Linux中的I/O多路复用

在文件I/O过程中，如果为每一个对文件描述符都分配一个独立的进程/线程去完成监听等工作，会导致高并发场景下出现大量的进程/线程，造成资源损耗。因此，I/O多路复用的思想是==通过单个线程同时监控多个文件描述符（包括网络套接字、管道、文件等）进行I/O操作==。目标：单个进程或线程中能够同时处理多个输入或输出作用：单个进程或线程可以同时监视多个文件描述符，避免了创建多个进程或线程的开销**方法：**

shenfenxihuan

4612人浏览 · 2024-07-03 22:30:48

shenfenxihuan · 2024-07-03 22:30:48 发布

Linux中的I/O多路复用

什么是I/O多路复用？

在文件I/O过程中，如果为每一个对文件描述符都分配一个独立的进程/线程去完成监听等工作，会导致高并发场景下出现大量的进程/线程，造成资源损耗。因此，I/O多路复用的思想是==通过单个线程同时监控多个文件描述符（包括网络套接字、管道、文件等）进行I/O操作==。

目标：单个进程或线程中能够同时处理多个输入或输出

作用：单个进程或线程可以同时监视多个文件描述符，避免了创建多个进程或线程的开销

**方法：**通过系统调用（select、poll、epoll）实现

如何实现I/O多路复用？

select：最早的方法，遍历文件描述符集合
poll：为了克服select中的限制，建立一个动态文件描述符数组，用链表维护，从而突破了数量限制
epoll：Linux特有的，事件驱动

① select 😊

select 实现多路复用的方式是，将已连接的 Socket 都放到一个文件描述符集合（是一个BitsMap，位图），然后调用 select 函数将文件描述符集合拷贝到内核里，让内核来检查是否有网络事件产生，检查的方式很粗暴，就是通过遍历文件描述符集合的方式，当检查到有事件产生后，将此 Socket 标记为可读或可写，接着再把整个文件描述符集合拷贝回用户态里，然后用户态还需要再通过遍历的方法找到可读或可写的 Socket，然后再对其处理。

在这里插入图片描述

对于 select 这种方式，需要进行 2 次「遍历」文件描述符集合，一次是在内核态里，一个次是在用户态里，而且还会发生 2 次「拷贝」文件描述符集合，先从用户空间传入内核空间，由内核修改后，再传出到用户空间中。

select 使用固定长度的 BitsMap，表示文件描述符集合，而且所支持的文件描述符的个数是有限制的，在 Linux 系统中，由内核中的 FD_SETSIZE 限制，默认最大值为 1024，只能监听 0~1023 的文件描述符。

② poll 😊

poll是对select的一种改进，两者本质是类似的。poll 不再用 BitsMap 来存储所关注的文件描述符，取而代之用动态数组，以链表形式来组织，突破了 select 的文件描述符个数限制，当然还会受到系统文件描述符限制。

poll 和 select 并没有太大的本质区别，都是使用**「线性结构」存储进程关注的 Socket 集合，因此都需要遍历文件描述符集合来找到可读或可写的 Socket，时间复杂度为 O(n)，而且也需要在用户态与内核态之间拷贝文件描述符集合**，这种方式随着并发数上来，性能的损耗会呈指数级增长。

③ epoll 😊

对文件描述符的管理：

在内核里使用红黑树来跟踪进程所有待检测的文件描述字，select/poll每次操作时都传入整个集合给内核，而 epoll 因为在内核维护了红黑树，可以保存所有待检测的文件描述符，所以只需要传入一个待检测的文件描述符，减少了内核和用户空间大量的数据拷贝和内存分配。
获取就绪文件描述符：

使用事件驱动的机制，内核里维护了一个链表来记录就绪事件，当某个文件描述符有事件发生时，通过回调函数内核会将其加入到这个就绪事件列表中，当用户调用 epoll_wait() 函数时，只会返回有事件发生的文件描述符的个数，不需要像 select/poll 那样轮询扫描整个 socket 集合，大大提高了检测的效率。

在这里插入图片描述

epoll详解

epoll的简单用法

epoll的使用过程简单看就三步：

（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。

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(...);	// 会阻塞等待
    for(接收到数据的socket){
        //处理
    }
}

epoll_create：epoll文件描述符的创建

函数原型：int epoll_create(int size);

