引言
select/poll、epoll这些词汇相信诸位都不陌生，因为在Redis/Nginx/Netty等一些高性能技术栈的底层原理中，大家应该都见过它们的身影，接下来重点讲解这块内容，不过在此之前，先上一张图概述Java-NIO的整体结构：
观察上述结构，其实
Buffer、Channel的定义并不算复杂，仅是单纯的三层结构，因此对于源码这块不再去剖析，有兴趣的根据给出的目录结构去调试源码，自然也能摸透其原理实现。
而最关键的是Selector选择器，它是整个NIO体系中较为复杂的一块内容，同时它也作为Java-NIO与内核多路复用模型的“中间者”，但在上述体系中，却出现了之前未曾提及过的SelectorProvider系定义，那么它的作用是干嘛的呢？主要目的是用于创建选择器，在Java中创建一般是通过如下方式：
// 创建Selector选择器
Selector selector = Selector.open();
// Selector类 → open()方法
public static Selector open() throws IOException {
return SelectorProvider.provider().openSelector();
}
从源码中可明显得知，选择器最终是由SelectorProvider去进行实例化，不过值得一提的是：Selector的实现是基于工厂模式与SPI机制构建的。对于不同OS而言，其对应的具体实现并不相同，因此在Windows系统下，我们只能观测到WindowsSelectorXXX这一系列的实现，而在Linux系统时，对于的则是EPollSelectorXXX这一系列的实现，所以要牢记的是，Java-NIO在不同操作系统的环境中，提供了不同的实现，如下：
-
Windows：select -
Unix：poll -
Mac：kqueue -
Linux：epoll
当然，本次则重点剖析Linux系统下的select、poll、epoll的具体实现，对于其他系统而言，原理大致相同。
一、JDK层面的源码入口
简单的对于Java-NIO体系有了全面认知后，接下来以JDK源码作为入口进行剖析。在Java中，会通过Selector.select()方法去监听事件是否被触发，如下：
// 轮询监听选择器上注册的通道是否有事件被触发
while (selector.select() > 0){}
// Selector抽象类 → select()抽象方法
public abstract int select() throws IOException;
// SelectorImpl类 → select()方法
public int select() throws IOException {
return this.select(0L);
}
// SelectorImpl类 → select()完整方法
public int select(long var1) throws IOException {
if (var1 < 0L) {
throw new IllegalArgumentException("Negative timeout");
} else {
return this.lockAndDoSelect(var1 == 0L ? -1L : var1);
}
}
当调用Selector.select()方法后，最终会调用到SelectorImpl类的select(long var1)方法，而在该方法中，又会调用lockAndDoSelect()方法，如下：
// SelectorImpl类 → lockAndDoSelect()方法
private int lockAndDoSelect(long var1) throws IOException {
// 先获取锁确保线程安全
synchronized(this) {
// 在判断当前选择是否处于开启状态
if (!this.isOpen()) {
// 如果已关闭则抛出异常
throw new ClosedSelectorException();
} else { // 如若处于开启状态
// 获取所有注册在当前选择器上的事件
Set var4 = this.publicKeys;
int var10000;
// 再次加锁
synchronized(this.publicKeys) {
// 获取所有已就绪的事件
Set var5 = this.publicSelectedKeys;
// 再次加锁
synchronized(this.publicSelectedKeys) {
// 真正的调用select逻辑，获取已就绪的事件
var10000 = this.doSelect(var1);
}
}
// 返回就绪事件的数量
return var10000;
}
}
}
在该方法中，对于其他逻辑不必太过在意，重点可注意：最终会调用doSelect()触发真正的逻辑操作，接下来再看看这个方法：
// SelectorImpl类 → doSelect()方法
protected abstract int doSelect(long var1) throws IOException;
// WindowsSelectorImpl类 → doSelect()方法
protected int doSelect(long var1) throws IOException {
// 先判断一下选择器上是否还有注册的通道
if (this.channelArray == null) {
throw new ClosedSelectorException();
} else { // 如果有的话
// 先获取一下阻塞等待的超时时长
this.timeout = var1;
// 然后将一些取消的事件从选择器上移除
this.processDeregisterQueue();
// 再判断一下是否存在线程中断唤醒
// 这里主要是结合之前的wakeup()方法唤醒阻塞线程的
if (this.interruptTriggered) {
this.resetWakeupSocket();
return 0;
} else { // 如果没有唤醒阻塞线程的需求出现
// 先判断一下辅助线程的数量（守护线程），多则减，少则增
this.adjustThreadsCount();
// 更新一下finishLock.threadsToFinish为辅助线程数
this.finishLock.reset();
// 唤醒所有的辅助线程
this.startLock.startThreads();
try {
// 设置主线程中断的回调函数
this.begin();
try {
// 最终执行真正的poll逻辑，开始拉取事件
this.subSelector.poll();
} catch (IOException var7) {
this.finishLock.setException(var7);
}
// 唤醒并等待所有未执行完的辅助线程完成
if (this.threads.size() > 0) {
this.finishLock.waitForHelperThreads();
}
} finally {
this.end();
}
// 检测状态
this.finishLock.checkForException();
this.processDeregisterQueue();
// 获取当前选择器监听的事件的触发数量
int var3 = this.updateSelectedKeys();
// 本轮poll结束，重置WakeupSocket，为下次执行做准备
this.resetWakeupSocket();
// 最终返回获取到的事件数
return var3;
}
}
}
整个过程下来其实也并不短暂，但大体就分为三步：
- ①前置动作：判断通道数、获取阻塞时长、移除取消的事件以及判断是否需要被唤醒。
- ②核心动作：更新并唤醒所有辅助线程、设置主线程中断的回调、执行
poll拉取事件。 - ③后置动作：唤醒辅助线程完成工作、检测状态、重置条件、获取事件数并返回。
在这里面，有一个辅助线程的概念，这跟最大文件描述符有关，每当选择器上注册的通道数超过
1023时，新增一条线程来管理这些新增的通道。其实是1024，但其中有一个要用于唤醒，所以是1023（这里看可能有些懵，但待会分析过后就理解了）。
在这个过程中，最最最关键点在于其中的一行代码：
this.subSelector.poll();
在这里调用了poll方法，执行具体的事件拉取逻辑，进一步往下走：
// WindowsSelectorImpl类 → poll()方法
