二十九、高级IO与多路转接之epoll&reactor（收官！）

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一、Poll

（一）定义

poll是Linux的事件轮询机制函数，每个进程都可以管理一个pollfd队列，由poll函数进行事件注册和查询。

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

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

（二）实现原理

内核将用户的fds结构体数组拷贝到内核中。当有事件发生时，再将所有事件都返回到fds结构体数组中，poll只返回已就绪事件的个数，所以用户要操作就绪事件就要用轮询的方法。

（三）优点

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.
pollfd结构包含了要监视的event和发生的event，不再使用select“参数-值”传递的方式. 接口使用比
select更方便！

（四）缺点

poll中监听的文件描述符数目增多时：
和select函数一样，poll返回后，需要轮询pollfd来获取就绪的描述符.

• 每次调用poll都需要把大量的pollfd结构从用户态拷贝到内核中.
• 同时连接的大量客户端在一时刻可能只有很少的处于就绪状态, 因此随着监视的描述符数量的增长, 其效率也会线性下降。

二、I/O多路转接之epoll

（一）从网卡接收数据说起

下图是一个典型的计算机结构图，计算机由CPU、存储器（内存）、网络接口等部件组成。了解epoll本质的第一步，要从硬件的角度看计算机怎样接收网络数据。

下图展示了网卡接收数据的过程。在①阶段，网卡收到网线传来的数据；经过②阶段的硬件电路的传输；最终将数据写入到内存中的某个地址上（③阶段）。这个过程涉及到DMA传输、IO通路选择等硬件有关的知识，但我们只需知道：网卡会把接收到的数据写入内存。

网卡接收数据的过程:

通过硬件传输，网卡接收的数据存放到内存中。操作系统就可以去读取它们。

（二）如何知道接收了数据？

了解epoll本质的第二步，要从CPU的角度来看数据接收。要理解这个问题，要先了解一个概念——中断。
计算机执行程序时，会有优先级的需求。比如，当计算机收到断电信号时（电容可以保存少许电量，供CPU运行很短的一小段时间），它应立即去保存数据，保存数据的程序具有较高的优先级。

一般而言，由硬件产生的信号需要cpu立马做出回应（不然数据可能就丢失），所以它的优先级很高。cpu理应中断掉正在执行的程序，去做出响应；当cpu完成对硬件的响应后，再重新执行用户程序。中断的过程如下图，和函数调用差不多。只不过函数调用是事先定好位置，而中断的位置由“信号”决定。

• 中断程序调用

以键盘为例，当用户按下键盘某个按键时，键盘会给cpu的中断引脚发出一个高电平。cpu能够捕获这个信号，然后执行键盘中断程序。下图展示了各种硬件通过中断与cpu交互。

现在可以回答本节提出的问题了：当网卡把数据写入到内存后，网卡向cpu发出一个中断信号，操作系统便能得知有新数据到来，再通过网卡中断程序去处理数据！

（三）进程阻塞为什么不占用cpu资源？

了解epoll本质的第三步，要从操作系统进程调度的角度来看数据接收。阻塞是进程调度的关键一环，指的是进程在等待某事件（如接收到网络数据）发生之前的等待状态，recv、select和epoll都是阻塞方法。了解“进程阻塞为什么不占用cpu资源？”，也就能够了解这一步。
那么阻塞的原理是什么？

为简单起见，我们从普通的recv接收开始分析，先看看下面代码：

//创建socket
accept =  等 + 获取！！！
多路转接io！！
select 只负责等！！
accept 负责获取！！
	int s = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);   
	//绑定
	bind(s, ...)
	//监听
	listen(s, ...)
	//接受客户端连接
	int c = accept(s, ...)
	//接收客户端数据
	recv(c, ...);
	//将数据打印出来
	printf(...)

