LinuxI/O与select、poll、epoll

一、Linux I/O

输入/输出(I/O)是指在主存和外部设备之间复制数据的过程。输入是设备到主存，输出是主存到设备。在Linux系统中，所有的I/O设备都被模型化为文件，所有的输入输出则是对应文件的读写操作。应用程序要求内核打开一个文件，即访问一个I/O设备，而内核则返回一个非负整数，成为文件描述符，用于标识该文件。Linux系统中，文件分为三种，普通文件、目录、套接字。

1. 非缓存I/O与标准I/O
   (1)非缓存I/O
   Linux提供read和write系统调用，它们在用户空间中没有缓冲区，但在内核中有缓冲区。当执行一个write，数据写入内核缓冲区，缓冲区满后再写入到文件。
   (2)标准I/O
   也就是再用户层面存在缓冲区，进行写操作时，数据先写入标准I/O库的流缓冲区，写满后，调用write，将数据复制到内核缓冲区，再写入文件。流缓冲区的大小和分配空间由标准I/O库执行。
   标准I/O的流缓冲区的目的是减少read和write的系统调用次数。假设内核缓冲区长100字节，每次写入10个字节，每次写入都要调用一次write。采用标准I/O，假设流缓冲区大小为50字节，每次写满后再调用write将数据写入。
   实际上标准I/O为每个I/O流提供了缓存管理，共有3种类型的缓存：
   a、 全缓存。当流缓冲区写满后执行I/O操作
   b、 行缓存。输入输出遇到换行符或者缓冲区写满时执行I/O操作。
   c、 无缓存。相当于read和write。

2. I/O模式
   考虑read或write系统调用时，数据实际上经历了两个过程。以read为例，首先等待数据准备完成；然后将准备好的数据拷贝到进程。根据这两个阶段，Linux系统中存在以下5种I/O模型。

(1） 阻塞式I/O
Linux中，所有套接字默认情况下都是阻塞的。如下图所示，当进行recvfrom系统调用时，内核进行数据准备，并将数据从内核复制到用户空间，然后recvfrom返回。整个过程中进程都是阻塞的，直到recvfrom返回。

(2） 非阻塞式I/O
Linux支持将socket设置成非阻塞的，即告诉内核，如果当前请求的I/O操作必须将进程休眠，那么不要将进程休眠，而是返回一个错误。如下图，前三次recvfrom调用时，没有数据准备好，recvfrom直接返回一个EWOULDBLOCK错误；第四次调用时，数据已准备好，内核进行数据复制，recvfrom成功返回。在这个过程中，进程需要循环调用recvfrom，以访问内核是否有数据准备好，也称为轮询。不过这样会浪费大量CPU时间。

(3）I/O复用
I/O复用，即一个进程能够处理多个I/O，也就是select、poll、epoll这三个系统调用的功能了。在没有I/O调用时，进程阻塞在select而非真正的系统调用上；当有socket的数据准备好了，select就会返回，通知进程调用read。

(4）信号驱动式I/O
首先需要开启socket的信号驱动I/O功能，并通过sigaction系统调用，安装一个信号处理函数，这个系统调用会直接返回，不阻塞进程。当数据准备好时，内核产生一个SIGIO信号，信号处理函数捕捉到这个信号，并在其中调用recvfrom。

(5）异步I/O
异步I/O的机制是，进程告知内核进行某个操作，令内核在操作完成后，通过递交信号通知进程操作已完成。如图所示，进程调用aio_read（POSIX），然后立即返回，并不阻塞；内核进行I/O操作，并在完成时递交一个信号。异步I/O与信号驱动I/O的区别是，异步I/O在操作完成时递交信号通知，而信号驱动I/O由内核通知何时开始一个操作。

1.select

函数原型：

#include
#include
int select(int maxfdg1, fd_set * readset, fd_set *writeset , fd_set *exceptset, const struct timeval *timeout);


-maxfdp1为制定的待测试的描述符个数，它的值是待测试的最大描述符-1。
-readset、writeset、exceptset三个参数是指定让内核测试读、写和异常条件的描述符。支持的异常条件有：某个套接字的带外数据到达；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。Select使用描述符集，通常是一个整数数组，其中每个整数的每一位对应一个描述符。当描述集中有描述符就绪时，select返回就绪描述符。
-timeout参数告知内核等待所指定描述符中的任何一个就绪可花多长时间，结构体形式为：

struct timeval{
long tv_sec; /*seconds*/
long tv_usec; /*microseconds*/
}


2.poll

函数原型：

#include
int poll(struct pollfd *fdarray,unsigned long nfds, int timeout);