private int poll() throws IOException {
return this.poll0(WindowsSelectorImpl.this.pollWrapper.pollArrayAddress,
Math.min(WindowsSelectorImpl.this.totalChannels, 1024),
this.readFds, this.writeFds, this.exceptFds,
WindowsSelectorImpl.this.timeout);
}
// WindowsSelectorImpl类 → poll0()方法
private native int poll0(long var1, int var3, int[] var4,
int[] var5, int[] var6, long var7);
最后会调用WindowsSelectorImpl.poll()方法，而该方法最终会调用本地的native方法：poll0()方法，而在JVM的源码实现中，该方法最终会调用内核所提供的函数。
OK~，由于
Windows有IDEA工具辅助，所以方便调试源码，因此这里以WindowsSelectorXXX系的举例说明，但由于整个Java-NIO的核心组件，都是基于工厂模式编写的源码，所以其他操作系统下的源码位置也相同，仅最终调用的内核函数不同！！！
最终稍做总结，JDK层面的源码入口，核心流程如下：
- ①
Selector抽象类 →select()抽象方法 - ②
SelectorImpl类 →select()方法 - ③
SelectorImpl类 →lockAndDoSelect()方法 - ④
SelectorImpl类 →doSelect()方法 - ⑤
XxxSelectorImpl类 →doSelect()方法 - ⑥
XxxSelectorImpl类 →poll()方法 - ⑦
XxxSelectorImpl类 →JNI本地的poll0()方法
如若在Windows系统下，上述的XxxSelectorImpl类则为WindowsSelectorImpl，同理，如若在Linux系统下，XxxSelectorImpl类则为EpollSelectorImpl。
最后，如果大家对于JDK层面的
EPoll感兴趣，可自行反编译Linux版的JDK源码，EpollSelectorXXX的相关定义位于：jdk\src\solaris\classes\sun\nio\ch\目录下。
二、JDK源码级别的入口
经过第一阶段的分析后，会发现最终其实调用了native本地方法poll0()，在之前的《JVM运行时数据区-本地方法栈》的文章提到过，当程序执行时碰到native关键字修饰的方法时，会调用C/C++所编写的本地方法库中的实现，那么又该如何查找native方法对应的源码呢？接着一起来聊一下。
①由于Oracle-jdk是收费的，所以咱们首先下载open-jdk1.8的源码，可以自行在Open-JDK官网下载，但官网下载时，常常会由于网络不稳定而中断，下载起来相当费劲，因此也为大家提供一下《open-jdk1.8》的源码链接。
②下载之后解压源码包，然后进入jdk8-master\jdk\src\目录，在其中你会看到不同操作系统下的Java实现，JDK源码会以操作系统的类型分包，不同系统的对应不同的实现，如下：
但关于
Linux系统下的Java-NIO实现，实际上并不在linux目录中，而是在solaris目录，进入solaris目录如下：
solaris目录中还包含了LinuxOS、SunOS(SolarisOS/UnixOS)以及MacOS等操作系统下的Java-NIO实现，但关于MacOS下的Java-NIO完整实现，则位于前面的macosx目录中，这里仅包含一部分，结构如下：
观察上图会发现，solaris目录中包含了KQueue、EPoll、Poll、DevPoll等IO多路复用模型的Java实现，但关于Mac-KQueue的完整实现则在macosx目录。
OK~，到目前为止大家对于
JDK源码的目录结构应该有了基本认知。
稍微总结一下，重点就是搞清楚两个位置：
- ➊
jdk8-master\jdk\src\xxxOS\classes\sun\nio\ch：对应nio包下的Java代码。 - ➋
jdk8-master\jdk\src\xxxOS\native\sun\nio\ch：对应nio包中native方法的JNI代码。
③搞清楚JDK源码目录的结构后，那以之前分析的Windows-NIO为例：
private native int poll0(long var1, int var3, int[] var4,
int[] var5, int[] var6, long var7);
对于poll0()这个本地方法，又该如何查找对应的源码呢？根据上述的源码结构，先去到\windows\native\sun\nio\ch目录中，然后找到与之对应的WindowsSelectorImpl.c文件，最终就能在该文件中定位到对应的JNI方法：Java_sun_nio_ch_WindowsSelectorImpl_00024SubSelector_poll0（名字略微有些长）。
④找到对应的JNI方法源码后，其中存在这么一行：
观察之后不难发现，其实最终还会调用到OS内核的提供的select()函数，所以poll0()实际上会依赖OS提供的多路复用函数实现相应的功能，对于其他操作系统而言，也是同理。
但是接下来只会重点叙述
Linux下的三大IO多路复用函数：select、poll、epoll，而对于Windows-select、Mac-kqueue不会进行深入讲解（不是不想分析，而是由于Windows、Mac系统都属于闭源的，想分析也无法获取其具体的源码实现过程）。
三、文件描述符与自实现网络服务器
到目前可得知：Java中的NIO最终会依赖于操作系统所提供的多路复用函数去实现，而Linux系统下对应的则是epoll模型，但epoll的前身则是select、poll，因此我们先分析select、poll多路复用函数，再分析其缺点，逐步引出epoll的由来，最终进一步对其进行全面剖析。
相信大家在学习Linux时，都听说过“Linux本质上就是一个文件系统”这句话，在Linux-OS中，万事万物皆为文件，连网络连接也不例外，因此在分析多路复用模型之前，咱们首先对这些基础概念做一定了解。
3.1、文件描述符(FD)
在上述中提到过：Linux的理念就是“一切皆文件”，在Linux中几乎所有资源都是以文件的形式呈现的。如磁盘的数据是文件，网络套接字是文件，系统配置项也是文件等等，所有的数据内容在Linux都是通过文件系统来管理的。
既然所有的内容都是文件，那当我们要操作这些内容时，又该如何处理呢？为了方便系统执行，Linux都是通过文件描述符File Descriptor对文件进行操作，对于文件描述符这个概念可以通过一个例子来理解：
Object obj = new Object();
上述是Java创建对象的一行代码，类比Linux的文件系统，后面new Object()实例化出来的对象可以当成是具体的文件内容，而前面的引用obj则可理解为是文件描述符。Linux通过FD操作文件，其实本质上与Java中通过reference引用操作对象的过程无异。
而当出现网络套接字连接时，所有的网络连接都会以文件描述符的形式在内核中存在，也包括后面会提及的多路复用函数
select、poll、epoll都会基于FD对网络连接进行操作，因此先阐明这点，作为后续分析的基础。
3.2、自己设计网络连接服务器
在分析之前，我们先自己设想一下，如果有个需求：请自己设计一套网络连接系统，那么此时你会怎么做呢？此刻例如来了5个网络连接，如下：
那么又该如何处理这些请求呢？最简单的方式：
对于每个到来的网络连接都为其创建一条线程，每个连接由单独的线程负责处理，所以最初的
BIO也是这样来的，由于设计起来非常简单，所以它成为了最初的网络IO模型，但这种方式的缺陷非常明显，在之前的BIO章节也曾分析过，无法支撑高并发的流量访问，因此这种多线程的方式去实现自然行不通了，兜兜转转又得回到单线程的角度去思考，单线程如何处理多个网络请求呢？最简单的方式，伪代码如下：
// 不断轮询监听所有的网络连接
while(true){
// 遍历所有的网络套接字连接
for(SocketFD xFD : FDS){
// 判断网络连接中是否有数据
if (xFD.data != null){
// 从套接字中读取网络数据
readData();
// 将网络数据交给应用程序处理（写入对应的程序缓冲区）
processingData();
// ......
