I/gps_gsd4e( 100): in RMC, fixStatus=V I/gps_gsd4e( 100): gps fd event end I/gps_gsd4e( 100): gps

在linux的网络编程中，很长的时间都在使用select来做事件触发。在linux新的内核中，有了一种替换它的机制，就是epoll。相比于select，epoll最大的好处在于它不会随着监听fd数目的增长而降低效率。因为在内核中的select实现中，它是采用轮询来处理的，轮询的fd数目越多，自然耗时越多。并且，linux/posix_types.h头文件有这样的声明：
#define __FD_SETSIZE    1024
          表示select最多同时监听1024个fd，当然，可以通过修改头文件再重编译内核来扩大这个数目，但这似乎并不治本。

/*epoll机制的简介*/

epoll的接口非常简单，一共就三个函数：
1.创建epoll句柄
   int  epfd = epoll_create(int size);                                                                   

        创建一个epoll的句柄，size用来告诉内核这个监听的数目一共有多大。这个参数不同于select()中的第一个参数，给出最大监听的fd+1的值。需要注意的是，当创建好epoll句柄后，它就是会占用一个fd值，在linux下如果查看/proc/进程id/fd/，是能够看到这个fd的，所以在使用完epoll后，必须调用close()关闭，否则可能导致fd被耗尽。


2.将被监听的描述符添加到epoll句柄或从epool句柄中删除或者对监听事件进行修改。

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

    epoll的事件注册函数，它不同与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，

           第二个参数表示动作，用三个宏来表示：
           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；
          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件，struct epoll_event结构如下：
          struct epoll_event {
                 __uint32_t events;  /* Epoll events */
                epoll_data_t data;  /* User data variable */
          };
         events可以是以下几个宏的集合：
         EPOLLIN ：             触发该事件，表示对应的文件描述符上有可读数据。(包括对端SOCKET正常关闭)；
         EPOLLOUT：          触发该事件，表示对应的文件描述符上可以写数据；
         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。

3. 等待事件触发，当超过timeout还没有事件触发时，就超时。

    int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
    等待事件的产生，类似于select()调用。参数events用来从内核得到事件的集合，maxevents告之内核这个events有多大(数组成员的个数)，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将不确定，也有说法说是永久阻塞）。

    该函数返回需要处理的事件数目，如返回0表示已超时。

    返回的事件集合在events数组中，数组中实际存放的成员个数是函数的返回值。返回0表示已经超时。

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从man手册中，得到ET和LT的具体描述如下
EPOLL事件有两种模型：
Edge Triggered (ET)       // 高速工作方式，错误率比较大，只支持no_block socket  (非阻塞socket)
Level Triggered (LT)       // 缺省工作方式，即默认的工作方式,支持block socket和no_block socket，错误率比较小。

假如有这样一个例子：(LT方式，即默认方式下，内核会继续通知，可以读数据，ET方式，内核 不会再通知，可以读数据)
1. 我们已经把一个用来从管道中读取数据的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 这个时候从管道的另一端被写入了2KB的数据
3. 调用epoll_wait(2)，并且它会返回RFD，说明它已经准备好读取操作
4. 然后我们读取了1KB的数据
5. 调用epoll_wait(2)......

Edge Triggered 工作模式：
        如果我们在第1步将RFD添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志，那么在第5步调用epoll_wait(2)之后将有可能会挂起，因为剩余的数据还存在于文件的输入缓冲区内，而且数据发出端还在等待一个针对已经发出数据的反馈信息。只有在监视的文件句柄上发生了某个事件的时候 ET 工作模式才会汇报事件。因此在第5步的时候，调用者可能会放弃等待仍在存在于文件输入缓冲区内的剩余数据。在上面的例子中，会有一个事件产生在RFD句柄上，因为在第2步执行了一个写操作，然后，事件将会在第3步被销毁。因为第4步的读取操作没有读空文件输入缓冲区内的数据，因此我们在第5步调用 epoll_wait(2)完成后，是否挂起是不确定的。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。最好以下面的方式调用ET模式的epoll接口， 在后面会介绍避免可能的缺陷。(LT方式可以解决这种缺陷)
   i    基于 非阻塞文件句柄
   ii   只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时(认为读完)才需要挂起，等待。 但这并不是说每次read()时都需要循环读，直到读到产生一个EAGAIN才认为此次事件处理完成，当read()返回的读到的数据长度小于请求的数据长度时(即小于sizeof(buf))，就可以确定此时缓冲中已没有数据了，也就可以认为此事读事件已处理完成。

