I/O复用中select函数简介

                                            I/O复用之select函数：

select函数：该函数允许进程指示内核等待多个事件中的任何一个发生，并只在有一个或多个事件发生或经历一段指定的时间后才唤醒它。

在红帽linux下用manpage看select，select给我们的形式如下：

int select{int nfds, fd_set  *readfds, fd_set  *writefds,fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout};

返回值：就绪描述符的数目，超时返回0，出错返回-1。

（1）第一个参数nfds指定测试的描述字个数，它的值是待测试的最大描述字加1。

（2）中间的三个参数readfds,writefds和exceptfds指定我们要内核测试读，写和异常的条件的描述字。如果对于其中的一个不感兴趣，就可以把它设置为空指针。struct fd_set可以理解为一个集合，这个集合中存放的是文件描述符，可以通过四个宏来进行设置：

void  FD_ZERO(fd_set  *fdset);             //清空集合

void  FD_SET(int fd,fd_set  *fdset);      //将一个给定的文件描述符加入集合中

void  FD_CLR(int fd,fd_set  *fdset);     //将一个给定的文件描述符从集合中删除

int     FD_ISSET(int fd,fd_set  *fdset); //检查集合中指定的文件描述符是否可以写

目前支持的异常条件只有两个：

1.某个套接字的待外数据的到达；

2.某个已置为分组模式的伪终端存在可从其主端读取的控制状态信息。

（3） 其中timeval是一个结构体，用于指定这段时间的秒数和微妙数，manpage中显示如下：

struct timeval{

long   tv_sec;                      /*seconds*/

long   tv_usec;                    /*microseconds*/

}

and

struct timespec{

long  tv_sec;                       /*seconds*/

long  tv_nsec;                     /*nanoseconds*/

}

timeval这个参素有三种可能：

1.永远等待下去。仅在有一个描述符准备好I/O时才返回，为此，我们把该参数设置为空指针，即timeout == NULL。也就是说，如果捕获到一个信号则中断此无限期等待，当所指定的描述符中的一个已准备好或捕捉到一个信号则返回。如果捕捉到一个信号，则select返回-1，errno设置为EINTR。

2.等待固定的时间。在有一个描述字准备好I/O时返回，但不超过timeout参数所指的timeval结构中所指定的秒数和微妙数。即timeout→tv_sec != 0 || timeout→tv_usec != 0。也就是说，当指定的描述符之一已准备好，或当指定的时间值已经超过时立即返回。如果在超市到期时还没有一个描述符准备好，则返回值是0。与第一种情况一样，这种等待可能被捕捉到的信号中断。

3.根本不等待。检查描述字后立即返回，这称为轮询。为了实现这一点，参数timeout必须指向结构timeval，且定时器的值（由结构timeval指定的秒数和微秒数）必须为0。即timeout→tv_sec == 0 && timeout→tv_usec == 0。测试所有指定的描述符并立即返回。这是轮询系统找到多个描述符状态而不阻塞select函数的方法。

在前两者情况的等待中，如果进程捕获了一个信号并从信号处理程序返回，那么等待一般是被中断的。

虽然结构体timeval为我们指定了一个微秒级的分辨率，但内核支持的分辨率却要粗糙的多。参数timeout前的限定词const表示它返回时不会被select修改。

select函数的调用过程：

1.使用copy_from_user从用户空间拷贝fd_set到内核空间

2.注册回调函数_pollwait

3.遍历所有fd，调用其对应的poll方法(对于socket，这个poll方法是sock_poll,sock_poll根据情况会调用tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll)

4.以tcp为例，其核心实现就是_pollwait,也就是上面注册的回调函数。

5._pollwait的主要工作就是把current（当前进程）挂到设备的等待队列中，不同的设备由不同的等待队列，对于tcp_poll来说，其等待队列是sk→sk_sleep,（注意把进程挂到等待队列中并不代表进程已经睡眠了）。在设别接受一条消息（网络设备）或填写文件数据（磁盘设备）后，会唤醒设备等待队列上睡眠的进程，这是current就被唤醒了