}
}
}
如上代码，当有网络连接到来时，将其加入FDS数组中，然后由单条线程不断的轮询监听所有网络套接字，如果套接字中有数据，则从中将网络数据读取出来，然后将读取到的网络数据交给应用程序处理。
这似乎是不是就通过单线程的方式解决了多个网络连接的问题？答案是
Yes，但相较而言，性能自然不堪入目，如果内核是这样去处理网络连接，对于并发支持自然也上不去，那Linux内核具体是如何处理的呢？一起来看看。
四、多路复用函数 - select()
在JDK1.8的源码中，刚刚似乎并未发现Selectxxx这系列的定义，这是由于Linux内核2.6之后的版本中，已经使用epoll代替了select，所以对应的JDK1.5之后版本，也将Linux-select的实现给移除了，所以如若想观测到Linux-select相关的实现，那还需先安装一个kernel-2.6以下的Linux系统，以及还需要下载JDK1.5的源码，这样才能分析完整的select实现。
我大致过了一下内核中的源码，对于
select函数的实现大致在2000行左右，大致看下来后，由于对C语言没有那么熟悉，并且源码实现较长，因此后续不再以全源码链路的方式剖析，而是适当结合部分核心源码进行阐述。当然，如若你的C语言功底还算扎实，那可以下载《Linux2.6.28.6版本内核源码》解压调试。
先讲清楚接下来的分析思路，在后续分析IO多路复用函数时，大体会以调用入口 → 函数定义 → 核心结构体 → 核心源码 → 函数缺陷这个思路进行展开。
4.1、Java-select函数的JNI入口
对于Open-JDK1.4、1.5的源码，由于年代较久远了，实在没有找到对应的JDK源码，所以在这里分析Linux-select函数时，就以前面分析的Windows-select思路举例说明，如下：
- ①
Java中通过调用选择器的select()方法监听客户端连接。 - ②线程执行时，会执行到当前平台对应的选择器实现类的
doSelect()方法。 - ③接着会调用实现类对应的
poll()轮询方法，最终在该方法中会调用其native方法。 - ④当线程需要执行本地方法时，触发
JNI调用，会在本地方法库中查找对应的C实现。 - ⑤定位到
native本地方法对应的C语言函数，然后执行对应的C代码。 - ⑥在
C代码的函数中，最终会发起系统调用，那假设此时系统调用的函数为select()。
此时，对于Java是如何调用底层操作系统内核函数的过程就分析出来了，但是由于这里没有下载到对应版本的源码，因此无法通过源码进行演示，但就算没有对应的源码作为依据也无大碍，因为无论是什么类型的操作系统，也无论调用的是哪个多路复用函数，本质上入口都是相同的，只是JNI调用时会存在些许差异。
4.2、内核select函数的定义
OK~，得知了Java-NIO执行的前因后果后，现在来聊一聊最初NIO会调用的系统函数：select，在Linux中的定义如下：
// 定义位于/sys/select.h文件中
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds,
fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
select函数定义中，存在五个参数，如下：
-
nfds：表示FDS中有效的FD数量，全部文件描述符的最大值+1。 -
readfds：表示需要监控读事件发生的文件描述符集合。 -
writefds：表示需要监控写事件发生的文件描述符集合。 -
exceptfds：表示需要监控异常/错误发生的文件描述符集合。 -
timeout：表示select在没有事件触发的情况下，会阻塞的时间。
4.3、select结构体 - fd_set、timeval
在上述中简单了解select的定义与参数后，大家可能会有些晕乎乎的，这是由于这五个参数中涉及到两组类型的定义，分别为fd_set、timeval，先来看看它们是如何定义的：
// 相关定义位于linux/types.h、linux/posix_types.h文件中
// -------linux/types.h----------
// 这里定义了一个__kerenl_fd_set的类型，别名为fd_set。
typedef __kerenl_fd_set fd_set;
省略其他.....
