中
    struct list_head rdllink;
    // 下一个节点指针
    struct epitem *next;
    // 当前epitem对应的fd
    struct epoll_filefd ffd;
    // 这两个不太懂,似乎跟等待队列有关
    int nwait;
    struct list_head pwqlist;
    // 当前epitem属于那个eventpoll
    struct eventpoll *ep;
    // 链表头
    struct list_head fllink;
    // 当前epitem对应的事件(FD需要监听的事件)
    struct epoll_event event;
};

在前面提到过,epoll舍弃了select、poll函数中的思想,不再从用户态全量拷贝FD集合到内核,而是自己在内核中维护了一个FD集合,而对于FD的管理则是基于eventpoll结构实现的,eventpoll主要负责管理epoll事件,在其内部主要有三个成员需要咱们重点关注:

  • list_head rdllist:存放所有I/O事件已就绪的列表。
  • rb_root rbr:用于存放注册时epollfd描述符的红黑树结构。
  • wait_queue_head_t wq:休眠阻塞时的等待队列。

当然,对于这个结构体在后续源码中会经常看到,因此稍后会结合源码理解。

6.3、Epoll源码深度历险

   整个Epoll机制由于是三个函数组成的,因此调试源码时则需要依次调试,我们依旧按照epoll的调用顺序对其源码进行剖析。

6.3.1、epoll_create()函数源码分析

epoll_create()函数对应的系统调用为SYSCALL_DEFINE1(),展开后则对应着内核的sys_epoll_create函数,如下:

SYSCALL_DEFINE1(epoll_create, int, size)
{
    if (size <= 0)
        return -EINVAL;
    // 直接调用了create1函数
    return sys_epoll_create1(0);
}

从上述这点即可看出,为何说size入参实际上在后续的版本被弃用了,因为无论传入的size等于多少,本质上只会判断一下是否小于0,然后就调用了create1()函数,入参则被写死为0了。接着来看看sys_epoll_create1()

SYSCALL_DEFINE1(epoll_create1, int, flags)
{
    int error;
    struct eventpoll *ep = NULL;//主描述符
    // 检查一下常量一致性(没啥用)
    BUILD_BUG_ON(EPOLL_CLOEXEC != O_CLOEXEC);
    // 判断一下flags是否传递了CLOEXEC
    if (flags & ~EPOLL_CLOEXEC)
        return -EINVAL;
    // 创建一个eventpoll并为其分配空间,分配出错则直接返回执行错误
    error = ep_alloc(&ep);
    if (error < 0)
        return error;
    // 这里是创建一个匿名真实的FD并与eventpoll关联(稍后细聊)
    error = anon_inode_getfd("[eventpoll]", &eventpoll_fops, ep,
                 O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC));
    // 如果前面匿名FD创建失败,释放之前为ep分配的空间
    if (error < 0)
        ep_free(ep);
    // 返回匿名FD或错误码
    return error;
}

static int ep_alloc(struct eventpoll **pep)
{
    int error;
    struct user_struct *user;
    struct eventpoll *ep;
    // 调用kzalloc为ep分配空间
    user = get_current_user();
    error = -ENOMEM;
    ep = kzalloc(sizeof(*ep), GFP_KERNEL);
    if (unlikely(!ep))
        goto free_uid;
    // 对ep的每个成员进行初始化
    spin_lock_init(&ep->lock);
    mutex_init(&ep->mtx);
    init_waitqueue_head(&ep->wq);
    init_waitqueue_head(&ep->poll_wait);
    INIT_LIST_HEAD(&ep->rdllist);
    ep->rbr = RB_ROOT;
    ep->ovflist = EP_UNACTIVE_PTR;
    ep->user = user;

    *pep = ep;
    DNPRINTK(3, (KERN_INFO "[%p] eventpoll: ep_alloc() ep=%p\n",
             current, ep));
    return 0;
// 分配空间失败时,清空之前的初始化值,返回错误码
free_uid:
    free_uid(user);
    return error;
}

sys_epoll_create1()源码也并不复杂,总共就两步:

  • ①调用ep_alloc()函数创建并初始化一个eventpoll对象。
  • ②调用anon_inode_getfd()函数把eventpoll对象映射到一个FD上,并返回这个FD

不过对于第二步,这玩意儿说起来也比较复杂,想深入研究的可以看看 Linux创建匿名FD 的知识,我们这里就简单的概述一下:

