IO多路复用就这么简单？

通过本文你可学到：

1. 阻塞IO、非阻塞IO的区别、优缺点；

2. IO多路复用的原理，为什么高性能；

3. select原理、优缺点；

4. poll原理、优缺点；

5. epoll原理、优缺点

6. select、poll、epoll 到底是同步IO还是异步IO?

7. epoll边缘触发、水平触发的区别、适合场景

8. 为什么在 Linux 网络编程中最好用非阻塞式 IO？

9. Linux 常见网络IO事件定义

一、从一次网络调用说起

假设应用A想要请求应用B获取数据，那么他会经历以下步骤：

1. 应用A将请求报文写入自己的TCP写缓冲区

2. 应用A的请求报文经过网线到达应用B的TCP读缓冲区

3. 应用B获得请求报文后，进行业务逻辑处理

4. 应用B业务逻辑处理完成后，将响应报文写入自己的TCP写缓冲区，然后经过网线达到应用A的TCP读缓冲区

现在我们将注意力放到应用A上，应用A将请求发送出去后，就会开始调用系统调用从TCP读缓冲区读取数据，由于无法知道应用B什么时候会把响应数据返回，那么就会两种情况：

1. 应用B响应速度很快，在应用A读取TCP缓冲区时，就已经把响应数据返回了。那么应用A就可以顺利获取到数据，皆大欢喜。

2. 应用B响应比较慢，在应用A读取TCP缓冲区时，还没有将响应数据返回了。这个时候操作系统就面临两种选择： 选择一：把应用A的本次调用阻塞在这，等到应用B的数据达到了缓冲区再重新唤醒应用A。 选择二：告诉应用A你要的数据还没来，你等会再来问。

二、阻塞IO

对于选择一，就是我们常说的阻塞式IO。 学术点的说法：当用户进程发起read调用时，如果内核的数据没有准备好，那么操作系统就会把该进程挂起来，进入等待状态(不消耗CPU)。直到数据准备好了或者发生了错误，该进程才会被唤醒。 整体流程如图：

三、非阻塞IO

对于选择二，就是我们常说的非阻塞式IO。 学术点的说法：当用户进程发起read调用时，如果内核的数据没有准备好，那么操作系统会返回一个EAGAIN error，用户进程可以根据该error判断出是数据未准备好，可以等会再来问。如果在轮询期间，内核准备好数据了，用户进程就可以把数据拷贝到用户态空间了。 整体流程如图：

四、IO多路复用

阻塞IO和非阻塞IO都是早期最常见的网络编程模型，但是他们有着致命的缺点。考虑如下场景：

1. 每个用户请求都需要使用一个单独的线程进行服务，同时还要请求应用B才能完成业务逻辑。

2. 由于不知道应用B的响应数据何时会返回，那么只能选择阻塞IO或者非阻塞IO进行轮询。

然而阻塞IO会导致线程被挂起，非阻塞IO会导致线程一直处于轮询状态。这两种情况都会导致线程无法被释放或者复用。随着用户请求数的增多，应用A不得不创建更多的线程。 然而对于操作系统来说，可以创建的线程是有上限的，并且过多的线程会导致线程切换的时间变多，严重时可能导致系统卡死，无法对外提供服务。这也是著名的C10K问题。

为了解决这个问题，于是人们就提出了方案：由一个或者几个线程去监控多个网络请求，由他们去完成数据准备阶段的操作。当有数据准备就绪之后再分配对应的线程去读取数据，这样就可以使用少量的线程维护大量的网络请求，这就是IO多路复用。

❝IO 多路复用的复用指的是复用线程，而不是IO连接；目的是让少量线程能够处理多个IO连接。 ❞

IO多路复用又主要由以下函数分别实现，分别是select、poll、epoll。

select

select是Linux最早支持IO多路复用的函数。

select原理

通过select函数可以完成多个IO事件的监听。

#define __FD_SETSIZE 1024

typedef struct {
unsigned long fds_bits[__FD_SETSIZE / (8 * sizeof(long))];
} __kernel_fd_set;

struct timeval {
time_t      tv_sec;         /* seconds */
suseconds_t tv_usec;        /* microseconds */
};