// -------linux/posix_types.h----------
/*
unsigned long表示无符号长整型，占4bytes/32bits
sizeof()函数是求字节的长度，sizeof(unsigned long)=4
因此最终这里的__NFDBITS=(8 * 4)=32
*/
#undef __NFDBITS
#define __NFDBITS (8 * sizeof(unsigned long))
// 这里限制了最大长度为1024（可修改，不推荐）
#undef __FD_SETSIZE
#define __FD_SETSIZE 1024
// 根据前面的__NFDBITS求出long数组的最大容量为：1024/32=32个
#undef __FD_SET_LONGS
#define __FD_SET_LONGS (__FD_SETSIZE/__NFDBITS)
// 这两组定义则是用于置位、复位（清除置位）的
#undef __FDELT
#define __FDELT(d) ((d) / __NFDBITS)
#undef __FDMASK
#define __FDMASK(d) (1UL << (d) % __NFDBITS)
// 这里定义了__kerenl_fd_set类型，本质上是一个long数组
typedef struct {
unsigned long fds_bits [__FDSET_LONGS];
} __kerenl_fd_set;
观察上述源码，其实你会发现fd_set的定义是__kerenl_fd_set类型的，而__kerenl_fd_set的定义本质上就是一个long数组，同时在__kerenl_fd_set的定义中，也声明了最大长度为1024，相信了解过多路复用函数的小伙伴都知道select模型的最大缺陷之一就在于：最多只能监听1024个文件描述符，而对于具体是为什么，相信看到这个源码大家就彻底清楚了。
PS：首先基于上述的知识，已经得知最大长度为
1024，但这1024并非代表着：数组可以拥有1024个long元素，而是限制了这个long数组最多只能有1024个比特位的长度，也就是数组中最多能拥有1024/32=32个元素。对于这点，在源码中也有定义，大家可参考源码中的注释。
OK~，那这个long类型的数组究竟有什么作用呢？简单来说明一下，在这个fd_set的数组中，其实每个位对应着一个FD文件描述符的状态，0代表没有事件发生，1则代表有事件触发，如下图：
在这个数组中，所有的long元素，在计算机底层本质上都会被转换成bit存储，而每一个bit位都对应着一个FD，所以这个数组本质上就组成了一个位图结构，同时为了方便操作这个位图，在之前的sys/select.h文件中还提供了一组宏函数，如下：
// 位于/sys/select.h文件中
// 将一个fd_set数组所有位都置零
int FD_ZERO(int fd, fd_set *fdset);
// 将指定的某个位复位（赋零）
int FD_CLR(int fd, fd_set *fdset);
// 将指定的某个位置位（赋一）
int FD_SET(int fd, fd_set *fd_set);
// 检测指定的某个位是否被置位
int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset);
// 这里则是上述宏函数的实现（位操作过程）
# define __FD_ZERO(set) \
do { \
unsigned int __i; \
fd_set *__arr = (set); \
for (__i = 0; __i < sizeof (fd_set) / sizeof (__fd_mask); ++__i) \
__FDS_BITS (__arr)[__i] = 0; \
} while (0)
#define __FD_SET(d, set) \
((void) (__FDS_BITS (set)[__FD_ELT (d)] |= __FD_MASK (d)))
#define __FD_CLR(d, set) \
((void) (__FDS_BITS (set)[__FD_ELT (d)] &= ~__FD_MASK (d)))
#define __FD_ISSET(d, set) \
((__FDS_BITS (set)[__FD_ELT (d)] & __FD_MASK (d)) != 0)
对于定义的几组宏函数，可以参考上述注释中的解释，而对于这些函数是如何实现的，大家可以自行阅读贴出的源码。接下来再看看timeval结构体是如何定义的：
struct timeval {
long tv_sec; /* 秒 */
long tv_usec; /* 毫秒 */
};
其实这个结构体就是一个阻塞的时间，好比select传入的timeout参数为3，则timeval.tv_sec=3、timeval.tv_usec=3000，代表调用select()没有获取到有效事件的情况下，在3s内会不断循环检测。当然，这个timeout的值会分为三种情况：
-
0：表示调用select()函数后不等待，没有就绪事件时直接返回。 -
NULL：表示调用select()函数后无限等待，阻塞至出现中断信号或触发事件后返回。 - 正数：表示调用
select()函数后，在指定的时间内等待事件触发，超时则返回。
至此，对于
select()函数所需参数中，涉及到的两个结构体已经弄明白了，那么再回来看看select()的五个参数。
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds,
fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
调用select()时，中间的三个参数要求传入fd_set类型，它们分别对应着：那些文件描述符需要监听读事件发生、那些文件描述符需要监听写事件发生、那些文件描述符需要监听异常错误发生。当调用select()函数后会陷入阻塞，直到有描述符的事件就绪（有数据可读、可写或出现异常错误）或超时后才会返回。而select()函数返回也会存在三种状态：
-
0：当描述符集合中没有事件触发，并且超出设置的时间后，会返回0。 -
-1：当select执行过程中，出现异常/错误时则会返回-1。 - 正数：如果监视的文件描述符集合中有事件发生（有数据），则会对应的事件数量。
4.4、select()函数的使用案例
在上述中已经对于select()函数的一些基础知识建立了认知，接下来上个伪代码感受一下select()函数的使用过程：
/* ----------①---------- */
// 创建服务端socket套接字，并监听客户端连接
serverSockfd = socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0);
// 省略.....
bind(serverSockfd,IP,Port);
listen(serverSockfd,numfds);
// 这里是已经接收的客户端连接集合
fds[numfds] = accept(serverSockfd,.....);
/* ----------②---------- */
// 将所有的客户端连接，分别加入对应的位图中
FD_SET readfds, writefds, exceptfds;
int read_count = 0, write_count = 0, except_count = 0;
for (i = 0; i < numfds; i++) {
if (fds[i].events == 读取事件){
// 加入readfds
}
if (fds[i].events == 写入事件){
// 加入writefds
}
// 省略.....
}
/* ----------③---------- */
// 求出最大的fds值
maxfds = ....;
struct timeval timevalue, *tv;
// 省略.....
/* ----------④---------- */
while(1){
// 初始化位图
FD_ZERO(readfds);
FD_ZERO(writefds);
FD_ZERO(exceptfds);
// 分别对每个位图中需要监听的FD进行置位
for (i = 0; i < numfds; i++) {
if (fds[i].events == 读取事件){
FD_SET(fds[i],&readfds);
}
// 省略其他置位处理.....
}
// 调用select函数
int result = select(maxfds+1, &readfds, &writefds, &exceptfds, tv);
/* ----------⑤---------- */
if (result == 0){
// 处理超时并返回....
}
if (result < 0){
// 处理异常并返回....
}
/* ----------⑥、⑦---------- */
// 能执行到这里，代表select()返回大于0
for (i = 0; i < numfds; i++) {
if(FD_ISSET(fds[i],&readfds)){
// 读取被置位的socket.....
read(fds[i], buffer,0,MAXBUF);
}
// 省略其他......
