彻底弄懂IO这件事情 - I/O 多路复用(select，poll，epoll)

转自潘建锋

• 所谓 I/O 多路复用指的就是 select/poll/epoll 这一系列的多路选择器：支持单一线程同时监听多个文件描述符（I/O 事件），阻塞等待，并在其中某个文件描述符可读写时收到通知。 I/O 复用其实复用的不是 I/O 连接，而是复用线程，让一个 thread of control 能够处理多个连接（I/O 事件）。

select & poll

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#include <sys/select.h>

/* According to earlier standards */
#include <sys/time.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>

int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);

// 和 select 紧密结合的四个宏：
void FD_CLR(int fd, fd_set *set);
int FD_ISSET(int fd, fd_set *set);
void FD_SET(int fd, fd_set *set);
void FD_ZERO(fd_set *set);

• select 是 epoll 之前 Linux 使用的 I/O 事件驱动技术。

• 理解 select 的关键在于理解 fd_set，为说明方便，取 fd_set 长度为 1 字节，fd_set 中的每一 bit 可以对应一个文件描述符 fd，则 1 字节长的 fd_set 最大可以对应 8 个 fd。select 的调用过程如下：

  1. 执行 FD_ZERO(&set), 则 set 用位表示是 0000,0000
  2. 若 fd＝5, 执行 FD_SET(fd, &set); 后 set 变为 0001,0000(第 5 位置为 1)
  3. 再加入 fd＝2, fd=1，则 set 变为 0001,0011
  4. 执行 select(6, &set, 0, 0, 0) 阻塞等待
  5. 若 fd=1, fd=2 上都发生可读事件，则 select 返回，此时 set 变为 0000,0011 (注意：没有事件发生的 fd=5 被清空)

• 基于上面的调用过程，可以得出 select 的特点：

  • 可监控的文件描述符个数取决于 sizeof(fd_set) 的值。假设服务器上 sizeof(fd_set)＝512，每 bit 表示一个文件描述符，则服务器上支持的最大文件描述符是 512*8=4096。fd_set 的大小调整可参考 【原创】技术系列之 网络模型（二） 中的模型 2，可以有效突破 select 可监控的文件描述符上限

  • 将 fd 加入 select 监控集的同时，还要再使用一个数据结构 array 保存放到 select 监控集中的 fd，一是用于在 select 返回后，array 作为源数据和 fd_set 进行 FD_ISSET 判断。二是 select 返回后会把以前加入的但并无事件发生的 fd 清空，则每次开始 select 前都要重新从 array 取得 fd 逐一加入（FD_ZERO 最先），扫描 array 的同时取得 fd 最大值 maxfd，用于 select 的第一个参数

  • 可见 select 模型必须在 select 前循环 array（加 fd，取 maxfd），select 返回后循环 array（FD_ISSET 判断是否有事件发生）

• 所以，select 有如下的缺点：

  1. 最大并发数限制：使用 32 个整数的 32 位，即 32*32=1024 来标识 fd，虽然可修改，但是有以下第 2, 3 点的瓶颈
  2. 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
  3. 性能衰减严重：每次 kernel 都需要线性扫描整个 fd_set，所以随着监控的描述符 fd 数量增长，其 I/O 性能会线性下降

• poll 的实现和 select 非常相似，只是描述 fd 集合的方式不同，poll 使用 pollfd 结构而不是 select 的 fd_set 结构，poll 解决了最大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 只是实现细节上的区分，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，I/O 多路复用的核心设计是 1 个线程处理所有连接的 等待消息准备好 I/O 事件，这一点上 epoll 和 select&poll 是大同小异的。但 select&poll 错误预估了一件事，当数十万并发连接存在时，可能每一毫秒只有数百个活跃的连接，同时其余数十万连接在这一毫秒是非活跃的。select&poll 的使用方法是这样的： 返回的活跃连接 == select(全部待监控的连接) 。

• 什么时候会调用 select&poll 呢？在你认为需要找出有报文到达的活跃连接时，就应该调用。所以，select&poll 在高并发时是会被频繁调用的。这样，这个频繁调用的方法就很有必要看看它是否有效率，因为，它的轻微效率损失都会被 高频 二字所放大。它有效率损失吗？显而易见，全部待监控连接是数以十万计的，返回的只是数百个活跃连接，这本身就是无效率的表现。被放大后就会发现，处理并发上万个连接时，select&poll 就完全力不从心了。这个时候就该 epoll 上场了，epoll 通过一些新的设计和优化，基本上解决了 select&poll 的问题。

• epoll 的 API 非常简洁，涉及到的只有 3 个系统调用：

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  #include <sys/epoll.h> 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);

• 其中，epoll_create 创建一个 epoll 实例并返回 epollfd；epoll_ctl 注册 file descriptor 等待的 I/O 事件(比如 EPOLLIN、EPOLLOUT 等) 到 epoll 实例上；epoll_wait 则是阻塞监听 epoll 实例上所有的 file descriptor 的 I/O 事件，它接收一个用户空间上的一块内存地址 (events 数组)，kernel 会在有 I/O 事件发生的时候把文件描述符列表复制到这块内存地址上，然后 epoll_wait 解除阻塞并返回，最后用户空间上的程序就可以对相应的 fd 进行读写了：