//函数声明
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);

函数参数：

• readfds：内核检测该集合中的IO是否可读。如果想让内核帮忙检测某个IO是否可读，需要手动把文件描述符加入该集合。

• writefds：内核检测该集合中的IO是否可写。同readfds，需要手动加入

• exceptfds：内核检测该集合中的IO是否异常。同readfds，需要手动加入

• nfds：以上三个集合中最大的文件描述符数值 + 1，例如集合是{0,1,4}，那么 maxfd 就是 5

• timeout：用户线程调用select的超时时长。

• 设置成NULL，表示如果没有 I/O 事件发生，则 select 一直等待下去。

• 设置为非0的值，这个表示等待固定的一段时间后从 select 阻塞调用中返回。

• 设置成 0，表示根本不等待，检测完毕立即返回。

函数返回值：

• 大于0：成功，返回集合中已就绪的IO总个数

• 等于-1：调用失败

• 等于0：没有就绪的IO

从上述的select函数声明可以看出，fd_set本质是一个数组，为了方便我们操作该数组，操作系统提供了以下函数：

// 将文件描述符fd从set集合中删除 
void FD_CLR(int fd, fd_set *set); 

// 判断文件描述符fd是否在set集合中 
int  FD_ISSET(int fd, fd_set *set); 

// 将文件描述符fd添加到set集合中 
void FD_SET(int fd, fd_set *set); 

// 将set集合中, 所有文件描述符对应的标志位设置为0
void FD_ZERO(fd_set *set); 

select缺点

1. fd_set长度限制：由于fd_set本质是一个数组，同时操作系统限制了其长度，导致其只能接受文件描述符数值在1024以内的。

2. select函数的返回值是int，导致每次返回后，用户得手动检测集合中哪些值被改为1了(被改为1的表示产生了IO就绪事件)

3. 每次调用 select，都需要把 fd 集合从用户态拷贝到内核态，当fd很多时，开销很大。

4. 由于fd_set本质是数组，所以每次内核都是线性扫描整个 fd_set，判断是否有IO就绪事件，导致随着监控的描述符 fd 数量增长，其性能会线性下降

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poll

poll是在select之后出现的另一种I/O 多路复用技术。和 select 相比，它使用了不同的方式存储文件描述符，也解决文件描述符的个数限制。

poll原理

struct pollfd {
    int fd; /* file descriptor */
    short events; /* events to look for */
    short revents; /* events returned */
};

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

函数参数：

• fds：struct pollfd类型的数组, 存储了待检测的文件描述符，struct pollfd有三个成员：

• fd：委托内核检测的文件描述符

• events：委托内核检测的fd事件（输入、输出、错误），每一个事件有多个取值

• revents：这是一个传出参数，数据由内核写入，存储内核检测之后的结果

• nfds：描述的是数组 fds 的大小

• timeout: 指定poll函数的阻塞时长

• -1：一直阻塞，直到检测的集合中有就绪的IO事件，然后解除阻塞函数返回

• 0：不阻塞，不管检测集合中有没有已就绪的IO事件，函数马上返回

• 大于0：表示 poll 调用方等待指定的毫秒数后返回

函数返回值：

• -1：失败

• 大于0：表示检测的集合中已就绪的文件描述符的总个数

在 select 里面，文件描述符的个数已经随着 fd_set 的实现而固定，没有办法对此进行配置；而在 poll 函数里，我们可以自由控制 pollfd 结构的数组大小，从而突破select中面临的文件描述符个数的限制。

poll缺点

poll 的实现和 select 非常相似，只是poll 使用 pollfd 结构，而 select 使用fd_set 结构，poll 解决了文件描述符数量限制的问题，但是同样需要从用户态拷贝所有的 fd 到内核态，也需要线性遍历所有的 fd 集合，所以它和 select 并没有本质上的区别。

epoll

epoll 是 Linux kernel 2.6 之后引入的新 I/O 事件驱动技术，它解决了select、poll在性能上的缺点，是目前IO多路复用的主流解决方案。 《The Linux Programming Interface》中用了一张图直观的展示了 select、poll、epoll在不同数量的文件描述符下的性能。