-*fdarray参数是一个指向一个结构数组第一个元素的指针，每个元素都是一个pollfd结构，用于指定测试某个给定描述符fd的条件。要测试的条件由events成员指定，并在revents中返回描述符的状态。

struct pollfd{
int fd;
short events;
short revents;
}


-nfds指定了结构数组中元素的个数。
-timeout参数指定了poll函数返回前等待多长时间。（ms）

下表中是一些events、revents标志的常值和含义。

注：关于POLLHUP与POLLRDHUP的区别，见下文：
Q：
According to the poll man page, the poll function can return POLLHUP and POLLRDHUP events. From what I understand, only POLLHUP is POSIX compliant, and POLLRDHUP is a Linux non-standard extension. Howerver, both seem to signal that the write end of a connection is closed, so I don’t understand the added value of POLLRDHUP over POLLHUP. Would someone please explain the difference between the two?
A:
No, when poll()ing a socket, POLLHUP will signal that the connection was closed in both directions.
POLLRDHUP will be set when the other end has called shutdown(SHUT_WR) or when this end has called shutdown(SHUT_RD), but the connection may still be alive in the other direction.
You can have a look at net/ipv4/tcp.c the kernel source:

if (sk->sk_shutdown == SHUTDOWN_MASK || state == TCP_CLOSE)
mask |= EPOLLHUP;
if (sk->sk_shutdown & RCV_SHUTDOWN)
mask |= EPOLLIN | EPOLLRDNORM | EPOLLRDHUP;


SHUTDOWN_MASK is RCV_SHUTDOWN|SEND_SHUTDOWN. RCV_SHUTDOWN is set when a FIN packet is received, and SEND_SHUTDOWN is set when a FIN packet is acknowledged by the other end, and the socket moves to the FIN-WAIT2 state.

[except for the TCP_CLOSE part, that snippet is replicated by all protocols; and the whole thing works similarly for unix sockets, etc]

There are other important differences – POLLRDHUP (unlike POLLHUP) has to be set explicitly in .events in order to be returned in .revents.

And POLLRDHUP only works on sockets, not on fifos/pipes or ttys

3.epoll

epoll是Linux特有的I/O复用函数，与select和poll不同的是，epoll采用一组函数来实现功能，并且epoll将调用者关心的描述符事件维护在内核的一个事件表中，因此不需要传入描述符集；但需要传入一个标识时间表的描述符。

1、epoll_create

#include
int epoll_create(int size)


-size告诉内核需要的事件表的大小
-返回值为文件描述符，作为其他epoll系统调用的第一个参数，

2、epoll_ctl

#include
int epoll_ctl(int epfd, int op,int fd, struct epoll_event *event)


-epfd内核事件表的描述符
-op为指定的操作类型，包含3种：
EPOLL_CTL_ADD: 向注册表中注册fd上的事件
EPOLL_CTL_MOD: 修改fd上的注册事件
EPOLL_CTL_DEL: 删除fd上的注册事件
-fd 为要操作的文件描述符
-*event为指定的事件，是epoll_event结构体指针

struct epoll_event{
__uint32_t events; /*epoll事件*/
epoll_data_t data; /*用户数据*/
}
typedef union epoll_data{
void* ptr;
int fd;
uint32_t u32;
uint64_t u64;
}epoll_data_t


3、epoll_wait
该系统调用在一段超时时间内等待一组文件描述符上的事件。

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


-epfd 内核事件表的描述符
-*events 所有就绪的事件将从内核事件表复制到该指针指向的数组中。
-maxevents 指定最多监听多少事件
-timeout参数指定了epoll_wait函数返回前等待多长时间。（ms）

/*使用poll返回就绪描述符*/
int ret = poll(fds, MAX_EVENT_NUMBER, -1);
for(int i = 0; I < MAX_EVENT_NUMBER;i++){
if(fds[i].revents & POLLIN){
int sockfd=fds[i].fd;
/*处理socket*/
}
}
/*使用epoll返回的就绪描述符*/
int ret =epoll_wait(epollfd, events, MAX_EVENT_NUMBER,-1);
for(int i = 0; I < ret ;i++){
if(fds[i].revents & POLLIN){
int sockfd=events[i].data.fd;
/*处理socket*/
}
}