这是一段最基础的网络编程代码，先新建socket对象，依次调用bind、listen、accept，最后调用recv接收数据。recv是个阻塞方法，当程序运行到recv时，它会一直等待，直到接收到数据才往下执行。

1.工作队列

操作系统为了支持多任务，实现了进程调度的功能，会把进程分为“运行”和“等待”等几种状态。运行状态是进程获得cpu使用权，正在执行代码的状态；等待状态是阻塞状态，比如上述程序运行到recv时，程序会从运行状态变为等待状态，接收到数据后又变回运行状态。操作系统会分时执行各个运行状态的进程，由于速度很快，看上去就像是同时执行多个任务。
下图中的计算机中运行着A、B、C三个进程，其中进程A执行着上述基础网络程序，一开始，这3个进程都被操作系统的工作队列所引用，处于运行状态，会分时执行。

工作队列中有A、B和C三个进程

2.等待队列

当进程A执行到创建socket的语句时，操作系统会创建一个由文件系统管理的socket对象（如下图）。这个socket对象包含了发送缓冲区、接收缓冲区、等待队列等成员。等待队列是个非常重要的结构，它指向所有需要等待该socket事件的进程。

• 创建socket
  当程序执行到recv时，操作系统会将进程A从工作队列移动到该socket的等待队列中（如下图）。由于工作队列只剩下了进程B和C，依据进程调度，cpu会轮流执行这两个进程的程序，不会执行进程A的程序。所以进程A被阻塞，不会往下执行代码，也不会占用cpu资源。
  
• socket的等待队列
  ps：操作系统添加等待队列只是添加了对这个“等待中”进程的引用，以便在接收到数据时获取进程对象、将其唤醒，而非直接将进程管理纳入自己之下。上图为了方便说明，直接将进程挂到等待队列之下。

3.唤醒进程

当socket接收到数据后，操作系统将该socket等待队列上的进程重新放回到工作队列，该进程变成运行状态，继续执行代码。也由于socket的接收缓冲区已经有了数据，recv可以返回接收到的数据。

（四）内核接收网络数据全过程

这一步，贯穿网卡、中断、进程调度的知识，叙述阻塞recv下，内核接收数据全过程。
如下图所示，进程在recv阻塞期间，计算机收到了对端传送的数据（步骤①）。数据经由网卡传送到内存（步骤②），然后网卡通过中断信号通知cpu有数据到达，cpu执行中断程序（步骤③）。此处的中断程序主要有两项功能，先将网络数据写入到对应socket的接收缓冲区里面（步骤④），再唤醒进程A（步骤⑤），重新将进程A放入工作队列中。

内核接收数据全过程

唤醒进程的过程如下图所示。

唤醒进程:
以上是内核接收数据全过程

这里留有两个思考题，大家先想一想。

其一，操作系统如何知道网络数据对应于哪个socket？

其二，如何同时监视多个socket的数据？

第一个问题：因为一个socket对应着一个端口号，而网络数据包中包含了ip和端口的信息，内核可以通过端口号找到对应的socket。当然，为了提高处理速度，操作系统会维护端口号到socket的索引结构，以快速读取。
第二个问题是多路复用的重中之重，是本文后半部分的重点！

（五）同时监视多个socket的简单方法

服务端需要管理多个客户端连接，而recv只能监视单个socket，这种矛盾下，人们开始寻找监视多个socket的方法。epoll的要义是高效的监视多个socket。从历史发展角度看，必然先出现一种不太高效的方法，人们再加以改进。只有先理解了不太高效的方法，才能够理解epoll的本质。

假如能够预先传入一个socket列表，如果列表中的socket都没有数据，挂起进程，直到有一个socket收到数据，唤醒进程。这种方法很直接，也是select的设计思想。

为方便理解，我们先复习select的用法。在如下的代码中，先准备一个数组（下面代码中的fds），让fds存放着所有需要监视的socket。然后调用select，如果fds中的所有socket都没有数据，select会阻塞，直到有一个socket接收到数据，select返回，唤醒进程。用户可以遍历fds，通过FD_ISSET判断具体哪个socket收到数据，然后做出处理。

int s = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);  
bind(s, ...)
listen(s, ...)