由于epollfd本身在操作系统上并不存在真正的文件与之对应,所以内核需要为其分配一个真正的struct file结构,并且能够具备真正的FD,然后前面创建出的eventpoll对象则会作为一个私有数据保存在file.private_data指针上。这样做的目的在于:为了能够通过FD找到一个真实的struct file,并且能够通过这个file找到eventpoll对象,然后再通过eventpoll找到epollfd,从而能够形成一条“关系链”。

6.3.2、epoll_ctl()函数源码分析

epoll_create()函数的源码并不复杂,现在紧接着再来看看管理操作epollepoll_ctl()源码实现,这个函数与之对应的系统调用为SYSCALL_DEFINE4(),展开后则对应sys_epoll_ctl(),下面一起看看:

SYSCALL_DEFINE4(epoll_ctl, int, epfd, int, op, int, fd,
        struct epoll_event __user *, event)
{
    int error;
    struct file *file, *tfile;
    struct eventpoll *ep;
    struct epitem *epi;
    struct epoll_event epds;
    // 错误处理动作及从用户空间将epoll_event结构拷贝到内核空间
    DNPRINTK(3, (KERN_INFO "[%p] eventpoll: sys_epoll_ctl(%d, %d, %d, %p)\n",
             current, epfd, op, fd, event));
    error = -EFAULT;
    if (ep_op_has_event(op) &&
        copy_from_user(&epds, event, sizeof(struct epoll_event)))
        goto error_return;

    // 通过传入的epfd得到前面创建的真实struct file结构
    error = -EBADF;
    file = fget(epfd);
    if (!file)
        goto error_return;

    // 这里是获取到需要监听的FD对应的真实struct file结构
    tfile = fget(fd);
    if (!tfile)
        goto error_fput;

    // 判断一下要监听的目标设备是否实现了poll逻辑
    error = -EPERM;
    if (!tfile->f_op || !tfile->f_op->poll)
        goto error_tgt_fput;

    // 判断一下传递的epfd是否有对应的eventpoll对象
    error = -EINVAL;
    if (file == tfile || !is_file_epoll(file))
        goto error_tgt_fput;

    // 根据private_data指针获取其中存放的eventpoll对象(上面聊过的)
    ep = file->private_data;
    
    // 接下来的操作会开始对内核中的结构进行修改,先加锁确保操作安全
    mutex_lock(&ep->mtx);
    // 先从红黑树结构中,根据FD查找一下对应的节点是否存在
    epi = ep_find(ep, tfile, fd);
    error = -EINVAL;
    // 开始判断用户具体要执行何种操作
    switch (op) {
    // 如果是要注册(向内核添加一个FD)
    case EPOLL_CTL_ADD:
        // 先判断之前是否已经添加过一次当前FD
        if (!epi) {
            // 如果没有添加,则调用ep_insert()函数将当前fd注册
            epds.events |= POLLERR | POLLHUP;
            error = ep_insert(ep, &epds, tfile, fd);
        } else // 之前这个FD添加过一次,则返回错误码,不允许重复注册
            error = -EEXIST;
        break;
    // 如果是删除(从内核中移除一个FD)
    case EPOLL_CTL_DEL:
        // 如果前面从红黑树中能找到与FD对应的节点
        if (epi)
            // 调用ep_remove()函数移除相应的节点
            error = ep_remove(ep, epi);
        else // 如果红黑树上都没有FD对应的节点,则无法移除,返回错误码
            error = -ENOENT;
        break;
    // 如果是修改(修改内核中FD对应的事件)
    case EPOLL_CTL_MOD:
        // 和上面的删除同理,调用ep_modify()修改FD对应的节点信息
        if (epi) {
            epds.events |= POLLERR | POLLHUP;
            error = ep_modify(ep, epi, &epds);
        } else // 树上没有对应的节点,依旧返回错误码
            error = -ENOENT;
        break;
    }
    // 修改完成之后,为了确保其他进程可操作,记得释放锁哦~
    mutex_unlock(&ep->mtx);

// 这里是对应上述各种错误情况的goto
error_tgt_fput:
    fput(tfile);
error_fput:
    fput(file);
error_return:
    DNPRINTK(3, (KERN_INFO "[%p] eventpoll: sys_epoll_ctl(%d, %d, %d, %p) = %d\n",
             current, epfd, op, fd, event, error));
    return error;
}

epoll_ctl()函数的实现过程,看起来是相当直观明了,总结一下:

  • ①先将用户传递的epoll事件集合epoll_event结构从用户空间拷贝到内核。
  • ②通过epfd找到与之对应的struct file结构,再找到FD对应的file结构。
  • ③判断要监听的FD设备是否实现了poll功能,再根据private_data获取eventpoll
  • ④上锁,然后通过传入的fd在红黑树中查找有没有对应的节点,然后处理用户操作。
  • ⑤如果是注册操作,先判断当前FD之前是否注册过,在树上是否有相应节点:
    • 有:代表之前已经添加过一次,不能重复添加,返回错误码。
    • 没有:调用ep_insert()函数,将当前FD添加到红黑树中。
  • ⑥如果是删除操作,先看一下树上有没有与目标FD对应的节点:
    • 有:调用ep_remove()函数,将当前FD对应的节点从树上移除。
    • 没有:代表FD之前都没有添加过,找不到要移除的节点,返回错误码。
  • ⑦如果是修改操作,先看一下树上有没有与目标FD对应的节点:
    • 有:调用ep_modify()函数,根据用户的操作项,修改对应节点信息。
    • 没有:代表FD之前都没有添加过,找不到要修改的节点,返回错误码。
  • ⑧操作完成后,释放锁,同时如果前面有错误则利用goto处理前面的错误信息。

相信认真看一遍源码,以及上述流程后,对于epoll_ctl()函数的逻辑就明白了,当然,诸位有些绕的地方估计在epoll内部结构之间的关系,上个图理解:

epoll结构

整个结构关联起来略显复杂,但如若之前的epoll_create()函数真正理解后,其实也并不难懂,调用epoll_create后会先创建两个结构体:一个file结构、一个eventpoll结构,然后会将eventpoll保存在file.private_data指针中,同时再将这个file的文件描述符返回给调用者(用户态程序),此时这个返回的FD就是所谓的epollfd

然后当我们调用epoll_ctl()尝试将一个要监听的SocketFD加入到内核时,我们首先需要传递一个epfd,而后再ctl()函数内部会根据这个epfd找到之前创建的file结构,再根据其private_data指针找到前面创建的eventpoll对象,然后定位该对象的内部成员:rbr红黑树,在将要监听的FD封装成epitem节点加入树中。

当然,为了求证上述观点,接下来再看看ep_insert()函数的实现。

static int ep_insert(struct eventpoll *ep, struct epoll_event *event,
             struct file *tfile, int fd)
{
    int error, revents, pwake = 0;
    unsigned long flags;
    struct epitem *epi;
    // 这里是一个新的结构体(类似于select、poll中的poll_wqueues结构)
    struct ep_pqueue epq;
    // 检查目前是否达到了当前用户进程的最大监听数
    if (unlikely(atomic_read(&ep->user->epoll_watches) >=
             max_user_watches))
        return -ENOSPC;
    // 利用SLAB机制分配一个epitem节点
    if (!(epi = kmem_***_alloc(epi_***, GFP_KERNEL)))
        return -ENOMEM;
    // 初始化epitem节点的一些成员
    INIT_LIST_HEAD(&epi->rdllink);
    INIT_LIST_HEAD(&epi->fllink);
    INIT_LIST_HEAD(&epi->pwqlist);
    epi->ep = ep;
    // 将要监听的FD以及它的file结构设置到epitem.ffd成员中
    ep_set_ffd(&epi->ffd, tfile, fd);
    epi->event = *event;
    epi->nwait = 0;
    epi->next = EP_UNACTIVE_PTR;
    // 同时开始准备调用fd对应设备的poll
    epq.epi = epi;
    // 这里和select、poll差不多,设置执行poll_wait()时,
    // 其回调函数为ep_ptable_queue_proc(稍后分析)
    init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc);
    // tfile是需要监听的fd对应的file结构
    // 这里就是去调用fd对应设备的poll,询问I/O数据是否可读写
    revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);
    // 这里是防止执行出现错误的检测动作
    error = -ENOMEM;
    if (epi->nwait < 0)
        goto error_unregister;
    // 每个FD会将所有监听自己的epitem链起来
    spin_lock(&tfile->f_lock);
    list_add_tail(&epi->fllink, &tfile->f_ep_links);
    spin_unlock(&tfile->f_lock);
    // 上述所有工作完成后,将epitem插入到红黑树中
    ep_rbtree_insert(ep, epi);
    // 判断一下前面调用poll之后,对应设备上的I/O事件是否就绪
    if ((revents & event->events) && !ep_is_linked(&epi->rdllink)) {
        // 如果已经就绪,那直接将当前epitem节点添加到eventpoll.rdllist中
        list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
        // 同时唤醒正在阻塞等待的进程
        if (waitqueue_active(&ep->wq))
            wake_up_locked(&ep->wq);
        if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
            pwake++;
    }
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    atomic_inc(&ep->user->epoll_watches);
    // 调用poll_wait()执行回调函数(为了防止锁资源占用,这是在锁外调用)
    if (pwake)
        ep_poll_safewake(&ep->poll_wait);
    return 0;
// 执行出错的goto代码块
error_unregister:
    ep_unregister_pollwait(ep, epi);
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    if (ep_is_linked(&epi->rdllink))
        list_del_init(&epi->rdllink);
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    kmem_***_free(epi_***, epi);
    return error;
}