从上图可以明显地看到，随着文件描述符数量的上涨，epoll 的性能还是很优异。而select、poll则随着描述符数量的上涨性能逐渐变差。

epoll 原理

epoll 的 API 非常简洁，由3个系统函数组成：

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

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);

struct epoll_event {
    __uint32_t events;
    epoll_data_t data;
};

union epoll_data {
 void     *ptr;
 int       fd;
 uint32_t  u32;
 uint64_t  u64;
};
typedef union epoll_data  epoll_data_t;

1. epoll_creare、epoll_create1：这两个函数的作用是一样的，都是创建一个epoll实例。

2. epoll_ctl：在创建完 epoll 实例之后，可以通过调用 epoll_ctl 往 epoll 实例增加或删除需要监控的IO事件。

3. epfd：调用 epoll_create 创建的 epoll 获得的返回值，可以简单理解成是 epoll 实例的唯一标识。

4. op：表示是增加还是删除一个监控事件，它有三个选项可供选择：

• EPOLL_CTL_ADD：向 epoll 实例注册文件描述符对应的事件；

• EPOLL_CTL_DEL：向 epoll 实例删除文件描述符对应的事件；

• EPOLL_CTL_MOD：修改文件描述符对应的事件。

• fd：需要注册的事件的文件描述符。

• epoll_event：表示需要注册的事件类型，并且可以在这个结构体里设置用户需要的数据。

• events：表示需要注册的事件类型，可选值在下文的 Linux 常见网络IO事件定义中列出

• data：可以存放用户自定义的数据。

1. epoll_wait：调用者进程调用该函数等待I/O 事件就绪。

2. epfd：epoll 实例的唯一标识。

3. epoll_event：同2.4

4. maxevents：一个大于 0 的整数，表示 epoll_wait 可以返回的最大事件值。

5. timeout：

• -1：一直阻塞，直到检测的集合中有就绪的IO事件，然后解除阻塞函数返回

• 0：不阻塞，不管检测集合中有没有已就绪的IO事件，函数马上返回

• 大于0：表示 epoll 调用方等待指定的毫秒数后返回

epoll 工作流程

epoll 主要的结构对象为eventpoll，其主要包含几个重要属性成员：

struct eventpoll {
   /* Wait queue used by sys_epoll_wait() */
 wait_queue_head_t wq;

 /* List of ready file descriptors */
 struct list_head rdllist;

    /* RB tree root used to store monitored fd structs */
 struct rb_root_cached rbr;
}

• wq：当用户进程执行了epoll_wait导致了阻塞后，用户进程就会存储到这，等待后续数据准备完成后唤醒。

• rdllist：当某个文件描述符就绪了后，就会从rbr移动到这。其本质是一个链表。

• rbr：用户调用epoll_ctl增加的文件描述都存储在这，其本质是一颗红黑树。

其工作流程主要如图所示：

epoll 相比select、poll为什么高效？

1. epoll 采用红黑树管理文件描述符 从上图可以看出，epoll使用红黑树管理文件描述符，红黑树插入和删除的都是时间复杂度 O(logN)，不会随着文件描述符数量增加而改变。 select、poll采用数组或者链表的形式管理文件描述符，那么在遍历文件描述符时，时间复杂度会随着文件描述的增加而增加。

2. epoll 将文件描述符添加和检测分离，减少了文件描述符拷贝的消耗 select&poll 调用时会将全部监听的 fd 从用户态空间拷贝至内核态空间并线性扫描一遍找出就绪的 fd 再返回到用户态。下次需要监听时，又需要把之前已经传递过的文件描述符再读传递进去，增加了拷贝文件的无效消耗，当文件描述很多时，性能瓶颈更加明显。 而epoll只需要使用epoll_ctl添加一次，后续的检查使用epoll_wait，减少了文件拷贝的消耗。

select、poll、epoll 到底是同步IO还是异步IO?