}
}
上述的伪代码虽然看着较多，但本质上并不难，大体分为如下几步：
- ①创建服务端的
Socket套接字并绑定相关的地址，建立监听，等待客户端连接。 - ②将所有的客户端连接，根据注册的事件，分别将其加入到对应的位图中。
- ③求出文件描述符的最大值，并对于超时时间这个参数进行初始化构建。
- ④对位图做置位，调用
select()函数并传入的相关参数，等待内核处理完成。 - ⑤根据内核的返回结果，进行对应处理，如超时处理、异常处理、事件处理等。
- ⑥如果没有超时以及出现错误，那么则遍历判断那个
FD有数据的（被置位）。 - ⑦对于有事件发生的
FD，根据其事件类型进行对应的处理（读、写数据）。
对于这个伪代码，其实也是调用select()函数的通用模型，以Java的JNI调用为例，其实大体的过程也是相同的，如下：
没有下载到
JDK1.5的源码，所以以Windows-select的调用为例。
4.5、内核select函数核心源码
在上述过程中，我们调用了select()函数实现了IO多路复用，但调用之后select()的执行过程，相对而言其实是未知，那么接着再来看看select()的核心源码，剖析一下调用select后，内核究竟会如何处理。
内核源码的执行流程：
sys_select() → SYSCALL_DEFINE5() → core_sys_select() → do_select() → f_op->poll/tcp_poll()。
所有的系统调用，都可以在它的名字前加上“sys_”前缀，这就是它在内核中对应的函数。比如系统调用open、read、write、select，与之对应的内核函数为：sys_open、sys_read、sys_write、sys_select，因此上述的sys_select()其实就是select()函数再内核中对应的函数。
接着来看看SYSCALL_DEFINE5()、core_sys_select()函数的内容：
// 位于fs/select.c文件中（sys_select函数）
SYSCALL_DEFINE5(select, int, n, fd_set __user *, inp, fd_set __user *, outp,
fd_set __user *, exp, struct timeval __user *, tvp)
{
struct timespec end_time, *to = NULL;
struct timeval tv;
int ret;
// 判断是否传入了超时时间
if (tvp) {
if (copy_from_user(&tv, tvp, sizeof(tv)))
return -EFAULT;
to = &end_time;
// 如果已经到了超时时间，则中断执行并返回
if (poll_select_set_timeout(to,
tv.tv_sec + (tv.tv_usec / USEC_PER_SEC),
(tv.tv_usec % USEC_PER_SEC) * NSEC_PER_USEC))
return -EINVAL;
}
// 未超时或没有设置超时时间的情况下，调用core_sys_select
ret = core_sys_select(n, inp, outp, exp, to);
ret = poll_select_copy_remaining(&end_time, tvp, 1, ret);
return ret;
}
// 位于fs/select.c文件中（core_sys_select函数）
int core_sys_select(int n, fd_set __user *inp, fd_set __user *outp,
fd_set __user *exp, struct timespec *end_time)
{
fd_set_bits fds;
void *bits;
int ret, max_fds;
unsigned int size;
struct fdtable *fdt;
/* 由于涉及到了用户态和内核态的切换，因此将位图存储在栈上，
（尽量提升状态切换时的效率，这里采用栈的方式存储） */
long stack_fds[SELECT_STACK_ALLOC/sizeof(long)];
ret = -EINVAL;
if (n < 0)
goto out_nofds;
// 先计算出max_fds值
rcu_read_lock();
fdt = files_fdtable(current->files);
max_fds = fdt->max_fds;
rcu_read_unlock();
if (n > max_fds)
n = max_fds;
// 根据前面计算的max_fds值，判断一下前面开栈空间是否足够
// （在这里涉及到一个新的结构体：fd_set_bits，稍后详细分析）
size = FDS_BYTES(n);
bits = stack_fds;
if (size > sizeof(stack_fds) / 6) {
// 如果空间不够则调用内核的kmalloc为fd_set_bits分配更大的空间
ret = -ENOMEM;
bits = kmalloc(6 * size, GFP_KERNEL);
if (!bits)
goto out_nofds;
}
// 将fd_set_bits中六个位图指针指向分配好的内存位置
fds.in = bits;
fds.out = bits + size;
fds.ex = bits + 2*size;
fds.res_in = bits + 3*size;
fds.res_out = bits + 4*size;
fds.res_ex = bits + 5*size;
// 将用户空间提交的三个fd_set拷贝到内核空间
if ((ret = get_fd_set(n, inp, fds.in)) ||
(ret = get_fd_set(n, outp, fds.out)) ||
(ret = get_fd_set(n, exp, fds.ex)))
goto out;
zero_fd_set(n, fds.res_in);
zero_fd_set(n, fds.res_out);
zero_fd_set(n, fds.res_ex);
// 调用select模型的核心函数do_select()
ret = do_select(n, &fds, end_time);
if (ret < 0)
goto out;
// 检测到有信号则系统调用退出，返回用户空间执行信号处理函数
if (!ret) {
ret = -ERESTARTNOHAND;
if (signal_pending(current))
goto out;
ret = 0;
}
if (set_fd_set(n, inp, fds.res_in) ||
set_fd_set(n, outp, fds.res_out) ||
set_fd_set(n, exp, fds.res_ex))
ret = -EFAULT;
// goto跳转的对应点
out:
if (bits != stack_fds)
kfree(bits);
out_nofds:
return ret;
}
源码看过去，看起来有些多，对于C语言不太熟悉的小伙伴可能看的会一脸懵，但没关系，我们不去讲细了，重点理解其主干内容，上述源码分为如下几步：
- ①先判断调用
select()时，是否设置了超时时间：- 是：记录一下超时的时间点，并判断一下是否超时，超时则中断并返回。
- 否：没有超时或没设置超时时间，则调用
core_sys_select()函数。
- ②计算出最大的文件描述符，然后采用开栈方式存储递交的参数值。
- ③根据计算出的
max_fds值，判断开栈空间能否可以存储递交的参数值：- 不能：调用内核的
kmalloc分配器为fd_set_bits分配更大的空间（新分配的内存是在堆）。 - 能：更改