其实对于ep_insert()这个函数呢,说清楚来也并不复杂,简单总结一下:

  • ①对于要监听的FD会先分配一个epitem节点,并且根据FD对节点进行初始化。
  • ②最开始声明了一个结构体ep_pqueue,然后会利用它为FD设置poll_wait回调函数。
  • ③尝试调用FD对应设备的poll,询问当前FDI/O数据是否可被读写。
  • ④调用ep_rbtree_insert()函数将已经构建好的epitem节点插入红黑树中。
  • ⑤判断一下当前FDI/O事件是否已就绪(可被读写),如果可以则唤醒等待的进程。

当然,对于新的结构体ep_pqueue,它的功能和之前聊到的poll_wqueues功能大致相同,主要用于设置唤醒回调,定义如下:

struct ep_pqueue {
    poll_table pt;
    struct epitem *epi;
};

很明显就可以看出,与poll_wqueues结构中同样存在poll_table成员,不熟悉的跳回之前讲poll_wqueues的环节。不过EpollSelect、Poll还是存在些许不同的,在之前设置poll_wait()的回调函数是__pollwait(),但在这里设置的确是ep_ptable_queue_proc()函数,那这个函数会做什么事情呢?来看看:

static void ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t *whead,
                 poll_table *pt)
{
    struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt);
    struct eppoll_entry *pwq;
    if (epi->nwait >= 0 && (pwq = kmem_***_alloc(pwq_***, GFP_KERNEL))) {
        // 初始化等待队列, 指定ep_poll_callback为唤醒时的回调函数
        init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait, ep_poll_callback);
        pwq->whead = whead;
        pwq->base = epi;
        // 将节点加入到等待队列中.....
        add_wait_queue(whead, &pwq->wait);
        list_add_tail(&pwq->llink, &epi->pwqlist);
        epi->nwait++;
    } else {
        /* We have to signal that an error occurred */
        epi->nwait = -1;
    }
}

上述重心我们只需要知道一个点,这个函数会在执行f_op->poll时被调用的,在这里最重要的是设置了一个唤醒时的回调函数ep_poll_callback(),也就是当某个设备上I/O事件就绪后,唤醒进程时会调用的函数,实现如下:

static int ep_poll_callback(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key)
{
    int pwake = 0;
    unsigned long flags;
    // 从等待队列获取epitem节点(主要目的在于要确认哪个进程在等待当前设备就绪)
    struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait);
    // 获取当前epitem节点所在的eventpoll
    struct eventpoll *ep = epi->ep;
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    if (!(epi->event.events & ~EP_PRIVATE_BITS)) // 检测错误
        goto out_unlock;
    // 检测目前设备上就绪的事件是否为我们要监听的事件
    if (key && !((unsigned long) key & epi->event.events))
        // 如果不是,则直接跳转goto
        goto out_unlock;
    // 这里是用来处理事件并发出现时的情况,
    // 假设当前的回调方法被执行,但epoll_wait()已经获取到了别的IO事件,
    // 那么此时将当前设备发生的事件,epitem会用一个链表存储,
    // 此时不立即发给应用程序,也不丢弃本次IO事件,
    // 而是等待下次调用epoll_wait()函数时返回
    if (unlikely(ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR)) {
        if (epi->next == EP_UNACTIVE_PTR) {
            epi->next = ep->ovflist;
            ep->ovflist = epi;
        }
        // 然后直接跳转goto
        goto out_unlock;
    }
    // 正常情况下,将当前已经触发IO事件的epitem节点放入readylist就绪列表
    if (!ep_is_linked(&epi->rdllink))
        list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
    // 唤醒调用epoll_wait后阻塞的进程...
    if (waitqueue_active(&ep->wq))
        wake_up_locked(&ep->wq);
    // 如果epollfd也在被poll, 也唤醒队列里面的所有成员(多进程epoll情况)
    if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
        pwake++;
// 前面的goto跳转处理
out_unlock:
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    if (pwake)
        ep_poll_safewake(&ep->poll_wait);
    return 1;
}