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#include <unistd.h>
ssize_t read(int fd, void *buf, size_t count);
ssize_t write(int fd, const void *buf, size_t count);

• epoll 的工作原理如下：
  

• 与 select&poll 相比，epoll 分清了高频调用和低频调用。例如，epoll_ctl 相对来说就是非频繁调用的，而 epoll_wait 则是会被高频调用的。所以 epoll 利用 epoll_ctl 来插入或者删除一个 fd，实现用户态到内核态的数据拷贝，这确保了每一个 fd 在其生命周期只需要被拷贝一次，而不是每次调用 epoll_wait 的时候都拷贝一次。 epoll_wait 则被设计成几乎没有入参的调用，相比 select&poll 需要把全部监听的 fd 集合从用户态拷贝至内核态的做法，epoll 的效率就高出了一大截。

• 在实现上 epoll 采用红黑树来存储所有监听的 fd，而红黑树本身插入和删除性能比较稳定，时间复杂度 O(logN)。通过 epoll_ctl 函数添加进来的 fd 都会被放在红黑树的某个节点内，所以，重复添加是没有用的。当把 fd 添加进来的时候时候会完成关键的一步：该 fd 会与相应的设备（网卡）驱动程序建立回调关系，也就是在内核中断处理程序为它注册一个回调函数，在 fd 相应的事件触发（中断）之后（设备就绪了），内核就会调用这个回调函数，该回调函数在内核中被称为： ep_poll_callback ，这个回调函数其实就是把这个 fd 添加到 rdllist 这个双向链表（就绪链表）中。epoll_wait 实际上就是去检查 rdlist 双向链表中是否有就绪的 fd，当 rdlist 为空（无就绪 fd）时挂起当前进程，直到 rdlist 非空时进程才被唤醒并返回。

• 相比于 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，epoll_wait 则是直接返回已就绪 fd，因此 epoll 的 I/O 性能不会像 select&poll 那样随着监听的 fd 数量增加而出现线性衰减，是一个非常高效的 I/O 事件驱动技术。

• 由于使用 epoll 的 I/O 多路复用需要用户进程自己负责 I/O 读写，从用户进程的角度看，读写过程是阻塞的，所以 select&poll&epoll 本质上都是同步 I/O 模型，而像 Windows 的 IOCP 这一类的异步 I/O，只需要在调用 WSARecv 或 WSASend 方法读写数据的时候把用户空间的内存 buffer 提交给 kernel，kernel 负责数据在用户空间和内核空间拷贝，完成之后就会通知用户进程，整个过程不需要用户进程参与，所以是真正的异步 I/O。

延伸

• 另外，我看到有些文章说 epoll 之所以性能高是因为利用了 Linux 的 mmap 内存映射让内核和用户进程共享了一片物理内存，用来存放就绪 fd 列表和它们的数据 buffer，所以用户进程在 epoll_wait 返回之后用户进程就可以直接从共享内存那里读取/写入数据了，这让我很疑惑，因为首先看 epoll_wait 的函数声明：

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int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout);

• 第二个参数：就绪事件列表，是需要在用户空间分配内存然后再传给 epoll_wait 的，如果内核会用 mmap 设置共享内存，直接传递一个指针进去就行了，根本不需要在用户态分配内存，多此一举。其次，内核和用户进程通过 mmap 共享内存是一件极度危险的事情，内核无法确定这块共享内存什么时候会被回收，而且这样也会赋予用户进程直接操作内核数据的权限和入口，非常容易出现大的系统漏洞，因此一般极少会这么做。所以我很怀疑 epoll 是不是真的在 Linux kernel 里用了 mmap，我就去看了下最新版本（5.3.9）的 Linux kernel 源码：

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/*
 * Implement the event wait interface for the eventpoll file. It is the kernel
 * part of the user space epoll_wait(2).
 */
static int do_epoll_wait(int epfd, struct epoll_event __user *events,
			 int maxevents, int timeout)
{
	// ...
  
