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IO多路复用
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IO 多路复用概述
IO 多路复用是一种同步 IO 模型，实现一个线程可以监视多个文件句柄；也可以理解为一个或一组线程处理多个 TCP 连接。
用户空间 / 内核空间
操作系统的核心是内核，独立于普通的应用程序，可以访问受保护的内存空间，也有访问底层硬件设备的所有权限。为了保证用户进程不能直接操作内核（kernel），保证内核的安全，操作系统将虚拟空间划分为两部分，一部分为内核空间，一部分为用户空间。现在操作系统都是采用虚拟存储器，那么对32位操作系统而言，它的寻址空间（虚拟存储空间）为4G（2的32次方），其中前1G为内核空间，后3G为用户空间，为了安全问题，用户空间不能访问内核空间。
内核空间：寻址空间前1G为内核空间
用户空间：寻址空间前3G为内核空间
进程阻塞
正在执行的进程，由于期待的某些事件未发生，如请求系统资源失败、等待某种操作的完成、新数据尚未到达或无新工作做等，则由系统自动执行阻塞原语(Block)，使自己由运行状态变为阻塞状态。可见，进程的阻塞是进程自身的一种主动行为，也因此只有处于运行态的进程（获得了CPU资源），才可能将其转为阻塞状态。当进程进入阻塞状态，是不占用CPU资源的。
文件描述符
文件描述符（File descriptor）是计算机科学中的一个术语，是一个用于表述指向文件的引用的抽象化概念。
文件描述符在形式上是一个非负整数。实际上，它是一个索引值，指向内核为每一个进程所维护的该进程打开文件的记录表。当程序打开一个现有文件或者创建一个新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。在程序设计中，一些涉及底层的程序编写往往会围绕着文件描述符展开。但是文件描述符这一概念往往只适用于UNIX、Linux这样的操作系统。
同步/异步
看下POSIX对同步和异步这两个术语的定义:
同步IO操作：导致请求进程阻塞，直到I/O操作完成；
异步IO操作：不导致请求进程阻塞；
同步：当执行系统调用read时，需要用户等待内核完成从内核缓冲区到用户缓冲区的数据拷贝。
异步：当执行异步IO操作例如aio_read时，用户不需要等待，只需要接收内核完成操作的通知，由内核来完成数据的读取。
阻塞/非阻塞
阻塞IO：由系统调用read,导致线程一直等待数据返回。
非阻塞IO：系统调用read后立即返回一个状态，当数据达到内核缓冲区之前都是非阻塞的，即返回一个系统调用状态。
IO模型对比：
Unix网络编程中的五种IO模型
1、BIO(同步阻塞式IO):最传统的一种IO模型，即在读写数据过程中会发生阻塞现象。
2、NIO(同步非阻塞式IO)
当用户线程发起一个 IO 操作后，并不需要等待，而是马上就得到一个结果。如果结果是一个 error 时，它就知道数据还没有准备好，于是它可以再次发送 IO 操作。一旦内核中的数据准备好了，并且又再次收到了用户线程的请求，那么它马上就将数据拷贝到了用户线程，然后返回。
3、IO多路复用
在多路复用IO模型中，会有一个内核线程不断地去轮询多个 socket 的状态，只有当真正读写事件发送时，才真正调用实际的IO读写操作。因为在多路复用IO模型中，只需要使用一个线程就可以管理多个socket，系统不需要建立新的进程或者线程，也不必维护这些线程和进程，并且只有真正有读写事件进行时，才会使用IO资源，所以它大大减少来资源占用。
4、信号驱动IO
在信号驱动IO模型中，当用户线程发起一个IO请求操作，会给对应的socket注册一个信号函数，然后用户线程会继续执行，当内核数据就绪时会发送一个信号给用户线程，用户线程接收到信号后，便在信号函数中调用IO读写操作来进行实际的IO请求操作。这个一般用于UDP中，对TCP套接字几乎没用，原因是该信号产生得过于频繁，并且该信号的出现并没有告诉我们发生了什么请求。
5、异步IO
IO多路复用的三种实现
1、select
2、poll
3、epoll
1)select
概述
select 是操作系统提供的系统调用函数，select()用来等待文件描述词（普通文件、终端、伪终端、管道、FIFO、套接字及其他类型的字符型）状态的改变。是一个轮循函数，循环询问文件节点，可设置超时时间，超时时间到了就跳过代码继续往下执行。
（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根据情况会调用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll）
（4）以tcp_poll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，不同的设备有不同的等待队列，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）。在设备收到一条消息（网络设备）或填写完文件数据（磁盘设备）后，会唤醒设备等待队列上睡眠的进程，这时current便被唤醒了。
（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，还没有返回一个可读写的mask掩码，则会调用schedule_timeout是调用select的进程（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函数接口:
#include <sys/select.h>
#include <sys/time.h>
#define FD_SETSIZE 1024
#define NFDBITS (8 * sizeof(unsigned long))
#define __FDSET_LONGS (FD_SETSIZE/NFDBITS)
// 数据结构 (bitmap)
typedef struct {
unsigned long fds_bits[__FDSET_LONGS];
} fd_set;
// API
int select(
int max_fd, //maxfdp：被监听的文件描述符的最大值，它比所有文件描述符集合中的文件描述符的最大值大1，因为文件描述符是从0开始计数的；