6.poll方法返回时会返回一个描述读写操作是否就绪的mask掩码，根据这个mask掩码给fd_set赋值。

7.如果遍历完所有的fd，还没有返回一个可以读写的mask掩码，则会调用schedule_timeout，schedule_timeout是调用select进程(也就是current)进入睡眠，当设备驱动发生自身资源可读写后，会唤醒其等待队列上睡眠的进程，如果超过一定的超时时间(schedule_timeout指定)，还是没有人唤醒，则调用select的进程会重新被唤醒获得CPU，进而重新遍历fd，判断有没有就绪的fd。

8.把fd_set从内核空间拷贝到用户空间。

select的几大缺点：

1.每次调用select，都需要把fd集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在fd很多时会很大。

2.同时每次使用select都需要在内核遍历传递进来的所有的fd，这个开销在fd很多时也很大。

3.select支持的文件描述符数量态小，默认为1024，这里所说的小仅仅指的时select与poll和epoll相比，

在限定描述符的数量上，1024个描述符其实已经比较大了，但是epoll不限制描述符的数量。

select的三个可能的返回值：

1.返回-1表示出错，这个是可能发生的，例如，在所指定的描述符一个都没有准备好是捕捉到一个信号。在此种情况下，一个描述符集都不修改。

2.返回值为0表示没有描述符准备好，若指定的描述符一个都没有准备好，指定的时间就过了，那么就会发生这种情况，此时，所有的描述符集都置为0.

3.一个正返回值说明了已经准备好的的描述符数。该值是3个描述符集中已准备好的描述符数之和，所以如果同一描述符已经准备好读和写，那么在返回值中会对其计数两次。

准备好的描述符的意思为：

1.若对读集中的一个描述符进行的read操作不会阻塞，则认为此描述符是准备好的。

2.若对写集中的一个描述符进行的write操作不会阻塞，则认为此描述符是准备好的。

3.若对异常条件集中的一个描述符有一个未决异常条件，则认为此描述符是准备好的。现在，异常条件包括：在网络连接上到达带外的数据，或者在处于数据包模式的伪终端上发生了某些条件。

4.对于读，写和异常条件，普通文件的文件描述符总是返回准备好。

一个描述符阻塞是否并不影响select是否阻塞，理解这一点很重要。

以下内容为借鉴网上的文章：

http://linux.chinaunix.net/techdoc/net/2009/05/03/1109887.shtml

select需要驱动程序的支持，驱动程序实现fops内的poll函数。select通过每个设备文件对应的poll函数提供的信息判断当前是否有资源 可用(如可读或写)，如果有的话则返回可用资源的文件描述符个数，没有的话则睡眠，等待有资源变为可用时再被唤醒继续执行。

下面我们分两个过程来分析select：

1. select的睡眠过程

支持阻塞操作的设备驱动通常会实现一组自身的等待队列如读/写等待队列用于支持上层(用户层)所需的BLOCK或NONBLOCK操作。当应用程序通过设 备驱动访问该设备时(默认为BLOCK操作)，若该设备当前没有数据可读或写，则将该用户进程插入到该设备驱动对应的读/写等待队列让其睡眠一段时间，等 到有数据可读/写时再将该进程唤醒。

select就是巧妙的利用等待队列机制让用户进程适当在没有资源可读/写时睡眠，有资源可读/写时唤醒。下面我们看看select睡眠的详细过程。

select会循环遍历它所监测的fd_set（一组文件描述符(fd)的集合）内的所有文件描述符对应的驱动程序的poll函数。驱动程序提供的 poll函数首先会将调用select的用户进程插入到该设备驱动对应资源的等待队列(如读/写等待队列)，然后返回一个bitmask告诉select 当前资源哪些可用。当select循环遍历完所有fd_set内指定的文件描述符对应的poll函数后，如果没有一个资源可用(即没有一个文件可供操 作)，则select让该进程睡眠，一直等到有资源可用为止，进程被唤醒(或者timeout)继续往下执行。