功能说明：创建一个 epoll 对象，返回该对象的描述符，注意要使用 close 关闭该描述符。

参数说明：从 Linux 内核 2.6.8 版本起，size 这个参数就被忽略了，只要求 size 大于 0 即可。

返回值：创建好的epoll文件描述符

epoll_create 创建一个 epoll 对象的时候究竟干了什么事情呢？

在这里插入图片描述

如图，主要是创建了一个结构体eventpoll对象，然后对其成员进行初始化。eventpoll是epoll在内核中的数据结构，包含了 epoll 实现所需的各种数据结构和同步机制，定义如下：

struct eventpoll
{
    spin_lock_t lock;            // 自旋锁，用于保护对该数据结构的访问，确保在多处理器环境下的并发安全
    struct mutex mtx;            // 互斥锁，用于防止在使用该结构体时被删除
    wait_queue_head_t wq;        // 等待队列头，用于在 sys_epoll_wait() 中使用的等待队列
    wait_queue_head_t poll_wait; // 等待队列头，用于在 file->poll() 中使用的等待队列
    struct list_head rdllist;    // 双向链表，存储已经满足条件的事件
    struct rb_root rbr;          // 红黑树的根节点，用于管理所有的文件描述符
    struct epitem *ovflist;      // 溢出列表，当事件太多无法立即处理时，临时存放事件的链表
};

/**
详细解释
spin_lock_t lock:
作用: 自旋锁，用于保护对 eventpoll 结构体的并发访问。自旋锁在多处理器环境下非常有用，因为它可以防止多个处理器同时访问和修改共享数据。
用途: 确保对 eventpoll 结构体的每次访问都是原子的，避免竞态条件。

struct mutex mtx:
作用: 互斥锁，用于防止在使用 eventpoll 结构体时该结构体被删除。
用途: 保证在 epoll 实例的生命周期内，不会因为并发操作导致结构体被意外删除

wait_queue_head_t wq:
作用: 等待队列头，用于 sys_epoll_wait() 函数的等待队列。
用途: 当 epoll_wait 调用时，如果没有事件发生，当前进程会被放入这个等待队列中休眠，直到有事件发生。

wait_queue_head_t poll_wait:
作用: 等待队列头，用于 file->poll() 函数的等待队列。
用途: 用于支持 epoll 对文件描述符的 poll 操作。当文件描述符上有事件发生时，唤醒等待队列中的进程。

struct list_head rdllist:
作用: 双向链表，存储已经满足条件的事件。
用途: 当文件描述符上的事件发生并满足条件时，将其加入到这个链表中，以便 epoll_wait 可以处理这些事件。

struct rb_root rbr:
作用: 红黑树的根节点，用于管理所有的文件描述符。
用途: epoll 使用红黑树来管理和查找所有被监控的文件描述符。红黑树具有高效的插入、删除和查找操作，适合用于大规模文件描述符的管理。

*struct epitem ovflist:
作用: 溢出列表，当事件太多无法立即处理时，临时存放事件的链表。
用途: 在某些情况下，如果事件的数量过多无法在一次 epoll_wait 调用中全部处理完，事件会被暂存到这个溢出列表中，以便下次处理。
**/

在这里插入图片描述

epoll_ctl：事件注册函数

函数原型：int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);

功能说明：操作控制 epoll 对象，主要涉及 epoll 红黑树上节点的一些操作，比如添加节点，删除节点，修改节点事件。

参数说明：

epfd：通过 epoll_create 创建的 epoll 对象句柄。

op：对红黑树的操作，添加节点、删除节点、修改节点监听的事件，分别对应 EPOLL_CTL_ADD，EPOLL_CTL_DEL，EPOLL_CTL_MOD。

添加事件：相当于往红黑树添加一个节点，每个客户端连接服务器后会有一个通讯套接字，每个连接的通讯套接字都不重复，所以这个通讯套接字就是红黑树的 key。
修改事件：把红黑树上监听的 socket 对应的监听事件做修改。
删除事件：相当于取消监听 socket 的事件。

fd：需要添加监听的 socket 描述符，可以是监听套接字，也可以是与客户端通讯的通讯套接字。

event：事件信息。

返回值：事件注册结果

事件信息event为struct epoll_event对象，其定义如下：

typedef union epoll_data 
{
  void        *ptr;
  int          fd;
  uint32_t     u32;
  uint64_t     u64;
} epoll_data_t;
 
struct epoll_event 
{
  uint32_t     events;      /* Epoll 事件 */
  epoll_data_t data;        /* 用户数据 */
};