	/* Time to fish for events ... */
	error = ep_poll(ep, events, maxevents, timeout);
}

// 如果 epoll_wait 入参时设定 timeout == 0, 那么直接通过 ep_events_available 判断当前是否有用户感兴趣的事件发生，如果有则通过 ep_send_events 进行处理
// 如果设置 timeout > 0，并且当前没有用户关注的事件发生，则进行休眠，并添加到 ep->wq 等待队列的头部；对等待事件描述符设置 WQ_FLAG_EXCLUSIVE 标志
// ep_poll 被事件唤醒后会重新检查是否有关注事件，如果对应的事件已经被抢走，那么 ep_poll 会继续休眠等待
static int ep_poll(struct eventpoll *ep, struct epoll_event __user *events, int maxevents, long timeout)
{
	// ...
  
	send_events:
	/*
	 * Try to transfer events to user space. In case we get 0 events and
	 * there's still timeout left over, we go trying again in search of
	 * more luck.
	 */
  
	// 如果一切正常, 有 event 发生, 就开始准备数据 copy 给用户空间了
	// 如果有就绪的事件发生，那么就调用 ep_send_events 将就绪的事件 copy 到用户态内存中，
	// 然后返回到用户态，否则判断是否超时，如果没有超时就继续等待就绪事件发生，如果超时就返回用户态。
	// 从 ep_poll 函数的实现可以看到，如果有就绪事件发生，则调用 ep_send_events 函数做进一步处理
	if (!res && eavail &&
			!(res = ep_send_events(ep, events, maxevents)) && !timed_out)
		goto fetch_events;
  
	// ...
}

// ep_send_events 函数是用来向用户空间拷贝就绪 fd 列表的，它将用户传入的就绪 fd 列表内存简单封装到
// ep_send_events_data 结构中，然后调用 ep_scan_ready_list 将就绪队列中的事件写入用户空间的内存；
// 用户进程就可以访问到这些数据进行处理
static int ep_send_events(struct eventpoll *ep,
				struct epoll_event __user *events, int maxevents)
{
	struct ep_send_events_data esed;

	esed.maxevents = maxevents;
	esed.events = events;
	// 调用 ep_scan_ready_list 函数检查 epoll 实例 eventpoll 中的 rdllist 就绪链表，
	// 并注册一个回调函数 ep_send_events_proc，如果有就绪 fd，则调用 ep_send_events_proc 进行处理
	ep_scan_ready_list(ep, ep_send_events_proc, &esed, 0, false);
	return esed.res;
}

// 调用 ep_scan_ready_list 的时候会传递指向 ep_send_events_proc 函数的函数指针作为回调函数，
// 一旦有就绪 fd，就会调用 ep_send_events_proc 函数
static __poll_t ep_send_events_proc(struct eventpoll *ep, struct list_head *head, void *priv)
{
	// ...
  
	/*
	 * If the event mask intersect the caller-requested one,
	 * deliver the event to userspace. Again, ep_scan_ready_list()
	 * is holding ep->mtx, so no operations coming from userspace
	 * can change the item.
	 */
	revents = ep_item_poll(epi, &pt, 1);
	// 如果 revents 为 0，说明没有就绪的事件，跳过，否则就将就绪事件拷贝到用户态内存中
	if (!revents)
		continue;
	// 将当前就绪的事件和用户进程传入的数据都通过 __put_user 拷贝回用户空间,
	// 也就是调用 epoll_wait 之时用户进程传入的 fd 列表的内存
	if (__put_user(revents, &uevent->events) || __put_user(epi->event.data, &uevent->data)) {
		list_add(&epi->rdllink, head);
		ep_pm_stay_awake(epi);
		if (!esed->res)
			esed->res = -EFAULT;
		return 0;
	}
  
	// ...
}

• 从 do_epoll_wait 开始层层跳转，我们可以很清楚地看到最后内核是通过 __put_user 函数把就绪 fd 列表和事件返回到用户空间，而 __put_user 正是内核用来拷贝数据到用户空间的标准函数。此外，我并没有在 Linux kernel 的源码中和 epoll 相关的代码里找到 mmap 系统调用做内存映射的逻辑，所以基本可以得出结论：epoll 在 Linux kernel 里并没有使用 mmap 来做用户空间和内核空间的内存共享，所以那些说 epoll 使用了 mmap 的文章都是误解。

Non-blocking I/O

• 什么叫非阻塞 I/O，顾名思义就是：所有 I/O 操作都是立刻返回而不会阻塞当前用户进程。I/O 多路复用通常情况下需要和非阻塞 I/O 搭配使用，否则可能会产生意想不到的问题。比如，epoll 的 ET(边缘触发) 模式下，如果不使用非阻塞 I/O，有极大的概率会导致阻塞 event-loop 线程，从而降低吞吐量，甚至导致 bug。

• Linux 下，我们可以通过 fcntl 系统调用来设置 O_NONBLOCK 标志位，从而把 socket 设置成 non-blocking。当对一个 non-blocking socket 执行读操作时，流程是这个样子：

• 当用户进程发出 read 操作时，如果 kernel 中的数据还没有准备好，那么它并不会 block 用户进程，而是立刻返回一个 EAGAIN error。从用户进程角度讲 ，它发起一个 read 操作后，并不需要等待，而是马上就得到了一个结果。用户进程判断结果是一个 error 时，它就知道数据还没有准备好，于是它可以再次发送 read 操作。一旦 kernel 中的数据准备好了，并且又再次收到了用户进程的 system call，那么它马上就将数据拷贝到了用户内存，然后返回。

• 所以，non-blocking I/O 的特点是用户进程需要不断的主动询问 kernel 数据好了没有。