在神书《UNIX 网络编程》里，提供了5种IO模型的比较，可以看出无论是同步和异步 I/O，获取数据都分为了两步：

1. 等待数据

2. 将数据从内核拷贝到用户空间

判定一个 I/O 模型是同步还是异步，一般主要看第二步数据拷贝时是否会阻塞用户进程。基于这个原则，从上图可以看出只有异步IO才是异步的。其余的，包括基于IO多路复用的思路的selec、poll、epoll都是同步IO。

epoll的边缘触发与水平触发

水平触发(LT)

关注点是数据，只要读缓冲区不为空，写缓冲区不满，那么epoll_wait就会一直返回就绪，水平触发是epoll的默认工作方式。

边缘触发(ET)

关注点是变化，只要缓冲区的数据有变化，epoll_wait就会返回就绪。 这里的数据变化并不单纯指，缓冲区从有数据变为没有数据，或者从没有数据变为有数据，还包括了数据变多或者变少。换句话说，当buffer长度有变化时，就会触发。 假设epoll被设置为了边缘触发，当客户端写入了10个字符，由于缓冲区从0变为了10，于是服务端epoll_wait触发一次就绪，服务端读取了2个字节后不再读取。这个时候再去调用epoll_wait会发现不会就绪，只有当客户端再次写入数据后，才会触发就绪。 这就导致如果使用ET模式，那就必须保证要「一次性把数据读取/写入完」，否则会导致数据长期无法读取/写入。 LT模式则没有这个问题。

为什么在 Linux 网络编程中最好用非阻塞式 IO？

前面提到过，如果使用阻塞IO，假如某个文件描述符长期不可读，那么对应的线程就会长期阻塞，导致资源被浪费。 但是当使用了select、poll、epoll后，函数调用返回的fd都是就绪的，这种情况下还需要使用非阻塞IO吗？答案是肯定的，依旧需要使用非阻塞IO，原因如下： 1、fd从返回就绪，到用户线程去read。存在时间间隔，在这段时间，有可能该fd已经被其他线程读取了(惊群问题)。这个时候如果再去读取，如果是阻塞IO，那么用户线程就会被阻塞了。 2、fd还有可能被内核抛弃了，这个时候如果再去读取，如果是阻塞IO，那么用户线程就会被阻塞了。 3、select、poll、epoll只是返回了可读事件，并没有返回可读的数据量。因此，使用非阻塞 IO的一般做法是读多次，直到不能读为止。而阻塞IO却不一样，每次读了数据后都需要重新调用epoll_wait再次判断是否可读，不能连续的读多次。因为如果上一次就把数据读完了，不判断就直接read 就会导致用户线程阻塞。

Linux 常见网络IO事件定义

EPOLLIN	表示对应的文件描述字可以读；
EPOLLOUT	表示对应的文件描述字可以写；
EPOLLRDHUP	表示套接字的一端已经关闭，或者半关闭；1、对端发送FIN（调用了close或者shutdown(SHUT_WR))2、本端调用shutdown（SHUT_RD），一般不会这么用有些系统不一定支持EPOLLRDHUP，可以考虑使用「EPOLLIN + read返回0」替代
EPOLLHUP	表示套接字读写都关闭：1、本端调用shutdown（SHUT_RDWR）2、本端，对端都调shutdown（SHUT_WR）3、对端调用close
EPOLLERR	发生了错误