其中，成员 events 代表要监听的 epoll 事件类型，有读事件，写事件，类型为uint32_t。data 成员时一个联合体类型，它可以在我们调用 epoll_ctl 给 fd 添加/修改描述符监听的事件时顺带一些数据。

events参数取值	含义
EPOLLIN	监听 fd 的读事件。举例：如果客户端发送消息过来，代表服务器收到了可读事件。
EPOLLOUT	监听 fd 的写事件。如果 fd 对应的发数据内核缓冲区不为满，只要监听了写事件，就会触发可写事件。
EPOLLRDHUP	监听套接字关闭或半关闭事件，Linux 内核 2.6.17 后可用。
EPOLLPRI	监听紧急数据可读事件。

epoll_wait：等待事件发生

函数原型：int epoll_wait(int epid, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout);

功能说明：阻塞一段时间并等待事件发生，返回事件集合，也就是获取内核的事件通知。说白了就是遍历双向链表，把双向链表里的节点数据拷贝出来，拷贝完毕后就从双向链表移除。

参数说明

epid：epoll_create 返回的 epoll 对象描述符。

events：存放就绪的事件集合，这个是传出参数。

maxevents：代表可以存放的事件个数，也就是 events 数组的大小。

timeout：阻塞等待的时间长短，以毫秒为单位，如果传入 -1 代表阻塞等待。

返回值：

返回值含义
>0 代表有几个我们希望监听的事件发生了
=0 timeout 超时时间到了
<0 出错，可以通过 errno 值获取出错原因

返回值	含义
>0	代表有几个我们希望监听的事件发生了
=0	timeout 超时时间到了
<0	出错，可以通过 errno 值获取出错原因

epoll文件描述符管理：红黑树

epoll 在内核里使用红黑树来跟踪进程所有待检测的文件描述符，把需要监控的 socket 通过 epoll_ctl() 函数加入内核中的红黑树里，红黑树是个高效的数据结构，增删改一般时间复杂度是 O(logn)。这样就不需要在每次操作时都传入整个文件描述符集合。

在红黑树中，保存事件的节点类型

在这里插入图片描述

epoll事件驱动触发返回：双向链表

如上图所示，epoll维护了一个双向链表来记录就绪事件。当某个 socket 有事件发生时，通过回调函数内核会将其加入到这个就绪事件列表中。当用户调用 epoll_wait() 函数时，只会返回有事件发生的文件描述符的个数（如果有事件发生），若无事件发生则阻塞。在epoll_wait() 函数返回时，需要将存储就绪事件的双向链表从内核空间拷贝到用户空间，以提供给用户使用。

内核是如何拷贝事件结构到双向链表中的？

当某个文件描述符（如 socket）上的事件发生时，内核会通过回调函数将这个事件加入到 epoll 实例的就绪事件双向链表中。具体来说，回调函数会将事件对应的 epitem 结构体添加到 eventpoll 结构体的 rdllist 双向链表中。

双向链表如何从内核空间拷贝到用户空间？

用户在调用 epoll_wait 函数时，并提供一个 struct epoll_event 数组和其大小。内核会遍历 rdllist 双向链表，将每个就绪事件的信息拷贝到用户空间提供的 struct epoll_event 数组中（ copy_to_user 函数，更改页表）。

epoll事件触发模式：边缘触发（ET）和水平触发（LT）

epoll 支持两种事件触发模式，分别是边缘触发（edge-triggered，ET）和水平触发（level-triggered，LT）。

情况一：水平触发模式

当被监控的 Socket 上有可读事件发生时，服务器端不断地从 epoll_wait 中苏醒，直到内核缓冲区数据被 read 函数读完才结束

socket接收缓冲区不为空 ，说明有数据可读，读事件一直触发
socket发送缓冲区不满 ，说明可以继续写入数据，写事件一直触发

LT的处理过程：

accept一个连接，添加到epoll中监听EPOLLIN事件 .（注意这里没有关注EPOLLOUT事件）
当EPOLLIN事件到达时，read fd中的数据并处理 .
当需要写出数据时，把数据write到fd中；如果数据较大，无法一次性写出，那么在epoll中监听EPOLLOUT事件 .
当EPOLLOUT事件到达时，继续把数据write到fd中；如果数据写出完毕，那么在epoll中关闭EPOLLOUT事件

struct epoll_event event;
    struct epoll_event events[MAX_EVENTS];
    int epoll_fd = epoll_create1(0);
    
    // 打开文件并设置为非阻塞模式
    int fd = open("somefile", O_RDONLY | O_NONBLOCK);
    if (fd == -1) {
        perror("open");
        return 1;
    }

    event.data.fd = fd;
    event.events = EPOLLIN; // 使用 LT 模式监听读事件
    if (epoll_ctl(epoll_fd, EPOLL_CTL_ADD, fd, &event) == -1) {
        perror("epoll_ctl");
        close(fd);
        close(epoll_fd);
        return 1;
    }

    while (1) {
        int nfds = epoll_wait(epoll_fd, events, MAX_EVENTS, -1);
        if (nfds == -1) {
            perror("epoll_wait");
            break;
        }