fd_set_bits中的指针指向，然后将递交的三个fd_set拷贝到内核空间。
- 不能：调用内核的
- ④上述工作全部已就绪后，调用
select()函数中的核心函数：do_select()处理。
在上述过程中，理解起来并不复杂，唯一的疑惑点就在于多出了一个新的结构体：fd_set_bits，那它究竟是什么意思呢？先来看看它的定义：
typedef struct {
unsigned long *in, *out, *ex;
unsigned long *res_in, *res_out, *res_ex;
} fd_set_bits;
很明显，fd_set_bits是由六个元素组成的，这六个元素分别对应着六个位图，其中前三个则对应调用select()函数时递交的三个参数：readfds、writefds、exceptfds，而后三个则对应着select()执行完成之后返回的位图，为什么还需要有后面三个呢？
因为
select()在遍历需要监听的文件描述符列表时，也需要三个对应的位图来记录哪些FD中是有数据的，因此也需要有三个位图对应着传入的三个位图，在select()执行完成后，如若有Socket中存在数据需要处理，那则会将这三个位图中对应的Socket位置进行置位，然后从内核空间再将其拷贝回用户空间，以供程序处理。
OK~，了解fd_set_bits结构后，对于core_sys_select函数中做的工作就自然理解了，一句话总结一下这个函数做的工作：
core_sys_select只不过是在为后面要调用的do_select()函数做准备工作而已。
当然，在上述的core_sys_select函数中还涉及到两个函数：get_fd_set()、set_fd_set()，其实现如下：
// 调用了copy_from_user()函数，也就是从用户空间拷贝数据到内核空间
static inline
int get_fd_set(unsigned long nr, void __user *ufdset, unsigned long *fdset)
{
nr = FDS_BYTES(nr);
if (ufdset)
return copy_from_user(fdset, ufdset, nr) ? -EFAULT : 0;
memset(fdset, 0, nr);
return 0;
}
// 调用了__copy_to_user()函数，也就是将数据从内核空间拷贝回用户空间
static inline unsigned long __must_check
set_fd_set(unsigned long nr, void __user *ufdset, unsigned long *fdset)
{
if (ufdset)
return __copy_to_user(ufdset, fdset, FDS_BYTES(nr));
return 0;
}
从最终调用的copy_from_user()、copy_to_user()两个函数中就能得知，这就是用于用户空间与内核空间之间数据拷贝的函数而已。
那么再来看看select()的核心函数do_select()吧，先上源码：
int do_select(int n, fd_set_bits *fds, struct timespec *end_time)
{
ktime_t expire, *to = NULL;
// -------- 核心结构：poll_wqueues -------------
struct poll_wqueues table;
poll_table *wait;
int retval, i, timed_out = 0;
unsigned long slack = 0;
// 先获取一下最大的文件描述符
rcu_read_lock();
retval = max_select_fd(n, fds);
rcu_read_unlock();
// 如果获取到的值为负数，则返回select()执行过程中错误
if (retval < 0)
return retval;
n = retval;
// 初始化poll_wqueues结构体中的poll_table，并更改__pollwait的指针指向
poll_initwait(&table);
wait = &table.pt;
// 如果系统调用select()函数时，设置的超时时间为0，
// 那么赋值timed_out = 1，表示未获取到事件的情况下不阻塞，直接返回。
if (end_time && !end_time->tv_sec && !end_time->tv_nsec) {
wait = NULL;
timed_out = 1;
}
// 如果设置了超时时间，则预估一下还剩下多少时间
if (end_time && !timed_out)
slack = estimate_accuracy(end_time);
retval = 0; // 这个是最终返回的值
// 开启轮询，这里是核心！！！
for (;;) {
unsigned long *rinp, *routp, *rexp, *inp, *outp, *exp;
// 对于每个需要监听的fd，向其等待队列中注册后一个entry
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
// 准备工作
inp = fds->in; outp = fds->out; exp = fds->ex;
rinp = fds->res_in; routp = fds->res_out; rexp = fds->res_ex;
for (i = 0; i < n; ++rinp, ++routp, ++rexp) {
unsigned long in, out, ex, all_bits, bit = 1, mask, j;
unsigned long res_in = 0, res_out = 0, res_ex = 0;
const struct file_operations *f_op = NULL;
struct file *file = NULL;
// 做一次位或操作，对于并集为0的FD直接忽略
// （在前面分析过，只有置位=1的，才代表这个FD需要被监听事件）
in = *inp++; out = *outp++; ex = *exp++;
all_bits = in | out | ex;
if (all_bits == 0) {
i += __NFDBITS;
continue;
}
// 内层循环：开始对需要监听的FD进行扫描（核心中的核心！！）
for (j = 0; j < __NFDBITS; ++j, ++i, bit <<= 1) {
int fput_needed;
if (i >= n)
break;
if (!(bit & all_bits))
continue;
file = fget_light(i, &fput_needed);
// 这里是重点：主要做了f_op->poll这个操作（具体含义后面细聊）
if (file) {
f_op = file->f_op;
mask = DEFAULT_POLLMASK;
// 检测对应的FD是否能够进行IO操作
if (f_op && f_op->poll)
// 会调用具体设备的poll()方法
mask = (*f_op->poll)(file, retval ? NULL : wait);
fput_light(file, fput_needed);
// 判断对应的文件描述符目前的状态
// 如果是可读状态，则将其res_in集合对应的坑位置1
if ((mask & POLLIN_SET) && (in & bit)) {
res_in |= bit;
retval++;
}
// 如果是可写状态，则将其res_out集合.......