Level Triggered 工作模式          (默认的工作方式)
      相反的，以LT方式调用epoll接口的时候，它就相当于一个速度比较快的poll(2)，并且无论后面的数据是否被使用，因此他们具有同样的职能。因为即使使用ET模式的epoll，在收到多个chunk的数据的时候仍然会产生多个事件。调用者可以设定EPOLLONESHOT标志，在 epoll_wait(2)收到事件后epoll会与事件关联的文件句柄从epoll描述符中禁止掉。因此当EPOLLONESHOT设定后，使用带有 EPOLL_CTL_MOD标志的epoll_ctl(2)处理文件句柄就成为调用者必须作的事情。

然后详细解释ET, LT:
          //没有对就绪的fd进行IO操作，内核会不断的通知。
         LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket。在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的，所以，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表。
          //没有对就绪的fd进行IO操作，内核不会再进行通知。
         ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。但是请注意，如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once), 不过在TCP协议中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认（这句话不理解）。

另外，当使用epoll的ET模型(epoll的非默认工作方式)来工作时，当产生了一个EPOLLIN事件后，
        读数据的时候需要考虑的是当recv()返回的大小如果等于要求的大小，即sizeof(buf)，那么很有可能是缓冲区还有数据未读完，也意味着该次事件还没有处理完，所以还需要再次读取：
while(rs)           // ET模型
{
           buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);
           if(buflen < 0)
           {
                         // 由于是非阻塞的模式,所以当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读
                         // 在这里就当作是该次事件已处理处.
                         if(errno == EAGAIN || errno == EINT)   //即当buflen<0且errno=EAGAIN时，表示没有数据了。(读/写都是这样)
                                break;
                          else
                                return;                  //真的失败了。
            }
           else if(buflen == 0)
           {
                         // 这里表示对端的socket已正常关闭.
           }
           if(buflen == sizeof(buf)
                   rs = 1;    // 需要再次读取(有可能是因为数据缓冲区buf太小，所以数据没有读完)
           else
                   rs = 0;     //不需要再次读取(当buflen<sizeof(buf)时，这是ET模式下，非阻塞文件描述符的特性)，
}

 

 

非常重要::
        还有，假如发送端流量大于接收端的流量(意思是epoll所在的程序读比转发的socket要快),由于是非阻塞的socket,那么send()函数虽然返回,但实际缓冲区的数据并未真正发给接收端,这样不断的读和发，当缓冲区满后会产生EAGAIN错误(参考man send),同时,不理会这次请求发送的数据.所以,

        需要封装socket_send()的函数用来处理这种情况,该函数会尽量将数据写完再返回，返回-1表示出错。在socket_send()内部,当写缓冲已满(send()返回-1,且errno为EAGAIN),那么会等待后再重试.这种方式并不很完美,在理论上可能会长时间的阻塞在socket_send()内部,但暂没有更好的办法.

这种方法类似于readn和writen的封装(自己写过，在《UNIX环境高级编程》中也有介绍)

ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen)
{
   ssize_t tmp;
  size_t total = buflen;
  const char *p = buffer;

  while(1)
  {
    tmp = send(sockfd, p, total, 0);
    if(tmp < 0)
    {
      // 当send收到信号时,可以继续写,但这里返回-1.
      if(errno == EINTR)
        return -1;

      // 当socket是非阻塞时,如返回此错误,表示写缓冲队列已满,
      // 在这里做延时后再重试.
      if(errno == EAGAIN)
      {
        usleep(1000);
        continue;
      }

      return -1;
    }

    if((size_t)tmp == total)
      return buflen;

    total -= tmp;
    p += tmp;
  }

  return tmp;
}