        // 事件触发处理
        for (int i = 0; i < nfds; ++i) {
            if (events[i].events & EPOLLIN) {
                char buffer[READ_BUFFER_SIZE];
                ssize_t n = read(events[i].data.fd, buffer, sizeof(buffer));
                if (n == -1) {
                    perror("read");
                    close(events[i].data.fd);
                } else if (n == 0) {
                    // EOF
                    close(events[i].data.fd);
                } else {
                    // 处理读取的数据
                    process_data(buffer, n);
                }
            }
        }

情况二：边缘触发模式

仅在状态变化时触发事件，包括：

socket的接收缓冲区状态变化时触发读事件，即空的接收缓冲区刚接收到数据时触发读事件（从无到有）
socket的发送缓冲区状态变化时触发写事件，即满的缓冲区刚空出空间时触发写事件（从有到无）

ET的处理过程：

accept一个一个连接，添加到epoll中监听EPOLLIN|EPOLLOUT事件
当EPOLLIN事件到达时，read fd中的数据并处理，read需要一直读，直到返回EAGAIN为止
当EPOLLOUT事件到达时，继续把数据write到fd中，直到数据全部写完，或者write返回EAGAIN

总结：ET的要求是需要一直读写，直到返回EAGAIN，否则就会遗漏事件。

因此，当使用ET模式的epoll时，需要按照以下规则设计：

在接收一个I/O事件通知后，立即处理该事件。程序在某时刻应该在相应的文件描述符上尽可能多地执行I/O。
在ET模式下，在使用epoll_ctl注册文件描述符的事件时，应该把描述符设置为非阻塞的（非常重要）。

struct epoll_event event;
struct epoll_event events[MAX_EVENTS];
int epoll_fd = epoll_create1(0);

// 将文件描述符设置为非阻塞模式
int fd = open("somefile", O_RDONLY | O_NONBLOCK);

event.data.fd = fd;
event.events = EPOLLIN | EPOLLET; // 监听读事件，并使用 ET 模式
epoll_ctl(epoll_fd, EPOLL_CTL_ADD, fd, &event);

while (1) {
    int nfds = epoll_wait(epoll_fd, events, MAX_EVENTS, -1);
    // 事件触发
    for (int i = 0; i < nfds; ++i) {
        if (events[i].events & EPOLLIN) {
            // 循环读取，直到返回 EAGAIN
            while (1) {
                char buffer[READ_BUFFER_SIZE];
                ssize_t n = read(events[i].data.fd, buffer, sizeof(buffer));
                if (n == -1) {
                    if (errno == EAGAIN) {
                        // 没有更多数据可读
                        break;
                    } else {
                        // 读取出错
                        perror("read");
                        close(events[i].data.fd);
                        break;
                    }
                } else if (n == 0) {
                    // EOF
                    close(events[i].data.fd);
                    break;
                } else {
                    // 处理读取的数据
                    process_data(buffer, n);
                }
            }
        }
    }
}

总结

使用水平触发模式时，当被监控的 Socket 上有可读事件发生时，服务器端不断地从 epoll_wait 中苏醒，直到内核缓冲区数据被 read 函数读完才结束，目的是告诉我们有数据需要读取；
使用边缘触发模式时，当被监控的 Socket 描述符上有可读事件发生时，服务器端只会从 epoll_wait 中苏醒一次，即使进程没有调用 read 函数从内核读取数据，也依然只苏醒一次，因此我们程序要保证一次性将内核缓冲区的数据读取完；

一般来说，边缘触发的效率比水平触发的效率要高，因为边缘触发可以减少 epoll_wait 的系统调用次数，系统调用也是有一定的开销的的，毕竟也存在上下文的切换。

select/poll 只有水平触发模式，epoll 默认的触发模式是水平触发，但是可以根据应用场景设置为边缘触发模式。

参考文献

以上内容多摘抄于以下博客，若有侵权，请告知删除：

一文搞懂用户缓冲区与内核缓冲区-CSDN博客

虎牙一面：请详细介绍一下内核缓冲区-CSDN博客

epoll函数原理和使用介绍-CSDN博客

详解IO多路复用机制——select、poll、epoll的原理和区别_select poll epoll原理和区别-CSDN博客

Linux下的I/O复用技术 — epoll如何使用（epoll_create、epoll_ctl、epoll_wait）以及 LT/ET 使用过程解析_主动去触发epoll事件-CSDN博客

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