这个唤醒回调函数,主要干的事情就是处理了几种特殊情况,然后将IO事件就绪的节点添加到了eventpoll.readylist就绪列表,紧接着唤醒了调用epoll_wait()函数后阻塞的进程。

至此,epoll_ctl()函数调用后,会执行的流程就已经分析明白了。当然,对于具体如何插入、移除、修改节点的函数就不分析了,这里就是红黑树结构的知识,大家可参考HashMap集合的元素管理原理。接下来重点看看epoll_wait()函数。

6.3.3、epoll_wait()函数源码分析

epoll_wait()也是整个Epoll机制中最重要的一步,前面的create、ctl函数都仅仅是在为wait函数做准备工作,epoll_wait()是一个阻塞函数,调用后会导致当前程序发生阻塞等待,直至获取到有效的IO事件或超时为止。

epoll_wait()对应的系统调用为SYSCALL_DEFINE4()函数,展开后则是sys_epoll_wait(),不多说直接上源码:

SYSCALL_DEFINE4(epoll_wait, int, epfd, struct epoll_event __user *, events,
        int, maxevents, int, timeout)
{
    int error;
    struct file *file;
    struct eventpoll *ep;
    // 获取的最大事件数量必须大于0,并且不超出ep的最大事件数
    if (maxevents <= 0 || maxevents > EP_MAX_EVENTS)
        return -EINVAL;
     // 内核会验证用户接收事件的这一段内存空间是不是有效的.
    if (!access_ok(VERIFY_WRITE, events, maxevents * sizeof(struct epoll_event))) {
        error = -EFAULT;
        goto error_return;
    }
    error = -EBADF;
    // 根据epollfd获取对应的struct file真实文件
    file = fget(epfd);
    if (!file)
        goto error_return;
    error = -EINVAL;
    // 检查一下获取到的file是不是一个epollfd
    if (!is_file_epoll(file))
        goto error_fput;
    // 获取file的private_data数据,也就是根据file获取eventpoll对象
    ep = file->private_data;
    // 获取到eventpoll对象调用ep_poll()函数(这个是核心函数!)
    error = ep_poll(ep, events, maxevents, timeout);
error_fput:
    fput(file);
error_return:
    return error;
}

上述逻辑也不难,首先对于用户态调用epoll_wait()函数时传递的一些参数进行了效验,因为内核对于进程采取的态度是绝对不信任,因此对于用户进程递交的任何参数都会进行效验,确保无误后才会采取下一步措施。当上述代码前面效验了参数的“合法性”后,又根据epfd获取了对应的file,然后又根据file获取到了eventpoll对象,最后调用了ep_poll()函数并传入了eventpoll对象,再看看这个函数:

static int ep_poll(struct eventpoll *ep, struct epoll_event __user *events,
           int maxevents, long timeout)
{
    int res, eavail;
    unsigned long flags;
    long jtimeout;
    // 等待队列
    wait_queue_t wait;
    // 如果调用epoll_wait时传递了阻塞时间,那么先计算休眠时间, 
    // 毫秒要转换为HZ电磁波动的频率(比较严谨,控制的非常精细)
    jtimeout = (timeout < 0 || timeout >= EP_MAX_MSTIMEO) ?
        MAX_SCHEDULE_TIMEOUT : (timeout * HZ + 999) / 1000;
retry:
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    res = 0;
    // 判断一下eventpoll.readylist事件就绪列表是否为空
    if (list_empty(&ep->rdllist)) {
        // 初始化等待队列,准备将当前进程挂起阻塞
        init_waitqueue_entry(&wait, current);
        // 挂载到如果eventpoll.wq等待队列中
        __add_wait_queue_exclusive(&ep->wq, &wait);
        
        // 核心循环!
        for (;;) {
            // 准备进入阻塞,先将当前进程设置为睡眠状态(可被信号唤醒)
            set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
            // 如果睡眠之前,readylist中有数据了或已经到了给定的超时事件
            if (!list_empty(&ep->rdllist) || !jtimeout)
                break; // 不睡了,直接中断循环
            // 如果出现唤醒信号,也中断循环,不睡了退出干活
            if (signal_pending(current)) {
                res = -EINTR;
                break;
            }
            // 上述的几个情况都未发生,在这里准备正式进入睡眠状态
            spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
            // 开始睡觉(如果指定了阻塞时间,jtimeout时间过后会自动醒来)
            jtimeout = schedule_timeout(jtimeout); // 正式进入睡眠阻塞
            spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
        }
        // 出现唤醒信号、或事件已就绪、或已超时,则将进程从等待队列移除
        __remove_wait_queue(&ep->wq, &wait);
        // 这里设置一下当前进程的状态为运行状态(活跃状态)
        set_current_state(TASK_RUNNING);
    }
    // 因为超时的情况下当前进程也会醒来,所以这里需要再次判断一下:
    // 目前到底是否已经有数据就绪了,这里会返回一个布尔值给 eavail
    eavail = !list_empty(&ep->rdllist) || ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR;
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    // 如果确定有事件发生,那则调用ep_send_events()将事件拷贝给用户进程
    if (!res && eavail &&
        !(res = ep_send_events(ep, events, maxevents)) && jtimeout)
        goto retry;
    // 最后返回本次监听到的事件数
    return res;
}