int fds[] =  存放需要监听的socket

while(1){
    int n = select(..., fds, ...)
    for(int i=0; i < fds.count; i++){
        if(FD_ISSET(fds[i], ...)){
            //fds[i]的数据处理
        }
    }
}

1.select的流程

select的实现思路很直接。假如程序同时监视如下图的sock1、sock2和sock3三个socket，那么在调用select之后，操作系统把进程A分别加入这三个socket的等待队列中。

操作系统把进程A分别加入这三个socket的等待队列中

当任何一个socket收到数据后，中断程序将唤起进程。下图展示了sock2接收到了数据的处理流程。

sock2接收到了数据，中断程序唤起进程A

所谓唤起进程，就是将进程从所有的等待队列中移除，加入到工作队列里面。如下图所示。

将进程A从所有等待队列中移除，再加入到工作队列里面

经由这些步骤，当进程A被唤醒后，它知道至少有一个socket接收了数据。程序只需遍历一遍socket列表，就可以得到就绪的socket。

这种简单方式行之有效，在几乎所有操作系统都有对应的实现。
但是简单的方法往往有缺点，主要是：
其一，每次调用select都需要将进程加入到所有监视socket的等待队列，每次唤醒都需要从每个队列中移除。这里涉及了两次遍历，而且每次都要将整个fds列表传递给内核，有一定的开销。正是因为遍历操作开销大，出于效率的考量，才会规定select的最大监视数量，默认只能监视1024个socket。
其二，进程被唤醒后，程序并不知道哪些socket收到数据，还需要遍历一次。

三、epoll详解

（一）epoll的设计思路

epoll是在select出现N多年后才被发明的，是select和poll的增强版本。epoll通过以下一些措施来改进效率。
linux的最后一节学习！

1.措施一：功能分离

select低效的原因之一是将“维护等待队列”和“阻塞进程”两个步骤合二为一。如下图所示，每次调用select都需要这两步操作，然而大多数应用场景中，需要监视的socket相对固定，并不需要每次都修改。epoll将这两个操作分开，先用epoll_ctl维护等待队列，再调用epoll_wait阻塞进程。显而易见的，效率就能得到提升。

相比select，epoll拆分了功能

为方便理解后续的内容，我们先复习下epoll的用法。如下的代码中，先用epoll_create创建一个epoll对象epfd，再通过epoll_ctl将需要监视的socket添加到epfd中，最后调用epoll_wait等待数据。

int s = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);   
bind(s, ...)
listen(s, ...)

int epfd = epoll_create(...);
epoll_ctl(epfd, ...); //将所有需要监听的socket添加到epfd中

while(1){
    int n = epoll_wait(...)
    for(接收到数据的socket){
        //处理
    }
}

功能分离，使得epoll有了优化的可能。

2.措施二：就绪列表

select低效的另一个原因在于程序不知道哪些socket收到数据，只能一个个遍历。如果内核维护一个“就绪列表”，引用收到数据的socket，就能避免遍历。如下图所示，计算机共有三个socket，收到数据的sock2和sock3被rdlist（就绪列表）所引用。当进程被唤醒后，只要获取rdlist的内容，就能够知道哪些socket收到数据。

（二）epoll的原理和流程

1.创建epoll对象

如下图所示，当某个进程调用epoll_create方法时，内核会创建一个eventpoll对象（也就是程序中epfd所代表的对象）。eventpoll对象也是文件系统中的一员，和socket一样，它也会有等待队列。

int epoll_create(int size); // 帮我们创建一个epoll模型

内核创建eventpoll对象！

创建一个代表该epoll的eventpoll对象是必须的，因为内核要维护“就绪列表”等数据，“就绪列表”可以作为eventpoll的成员。

2.维护监视列表

创建epoll对象后，可以用epoll_ctl添加或删除所要监听的socket。以添加socket为例，如下图，如果通过epoll_ctl添加sock1、sock2和sock3的监视，内核会将eventpoll添加到这三个socket的等待队列中。

int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
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. 
第一个参数是epoll_create()的返回值(epoll的句柄).
第二个参数表示动作，用三个宏来表示. 
第三个参数是需要监听的fd. 
第四个参数是告诉内核需要监听什么事.
第二个参数的取值:
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；

struct epoll_event结构如下：
struct epoll_event {
         __uint32_t events;      /* epoll event */
         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.