if ((mask & POLLOUT_SET) && (out & bit)) {
res_out |= bit;
retval++;
}
if ((mask & POLLEX_SET) && (ex & bit)) {
res_ex |= bit;
retval++;
}
}
}
// 对于监听到有数据的FD，赋值给之前要返回的位图中
if (res_in)
*rinp = res_in;
if (res_out)
*routp = res_out;
if (res_ex)
*rexp = res_ex;
cond_resched();
}
// 如果扫描到了活跃FD、或出现超时、出现唤醒信号以及指向碰到错误
// 中断循环扫描，返回到之前的core_sys_select()函数中
// 如若是被唤醒或超时了，则会重新扫描一次所有FD
wait = NULL;
if (retval || timed_out || signal_pending(current))
break;
if (table.error) {
retval = table.error;
break;
}
// 第一次循环时，如果设置了超时时间，那么则将时间赋值给to指针
if (end_time && !to) {
expire = timespec_to_ktime(*end_time);
to = &expire;
}
/* 未扫描到活跃的FD，则调用schedule_hrtimeout_range函数，
函数作用：让当前程序进入睡眠，让出CPU资源，避免无效扫描浪费CPU，
调用时传入了to，这是调用时指定的阻塞时间，超时则返回0，
如果在睡眠过程中，被socket唤醒则返回-EINTR */
if (!schedule_hrtimeout_range(to, slack, HRTIMER_MODE_ABS))
timed_out = 1; // 睡眠超时后置1，方便后面退出循环返回到上层
}
__set_current_state(TASK_RUNNING);
// 清理各个驱动程序的等待队列头，
// 同时释放所有空出来的poll_table_page页(包含的poll_table_entry)
poll_freewait(&table);
// 返回扫描到的活跃FD数量
return retval;
}
对于源码的执行过程，在上面都已给出了相关注释，但看起来有些费力，我们稍后再去总结一遍，但在此之前我们需要先理解两个内容：活跃FD数、poll_wqueues结构体。
活跃
FD数：表示有事件发生的文件描述符，比如一个网络套接字中有数据可读，那么这个Socket对应的FD则可记为一次活跃数。如果一个FD同时触发了两个事件，那么则会计算两次活跃数。
poll_wqueues结构体则属于do_select()函数中的一个核心结构，定义如下：
// 位于include/linux/poll.h文件中
struct poll_wqueues {
// 驱动注册，回调函数__pollwait的指针
poll_table pt;
// 如果下面的inline_entries不够 就会需要
struct poll_table_page * table;
int error;
// 记录下面的table使用过的下标
int inline_index;
// 对应下述的poll_table_entry结构
struct poll_table_entry inline_entries[N_INLINE_POLL_ENTRIES];
};
// 加入等待队列的节点
struct poll_table_entry {
struct file * filp;
wait_queue_t wait;
wait_queue_head_t * wait_address;
};
// 回调函数的指针
typedef struct poll_table_struct {
poll_queue_proc qproc;
} poll_table;
对于这个结构体而言，核心就在于其中的pt成员，它是poll_table类型的，不过想要理解它，那首先必须明白一个知识点：
当某个进程需要对一个
IO设备（例如socket）进行读写时，如果发现此设备的数据暂且还未就绪，所以不能进行读写操作，当前进程就需要阻塞等待。为了实现阻塞进程，那每个socket/IO设备都有个等待队列，当进程需要阻塞等待数据时，就可以将该进程添加到对应的等待队列中进行休眠，当socket数据就绪后，再唤醒队列中的进程。
而poll_table结构就是为了将进程添加到等待队列中而创造的，在上述源码中调用poll_initwait()函数后，就会将poll_wqueues中的poll_table成员的poll_queue.proc设置为__pollwait()回调函数，当后续执行到f_op->poll()时会调用poll_wait()函数，最终就会执行到这里设置的__pollwait()回调，这两个函数实现如下：
// 将当前进程添加到wait参数指定的等待列表(poll_table)中
poll_wait(struct file *filp, wait_queue_head_t *queue, poll_table *wait)
{
if (p && wait_address)
p->qproc(filp, wait_address, p);
}
// 设置唤醒回调函数为pollwake函数，并将poll_table_entry.wait加入等待队列
static void __pollwait(struct file *filp, wait_queue_head_t *wait_address,
poll_table *p)
{
struct poll_wqueues *pwq = container_of(p, struct poll_wqueues, pt);
struct poll_table_entry *entry = poll_get_entry(p);
if (!entry)
return;
get_file(filp);
entry->filp = filp;
// 设置等待队列头
entry->wait_address = wait_address;
// 设置关注的事件
entry->key = p->key;
// 设置等待队列节点的回调函数为pollwake()
init_waitqueue_func_entry(&entry->wait, pollwake);
// 私有数据 poll_wqueues
entry->wait.private = pwq;
// 将 poll_table_entry 添加到对应的等待队列上
add_wait_queue(wait_address, &entry->wait);
}
OK~，到这里看的可能会有些懵，因为这是跟后续的唤醒动作有关的，待会儿结合具体的设备驱动一起来理解，现在咱们重点先分析一下do_select()函数的核心过程：
- ①准备阶段：获取最大文件描述符值、设置阻塞回调、处理超时时间等。
- ②开启轮询，将不需要监听的
FD忽略，需要监听的FD都向其等待队列注册一个entry。 - ③开启循环将所有需要监听的
FD全部扫描一遍，判断FD对应的设备是否有数据可读写：- 有：直接跳到步骤⑤。
- 没有：内核调用
schedule让当前进程睡眠xx秒，让出cpu进入阻塞。
- ④如果有
FD主动唤醒了当前进程，或xx秒后自己醒了，再次跳回步骤③。 - ⑤如果从文件描述符集合中扫描到了有数据可读写的
FD，记录相应的活跃个数。 - ⑥将就绪事件结果保存在
fds的res_in、res_out、res_ex集合中，然后调用poll_freewait()函数移除各个驱动程序的等待队列头，最后返回对应的活跃FD数。
do_select()函数的核心流程总结给出来了，其实粗略理解起来也不难，唯一有些绕的估计就是进程阻塞/唤醒这块的内容，下面重点来说一下这块。
在
do_select()中，扫描FD时有一个核心操作：
mask = (*f_op->poll)(file, retval ? NULL : wait);
在这步操作中，会调用文件描述符对应设备的poll检测当前是否能够进行IO操作，那么对于网络Socket套接字而言，调用poll之后，对应的接口就是sock_poll()，其定义位于net/ipv4/，如下：
static unsigned int sock_poll(struct file *file, poll_table * wait)
{
struct socket *sock;
sock = socki_lookup(file->f_dentry->d_inode);
return sock->ops->poll(file, sock, wait);
}
实现很简单，首先会通过socki_lookup()函数将文件描述符转换为具体的Socket套接字，然后会调用该socket.poll()函数，例如这里的套接字是TCP类型的，那么对应的实现就是tcp_poll()函数：
// 位于net/ipv4/tcp/目录下
unsigned int tcp_poll(struct file *file, struct socket *sock, poll_table *wait)
{
unsigned int mask;
struct sock *sk = sock->sk;
struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);
poll_wait(file, sk->sk_sleep, wait);
if (sk->sk_state == TCP_LISTEN)
return inet_csk_listen_poll(sk);
// 用mask来记录socket数据是否可被读写
mask = 0;
// 开始进行判断
if (sk->sk_err)
mask = POLLERR;
if (sk->sk_shutdown == SHUTDOWN_MASK || sk->sk_state == TCP_CLOSE)
mask |= POLLHUP;
if (sk->sk_shutdown & RCV_SHUTDOWN)
mask |= POLLIN | POLLRDNORM | POLLRDHUP;
if ((1 << sk->sk_state) & ~(TCPF_SYN_SENT | TCPF_SYN_RECV)) {
int target = sock_rcvlowat(sk, 0, INT_MAX);
if (tp->urg_seq == tp->copied_seq &&
!sock_flag(sk, SOCK_URGINLINE) &&
tp->urg_data)
target--;
if (tp->rcv_nxt - tp->copied_seq >= target)
mask |= POLLIN | POLLRDNORM;
if (!(sk->sk_shutdown & SEND_SHUTDOWN)) {
if (sk_stream_wspace(sk) >= sk_stream_min_wspace(sk)) {
mask |= POLLOUT | POLLWRNORM;
} else { /* send SIGIO later */
set_bit(SOCK_ASYNC_NOSPACE,
&sk->sk_socket->flags);
set_bit(SOCK_NOSPACE, &sk->sk_socket->flags);
/* Race breaker. If space is freed after
* wspace test but before the flags are set,
* IO signal will be lost.