上述的ep_poll()函数,对比select、poll而言要简单很多,整个流程也没几步:

  • ①转换给定的阻塞时间,并判断就绪列表中事件是否已就绪,没有则准备休眠阻塞。
  • ②先初始化等待队列并挂载到eventpoll.wq中,然后进入循环,设置进程的状态。
  • ③在正式进入睡眠之前,再次检测是否有事件就绪、是否已超时、是否出现唤醒信号。
  • ④如果都没有出现,则调用schedule_timeout(jtimeout)函数让进程睡眠一定时间。
  • ⑤当睡眠超时、或出现唤醒信号、或事件已就绪,将当前进程从队列移除并设置运行状态。
  • ⑥有事件到来非超时的情况下,则调用ep_send_events()将就绪事件拷贝给用户进程。

OK~,上述总结的流程已经描述的十分清晰了,接下来再看看拷贝就绪事件的函数ep_send_events()

static int ep_send_events(struct eventpoll *ep,
              struct epoll_event __user *events, int maxevents)
{
    struct ep_send_events_data esed;
    // 获取用户进程传递的maxevents值
    esed.maxevents = maxevents;
    // 获取用户态存放就绪事件的集合
    esed.events = events;
    // 调用ep_scan_ready_list()函数进行具体处理
    return ep_scan_ready_list(ep, ep_send_events_proc, &esed);
}

这个函数非常简单,一眼看明白了,其实最终的拷贝工作是由ep_scan_ready_list()完成的,那么再来看看它:

static int ep_scan_ready_list(struct eventpoll *ep,
                  int (*sproc)(struct eventpoll *,
                       struct list_head *, void *),
                  void *priv)
{
    int error, pwake = 0;
    unsigned long flags;
    struct epitem *epi, *nepi;
    LIST_HEAD(txlist);
    // 先上锁,防止出现安全问题
    mutex_lock(&ep->mtx);
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    // 将rdllist中所有就绪的节点转移到txlist,然后清空rdllist
    list_splice_init(&ep->rdllist, &txlist);
    ep->ovflist = NULL;
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    // sproc是前面调用当前函数时传递的ep_send_events_proc(),
    // 会通过这个函数处理每个epitem节点
    error = (*sproc)(ep, &txlist, priv);
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    // 之前曾讲到过,如果epoll正在拷贝数据时又发生了IO事件,
    // 那么则会将这些IO事件保存在ovflist组成一个链表,现在来处理这些事件
    for (nepi = ep->ovflist; (epi = nepi) != NULL;
         nepi = epi->next, epi->next = EP_UNACTIVE_PTR) {
        // 将这些直接放入readylist列表中
        if (!ep_is_linked(&epi->rdllink))
            list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
    }
    ep->ovflist = EP_UNACTIVE_PTR;
    // 上一次没有处理完的epitem节点, 重新插入到readylist
    // 因为epoll一次只能拷贝maxevents个事件返回用户态
    list_splice(&txlist, &ep->rdllist);
    // readylist不为空, 直接唤醒
    if (!list_empty(&ep->rdllist)) {
        // 唤醒的前置工作
        if (waitqueue_active(&ep->wq))
            wake_up_locked(&ep->wq);
        if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
            pwake++;
    }
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    mutex_unlock(&ep->mtx);
    // 为了防止长时间占用锁,在锁外执行唤醒工作
    if (pwake)
        ep_poll_safewake(&ep->poll_wait);
    return error;
}

流程就不写了,源码中标注的很清楚,下面再来看看ep_send_events_proc()函数是如何处理每个epitem节点的:

// 注意点:这里的入参list_head并不是readylist,而是上面函数的txlist
static int ep_send_events_proc(struct eventpoll *ep, struct list_head *head,
                   void *priv)
{
    struct ep_send_events_data *esed = priv;
    int eventcnt;
    unsigned int revents;
    struct epitem *epi;
    struct epoll_event __user *uevent;
    // 先用循环扫描整个列表(不一定会全部处理,最多只处理maxevents个)
    for (eventcnt = 0, uevent = esed->events;
         !list_empty(head) && eventcnt < esed->maxevents;) {
        // 依次获取到其中的一个epitem节点
        epi = list_first_entry(head, struct epitem, rdllink);
        // 紧接着从列表中将这个节点移除
        list_del_init(&epi->rdllink);
        // 再次读取当前节点对应FD所触发的事件,其实在唤醒回调函数中,
        // 这个工作也执行过一次,那为啥这里还需要做一次呢?
        // 答案是:为了确保读到最新的事件,因为有些FD可能前面触发了读就
        // 绪事件,后面又触发了写就绪事件,因此这里要确保严谨性。
        revents = epi->ffd.file->f_op->poll(epi->ffd.file, NULL) &
            epi->event.events;
        if (revents) {
            // 调用__put_user将就绪的事件拷贝至用户进程传递的事件集合中
            if (__put_user(revents, &uevent->events) ||
                __put_user(epi->event.data, &uevent->data)) {
                list_add(&epi->rdllink, head);
                return eventcnt ? eventcnt : -EFAULT;
            }
            eventcnt++;
            uevent++;
            if (epi->event.events & EPOLLONESHOT)
                epi->event.events &= EP_PRIVATE_BITS;
            else if (!(epi->event.events & EPOLLET)) {
                // 大名鼎鼎的ET和LT,就在这一步会有不同(稍后分析)
                list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
            }
        }
    }
    return eventcnt;
}

处理每个epitem节点的函数中,重点就做了两件事:

  • ①读取了每个epitem节点最新的就绪事件。
  • ②调用__put_user()函数将就绪的事件拷贝至用户进程传递的evlist集合中。

至此,epoll_wait()函数的核心源码也全都走了一遍,最后来简单的总结一下。

6.3.4、Epoll被阻塞的进程是如何唤醒的?

   到这里,大家应该有个疑惑:epoll_wait()函数中,本质上只做了进程休眠阻塞的工作,那它什么时候会被唤醒呢?先对于这个点回答一下:大家还记得前面分析epoll_ctl()函数时,在其中调用了每个FDpoll吗?

revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);

也就是这行代码,在调用epoll_ctl()函数向内核插入一个节点时,就会先询问一次FDIO数据是否可被读写,此时如果可以就会直接将这个节点添加到readylist列表中,但如果对应驱动设备的IO事件还未就绪,则会将当前进程注册到每个FD对应设备的等待队列上,并设置唤醒回调函数为ep_poll_callback()

这样也就意味着,如果某个FD的事件就绪了,就会由对应的驱动设备执行这个回调,在ep_poll_callback()函数中,会先将对应的节点先插入到readylist列表,然后会尝试唤醒eventpoll等待队列中阻塞的进程。

当后续调用epoll_wait()函数时,会先判断readylist列表中是否有事件就绪,如果有就直接读取返回了,如果没有则会让当前进程阻塞休眠,并将当前进程添加到eventpoll等待队列中,然后某个FD的数据就绪后,则会唤醒这个队列中阻塞的进程,此时调用epoll_wait()陷入阻塞的进程就被唤醒工作了!!发现没有,Epoll的源码设计中是环环相扣的,十分巧妙!

OK~,搞清楚这点之后,Epoll的核心逻辑已经讲完了十之八九,还剩下Epoll的两种事件触发机制未讲到,来聊一聊吧。

6.4、Epoll的两种事件触发机制

   相信之前有简单了解过Epoll的小伙伴都明白,在Epoll中有两种事件触发模式,分别被称为水平触发与边缘触发,一般来说,边缘触发的性能远超于水平触发。

6.4.1、Epoll水平触发机制-LT模式

   LT模式也是Epoll的默认事件触发机制,也就是当某个FDepitem节点)被处理后,如果还依旧存在事件或数据,则会再次将这个epitem节点加入readylist列表中,当下次调用epoll_wait()时依旧会返回给用户进程。

大家还记得前面分析ep_send_events_proc()函数时,最后的那两行代码吗?

else if (!(epi->event.events & EPOLLET)) {
    list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
}

在这个函数中,最后面做了一个简单的判断,如果当前Epoll的工作模式没有设置成EL,同时当前节点还有事件未处理,就会调用list_add_tail()函数将当前的epitem节点重新加入readylist列表。反之,ET模式下则不会这么做。