添加所要监听的socket
当socket收到数据后，中断程序会操作eventpoll对象，而不是直接操作进程。

3.接收数据

当socket收到数据后，中断程序会给eventpoll的“就绪列表”添加socket引用。如下图展示的是sock2和sock3收到数据后，中断程序让rdlist引用这两个socket。

给就绪列表添加引用

eventpoll对象相当于是socket和进程之间的中介，socket的数据接收并不直接影响进程，而是通过改变eventpoll的就绪列表来改变进程状态。
当程序执行到epoll_wait时，如果rdlist已经引用了socket，那么epoll_wait直接返回，如果rdlist为空，阻塞进程。

4.阻塞和唤醒进程

假设计算机中正在运行进程A和进程B，在某时刻进程A运行到了epoll_wait语句。如下图所示，内核会将进程A放入eventpoll的等待队列中，阻塞进程。

epoll_wait阻塞进程：

int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
收集在epoll监控的事件中已经发送的事件！
参数events是分配好的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告之内核这个events有多大，这个 maxevents的值不能大于创建epoll_create()时的size. 
参数timeout是超时时间 (毫秒，0会立即返回，-1是永久阻塞). 
如果函数调用成功，返回对应I/O上已准备好的文件描述符数目，如返回0表示已超时, 返回小于0表示函
数失败.

当socket接收到数据，中断程序一方面修改rdlist，另一方面唤醒eventpoll等待队列中的进程，进程A再次进入运行状态（如下图）。也因为rdlist的存在，进程A可以知道哪些socket发生了变化。

（三）epoll的实现细节

eventpoll的数据结构是什么样子？
再留两个问题，就绪队列应该应使用什么数据结构？eventpoll应使用什么数据结构来管理通过epoll_ctl添加或删除的socket？
如下图所示，eventpoll包含了lock、mtx、wq（等待队列）、rdlist等成员。rdlist和rbr是我们所关心的。

当某一进程调用epoll_create方法时，Linux内核会创建一个eventpoll结构体，这个结构体中有两个成
员与epoll的使用方式密切相关.

struct eventpoll{ 
 .... 
 /*红黑树的根节点，这颗树中存储着所有添加到epoll中的需要监控的事件*/ 
 struct rb_root rbr; 
 /*双链表中则存放着将要通过epoll_wait返回给用户的满足条件的事件*/ 
 struct list_head rdlist; 
 .... 
};

• 每一个epoll对象都有一个独立的eventpoll结构体，用于存放通过epoll_ctl方法向epoll对象中添加进来
  的事件.
• 这些事件都会挂载在红黑树中，如此，重复添加的事件就可以通过红黑树而高效的识别出来(红黑树的插
  入时间效率是lgn，其中n为树的高度).
• 而所有添加到epoll中的事件都会与设备(网卡)驱动程序建立回调关系，也就是说，当响应的事件发生时
  会调用这个回调方法.
• 这个回调方法在内核中叫ep_poll_callback,它会将发生的事件添加到rdlist双链表中.
• 在epoll中，对于每一个事件，都会建立一个epitem结构体.

struct epitem{ 
 struct rb_node rbn;//红黑树节点 
 struct list_head rdllink;//双向链表节点 
 struct epoll_filefd ffd; //事件句柄信息 
 struct eventpoll *ep; //指向其所属的eventpoll对象 
 struct epoll_event event; //期待发生的事件类型 
}

当调用epoll_wait检查是否有事件发生时，只需要检查eventpoll对象中的rdlist双链表中是否有epitem
元素即可. 如果rdlist不为空，则把发生的事件复制到用户态，同时将事件数量返回给用户. 这个操作的时间复杂度是O(1).