Epoll对文件描述符的操作有两种模式，Level Trigger和Edge Trigger。LT为默认的工作模式，相当于效率较高的poll，当事件发生时，应用程序可以不立即处理事件，当下次调用epoll_wait时，会再次通告该事件；ET模式下，应用程序需要立即处理epoll_wait检测到的事件，因为后续epoll_wait不会再次通知重复事件。

Epoll相较于poll，新增了EPOLLET和EPOLLONESHOT两个事件。当epoll为一个文件描述符注册EPOLLET事件时，epoll会以ET模式操作该文件描述符。对于注册了EPOLLONESHOT的文件描述符，操作系统最多触发其上注册的一个可读、可写或异常事件，且只触发一次。这样一个线程对一个socket操作时，不会有其他线程同时操作该socket。不过，当第一个线程对该socket完成操作时，应立即重置EPOLLONESHOT，以保证该socket在下次可读时能够正常触发EPOLLIN事件。

/*将fd上的EPOLLIN和EPOLLET事件注册到事件表中，EPOLLONESHOT 注册与否则取决于oneshot的值*/
void addfd(int epollfd, int fd ,bool oneshot){
epoll_event event;
event_data.fd = fd;
event.events = EPOLLIN;
if(oneshot){
event.events |= EPOLLONESHOT;
}
epoll_ctl(epollfd, EPOLL_CTL_ADD, fd, &event);
setnonblocking(fd);
}
/*重置fd上的事件*/
void reset_oneshot(int epollfd, int fd){
epoll_event event;
event.data.fd = fd;
event.events = EPOLLIN | EPOLLET | EPOLLONESHOT;
epoll_ctl(epollfd,EPOLL_CTL_MOD, FD, &event);
}
三、select、poll、epoll对比

select、poll、epoll这三个I/O复用系统调用，都能够实现同时监听多个文件描述符的功能，在timeout时间范围内，等待一个或多个文件描述符上的事件，当事件发生时返回。但是从多个方面看，这三个系统调用存在着差异。

1、事件集合
select：通过维护可读、可写、异常三个事件的文件描述符集合，因此select不能处理更多类型的事件；由于内核对描述符集合进行在线修改，应用程序进行下次select调用前，需要重置这三个描述符集合；

poll：将每个描述符与事件绑定，定义一个pollfd结构，内核进行修改的是revents变量，events变量不会被修改，也就是说下次调用poll时，进程无需对pollfd的参数进行重置。

epoll:在内核中维护一个事件表，通过一个独立的系统调用epoll_ctl来对事件表进行添加修改删除。这样epoll_wait每次都从事件表中读取注册的事件，而非反复从用户空间读入事件。

由于select和poll每次调用均需要返回整个注册事件表的集合，因此进程索引就绪文件描述符的时间复杂度为O(n)；而epoll_wait的events参数仅用来返回就绪的事件，因此进程索引就绪文件描述符的时间复杂度为O(1)。

2、描述符数量
poll和epoll_wait分别通过nfds和maxevents参数来指定最多监听多少个文件描述符和事件，这两个数值都能达到系统允许打开的最大文件描述符数目，即65535。

而select允许监听的最大文件描述符数量通常有限制。在最初设计select时，操作系统通常对每个进程可用的最大描述符进行了限制；但在现在的Unix版本中，允许每个进程使用事实上无限数目的描述符，具体数量的限制来自于内存总量和管理性限制。
目前许多实现中有如下声明：

#ifndef FD_SETSIZE
#define FD_SETSIZE 256
#endif


但是，仅仅修改宏定义值，并不能够改变select描述符集的大小，因为还需要重新编译内核。有些厂家允许FD_SETSIZE值修改为更大的值，但这样的改动，可能会导致可移植性问题。

3、实现原理与工作模式

实现原理上讲，select与poll都采用的时轮询的方式，每次调用都要扫描整个注册描述符集合，因此它们的时间复杂度是O(n)。epoll_wait采用的是回调的方式，内核检测到描述符就绪则触发回调函数，回调函数将该文件描述符上对应的事件插入内核就绪事件队列，内核在适当的时机将就绪队列内容复制到用户空间。所以epoll_wait的时间复杂度为O(n)。但当活动连接较多时，回调函数会频繁触发，所以epoll_wait效率未必高于select和poll。
select和poll工作模式为LT，epoll则支持ET高效模式。