*/
if (sk_stream_wspace(sk) >= sk_stream_min_wspace(sk))
mask |= POLLOUT | POLLWRNORM;
}
}
if (tp->urg_data & TCP_URG_VALID)
mask |= POLLPRI;
}
// 最终返回当前socket是否可被读写
return mask;
}
在这个函数中，首先会调用poll_wait()函数将当前进程添加到wait等待列表中，然后检测socket目前数据是否可以被读写，最终通过mask变量来记录当前套接字的数据是否可被读写，如果可读写会将对应的FD记录为活跃状态。如若不可读写则会先返回，然后等当前进程遍历完所有FD后，所有的FD都不能进行I/O操作的情况下，当前进程则会进入休眠阻塞状态。
如果进程陷入休眠阻塞状态后，它被再次唤醒只有两种情况：
①为进程设置的休眠时间到了自己醒来。
②由对应的驱动设备主动唤醒。
第一种情况都懂就不聊了，重点来说说第二种，这种唤醒则是由I/O设备决定的，之前分析__pollwait函数时，在最后调用了add_wait_queue(wait_address, &entry->wait)函数，在对应的等待队列上插入了一个entry，那当I/O设备的数据就绪后，就会去遍历等待队列找到这个entry，然后会调用设置好的pollwake()回调函数唤醒对应的进程。此时由于数据已经准备好了，所以当select被唤醒后，自然就能扫描到对应的FD变为了可读写状态，然后返回给用户态的程序。
当然，对于唤醒这块的具体实现位于
/sys/wait.h、wait.c文件中，感兴趣的可自行研究。
至此，select()函数被调用后，在内核具体是如何工作的，整个源码流程也就大致分析清楚了，现在咱们会简单总结一下，梳理清楚完整流程。
4.6、select底层原理小结
在经过上述一系列分析后，我们大致摸透了select()运行的底层原理，但估摸着大家看下来都有一点云里雾里的感觉，因此再简单的写一个完整流程的总结：
- ①外部调用
select()函数，传入最大文件描述符值、三个FD集合以及超时时间。 - ②用六个位图组成的
fd_set_bits结构存储传入的FD集合，用kmalloc为其分配栈空间。 - ③将用户态传递的
fd_set拷贝到内核空间，紧接着调用do_select()函数。 - ④获取传入的最大文件描述符值、设置阻塞回调函数、处理超时时间等。
- ⑤开启轮询，将不需要监听的
FD忽略，需要监听的FD都向其等待队列注册一个entry。 - ⑥开启循环将所有需要监听的
FD全部扫描一遍，判断FD对应的设备是否有数据可读写：- 有：直接跳到步骤⑧。
- 没有：内核调用
schedule让当前进程睡眠xx秒，让出cpu进入阻塞。
- ⑦如果有
FD主动唤醒了当前进程，或xx秒后自己醒了，再次跳回步骤⑥。 - ⑧如果从文件描述符集合中扫描到了有数据可读写的
FD，记录相应的活跃个数。 - ⑨将就绪事件结果保存在
fds的res_in、res_out、res_ex集合中，然后调用poll_freewait()函数移除各个驱动程序的等待队列头，最后返回对应的活跃FD数。 - ⑩将扫描到的
FD从内核拷贝会用户态空间，同时向程序返回已触发的事件数。
其实整个流程下来，select分析的内容颇多，这是因为它也是后续两个函数的基础，把它的过程弄明白了，在分析后面的函数时，过程也是换汤不换药的，步骤都大致相同。
4.7、select的缺点分析与思考
详细了解了select()函数后，再来想想它有哪些不足的地方呢？
①由
32个long元素组成的fd_set，最大只能表示1024位，因此最多只能监听1024个socket，所以对于高并发的I/O场景很难提供支持。
②因为监听
FD的工作是内核完成的，所以每次调用select()时，都需将FD集合从用户态拷贝到内核态空间，这个过程开销会较大。
③当监听的
FD集合中，某个Socket上有数据可读写后，会唤醒陷入睡眠的select，但select醒来后也不知道那个FD有数据，因此会重新将整个集合遍历一次，造成了很大程度上的浪费。
④每次调用
select函数时，由于需要监听的文件描述符不同，所以需要构建新的fd_set集合，也就是上一次使用过的fd_set不可被重用，造成较大的资源开销。
上述四点，则是select多路复用模型的四个致命缺陷，由于这些原因导致它并不适合于一些高性能的场景，因此才有后续的poll、epoll等模型出现。
但在分析其他两个函数之前，再思考一个问题，假设此时CPU正在处理一个IO数据，但此刻另外一个Socket上也来了数据，那么这个数据会被丢弃吗？
答案是不会的，因为有专门用于处理
I/O数据的硬件：DMA控制器以及网卡，在网络连接到来时，如果CPU正在处理另外一条网络连接的数据，新连接的网络数据并不会被丢弃，而是会由网卡将数据接收并放入内核缓冲区。同理，如果是本地IO，则会由DMA控制器处理。