1.就绪列表的数据结构

就绪列表引用着就绪的socket，所以它应能够快速的插入数据。

程序可能随时调用epoll_ctl添加监视socket，也可能随时删除。当删除时，若该socket已经存放在就绪列表中，它也应该被移除。

所以就绪列表应是一种能够快速插入和删除的数据结构。双向链表就是这样一种数据结构，epoll使用双向链表来实现就绪队列（对应上图的rdllist）。

2.索引结构

既然epoll将“维护监视队列”和“进程阻塞”分离，也意味着需要有个数据结构来保存监视的socket。至少要方便的添加和移除，还要便于搜索，以避免重复添加。红黑树是一种自平衡二叉查找树，搜索、插入和删除时间复杂度都是O(log(N))，效率较好。epoll使用了红黑树作为索引结构（对应上图的rbr）。

3.使用过程就是三部曲:

1. 调用epoll_create创建一个epoll句柄;
2. 调用epoll_ctl, 将要监控的文件描述符进行注册;
3. 调用epoll_wait, 等待文件描述符就绪;

四、epoll的不同工作模式

例子：你正在吃鸡, 眼看进入了决赛圈, 你妈饭做好了, 喊你吃饭的时候有两种方式:

1. 如果你妈喊你一次, 你没动, 那么你妈会继续喊你第二次, 第三次…(亲妈, 水平触发)
2. 如果你妈喊你一次, 你没动, 你妈就不管你了(后妈, 边缘触发)
   取快递：张三，喊你无数次（水平）lt （Level Triggered ）
   李四：喊你一次（边缘）et (Edge Triggered工)

（一）水平触发Level Triggered 工作模式

epoll默认状态下就是LT工作模式.

• 当epoll检测到socket上事件就绪的时候, 可以不立刻进行处理. 或者只处理一部分.
• 如上面的例子, 由于只读了1K数据, 缓冲区中还剩1K数据, 在第二次调用 epoll_wait 时, epoll_wait
  仍然会立刻返回并通知socket读事件就绪.
• 直到缓冲区上所有的数据都被处理完, epoll_wait 才不会立刻返回.
• 支持阻塞读写和非阻塞读写

（二）边缘触发Edge Triggered工作模式

如果我们在第1步将socket添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志, epoll进入ET工作模式.

• 当epoll检测到socket上事件就绪时, 必须立刻处理.
• 如上面的例子, 虽然只读了1K的数据, 缓冲区还剩1K的数据, 在第二次调用 epoll_wait 的时候,
  epoll_wait 不会再返回了.
• 也就是说, ET模式下, 文件描述符上的事件就绪后, 只有一次处理机会.
• ET的性能比LT性能更高( epoll_wait 返回的次数少了很多). Nginx默认采用ET模式使用epoll.
• 只支持非阻塞的读写

select和poll其实也是工作在LT模式下. epoll既可以支持LT, 也可以支持ET。

（三）对比LT和ET

• LT是 epoll 的默认行为. 使用 ET 能够减少 epoll 触发的次数. 但是代价就是强逼着程序猿一次响应就绪过程中就把所有的数据都处理完.
  相当于一个文件描述符就绪之后, 不会反复被提示就绪, 看起来就比 LT 更高效一些. 但是在 LT 情况下如果也能做到每次就绪的文件描述符都立刻处理, 不让这个就绪被重复提示的话, 其实性能也是一样的.
• 另一方面, ET 的代码复杂程度更高了.

五、Reactor

（一）定义

Reactor 翻译过来的意思是「反应堆」，可能大家会联想到物理学里的核反应堆，实际上并不是的这个意思。
这里反应指的是「对事件反应」，也就是来了一个事件，Reactor 就有相对应的反应/响应。

（二）组成部分

Reactor 模式主要由 Reactor 和处理资源池这两个核心部分组成，它俩负责的事情如下：
Reactor 负责监听和分发事件，事件类型包含连接事件、读写事件；
处理资源池负责处理事件，如 read -> 业务逻辑 -> send；

2023.10.5.linux-end!
善始善终！