6.4.2、Epoll边缘触发机制-ET模式

   在ET模式中,就是和LT模式反过来的,当处理一个epitem节点时,就算其中还有事件没处理完,那我也不会将这个节点重新加入readylist列表,除非这个节点对应的FD又再次触发了新事件,然后再次执行了ep_poll_callback()回调函数,此时才会将其重新加入到readylist

说人话简单一点:就是ET模式下,对于当前触发的事件,只会通知用户进程一次,就算没有处理也不会重复通知,除非这个FD发生新的事件。而LT模式下则相反,无论何种情况下都能确保事件不丢失。

那又该如何设置ET触发机制呢?其实也就是在调用epoll_ctl()函数时,指定感兴趣的监听事件时,多加一个EPOLLET即可。

基于Epoll机制构建的大部分高性能应用,一般都会采用ET模式,例如Nginx

6.5、Epoll小结与一个争议的问题

   相较于之前的select函数存在的四个问题,在Epoll中得到了合理解决,但也并非Epoll的性能就一定比Select、Poll要好,在监听的文件描述符较少、且经常更换监听的目标FD的情况下,Select、Poll的性能反而会更佳。

当然,epoll在高并发的性能下,会有非常优异的表现,这是由于多方面原因造就的,比如在内核中维护FD避免反复拷贝切换、对于就绪事件回调通知,无需用户进程再次轮询查找、内部采用红黑树结构维护节点、退出ET事件触发机制等.......

   同时对于网上一个较为争议的问题:Epoll到底有没有试用MMAP共享内存呢?从Epoll源码的角度来看,其实是并未使用的,在向用户进程返回就绪事件时,本质上是调用了__put_user()函数将数据从内核拷贝到了用户态。当然,我Epoll的源码是基于内核3.x版本的,但听网上说在早版本里面用到了,但翻阅分析select源码时用的内核2.6版本源码,在里面Epoll都还未定义完整,仅有部分实现,所以也没有发现mmap相关的API调用。

不过在Java-NIOFileChannel.transferTo()方法中,以及在Linux系统的sendfile()函数中确实用到了,因此操作本地文件数据时,确实会用到mmap共享内存。因此,Java-NIO中用到了mmap,但Epoll中应该未曾用到。

七、多路复用模型总结

   看到到这里,也就接近尾声了,上面已经对于Linux系统下提供的多路复用函数进行了全面深入剖析,大家反复阅读几遍,自然能够彻底弄懂select、poll、epoll这些函数的工作原理。

不过对于Epoll的分析还有一些内容未曾提及,也就是Epoll唤醒时的惊群问题,大家感兴趣的可自行去研究,这里只埋下一个引子,当然也并不复杂。

   而整个Java-NIO都是基于底层的多路复用函数构建的,但本篇仅分析了Linux系统下的多路复用实现,在本文开篇也提到过:JVM为了维持自己的跨平台性,因此在不同的系统下会分别调用不同的多路复用函数,比如Windows-Select、Mac-KQueue函数,其中Windows-SelectLinux-Select的实现类似,因此我从JNI调用的入参上来说大致相同。而Mac-KQueue则与Linux-Epoll类似。但对于其内部实现我并不清楚,毕竟是闭源的系统,大家有兴趣可以自行研究。

最后,还有Java-AIO的内容,其底层是如何实现的呢?在异步非阻塞式IO的支持方面,Windows系统反而做的更好,因为它有专门实现IOCP机制,但Linux、Mac系统则是通过KQueue、Epoll模拟实现的。

至此,最后也简单的总结一下本篇分析的select、poll、epoll三者之间的区别:

对比项 Select Poll Epoll
内部数据结构 数组位图 数组链表 红黑树
最大监听数 1024 理论无限制 理论无限制
事件查找机制 线性轮询 线性轮询 回调事件直接写回用户态
事件处理时间复杂度 O(n) O(n) O(1)
性能对比 FD越多越差 FD越多越差 FD增多不会造成影响
FD传递机制 用~核拷贝 用~核拷贝 内核维护结构

......,除上述之外,三者还存在很多细微差异,大家认真看懂本篇自然能心中明了,因此不再赘述,到此为本文画上句号。

本文由于整篇涉及到Linux内核源码的调试,由于自己本身不是C开发,所以调试起来也显得心里憔悴,但至少对于多路复用函数的核心源码都已阐明。当然,如若文中存在不足还请谅解,对于存在误区、疑义的地方也欢迎留言指正。最后,也希望大家动动手指点赞支持,在此万分感谢^_^

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