fd_set *readset, //分别指向可读事件对应的描述符集合
fd_set *writeset, //可写事件对应的描述符集合
fd_set *exceptset, //和异常等事件对应的描述符集合。
struct timeval *timeout //用于设置select函数的超时时间，即告诉内核select等待多长时间之后就放弃等待。timeout == NULL 表示等待无限长的时间，timeout == 0，select立即返回
)
//timeval结构体
struct timeval
{
long tv_sec; /*秒 */
long tv_usec; /*微秒 */
};
//select置位
FD_ZERO(int fd, fd_set* fds) // 清空集合
FD_SET(int fd, fd_set* fds) // 将给定的描述符加入集合
FD_ISSET(int fd, fd_set* fds) // 判断指定描述符是否在集合中
FD_CLR(int fd, fd_set* fds) // 将给定的描述符从文件中删除
优点：
几乎在所有的平台上支持，跨平台支持性好
缺点：
由于是采用轮询方式全盘扫描，会随着文件描述符 FD 数量增多而性能下降。
每次调用 select()，都需要把 fd 集合从用户态拷贝到内核态，并进行遍历(消息传递都是从内核到用户空间)。
单个进程打开的 FD 是有限制(通过FD_SETSIZE设置)的，默认是 1024 个，可修改宏定义，但是效率仍然慢。
1)poll
概述
poll本质上和select没有区别，它将用户传入的数组拷贝到内核空间，然后查询每个fd对应的设备状态， 但是它没有最大连接数的限制，原因是它是基于链表来存储的。
poll函数接口：
#include <poll.h>
// 数据结构
struct pollfd {
int fd; // 需要监视的文件描述符
short events; // 需要内核监视的事件
short revents; // 实际发生的事件
};
// API和参数说明
int poll(struct pollfd fds[], //
nfds_t nfds, //指定了fds中元素的个数，nfds_t为无符号整形
int timeout); //决定阻塞行为，一般如下：-1：一直阻塞到fds数组中有一个达到就绪态或者捕获到一个信号、0：不会阻塞，立即返回 、 >0：阻塞时间
poll缺点
它没有最大连接数的限制，原因是它是基于链表来存储的，但是同样有缺点：
每次调用 poll ，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；
对 socket 扫描是线性扫描，采用轮询的方法，效率较低（高并发时）
3)epoll
概述
epoll可以理解为event poll，不同于忙轮询和无差别轮询，epoll会把哪个流发生了怎样的I/O事件通知我们。所以我们说epoll实际上是*事件驱动（每个事件关联上fd）*的，此时我们对这些流的操作都是有意义的。（复杂度降低到了O(1)）。epoll没有对描述符数目的限制，它所支持的文件描述符上限是整个系统最大可以打开的文件数目，例如，在1GB内存的机器上，这个限制大概为10万左右。
epoll函数接口
当某一进程调用epoll_create方法时，Linux内核会创建一个eventpoll结构体，这个结构体中有两个成员与epoll的使用方式密切相关。eventpoll结构体如下所示：
#include <sys/epoll.h>
// 数据结构
// 每一个epoll对象都有一个独立的eventpoll结构体
// 用于存放通过epoll_ctl方法向epoll对象中添加进来的事件
// epoll_wait检查是否有事件发生时，只需要检查eventpoll对象中的rdlist双链表中是否有epitem元素即可
struct eventpoll {
/*红黑树的根节点，这颗树中存储着所有添加到epoll中的需要监控的事件*/
struct rb_root rbr;
/*双链表中则存放着将要通过epoll_wait返回给用户的满足条件的事件*/
struct list_head rdlist;
};
// API
int epoll_create(int size); // 内核中间加一个 ep 对象，把所有需要监听的 socket 都放到 ep 对象中
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event); // epoll_ctl 负责把 socket 增加、删除到内核红黑树
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);// epoll_wait 负责检测可读队列，没有可读 socket 则阻塞进程
每一个epoll对象都有一个独立的eventpoll结构体，用于存放通过epoll_ctl方法向epoll对象中添加进来的事件。这些事件都会挂载在红黑树中，如此，重复添加的事件就可以通过红黑树而高效的识别出来(红黑树的插入时间效率是lgn，其中n为红黑树元素个数)。
而所有添加到epoll中的事件都会与设备(网卡)驱动程序建立回调关系，也就是说，当相应的事件发生时会调用这个回调方法。这个回调方法在内核中叫ep_poll_callback,它会将发生的事件添加到rdlist双链表中。
在epoll中，对于每一个事件，都会建立一个epitem结构体，如下所示：
struct epitem{
struct rb_node rbn;//红黑树节点
struct list_head rdllink;//双向链表节点
struct epoll_filefd ffd; //事件句柄信息
struct eventpoll *ep; //指向其所属的eventpoll对象
struct epoll_event event; //期待发生的事件类型
}
当调用epoll_wait检查是否有事件发生时，只需要检查eventpoll对象中的rdlist双链表中是否有epitem元素即可。如果rdlist不为空，则把发生的事件复制到用户态，同时将事件数量返回给用户。
从上面的讲解可知：通过红黑树和双链表数据结构，并结合回调机制，造就了epoll的高效。
讲解完了Epoll的机理，我们便能很容易掌握epoll的用法了。一句话描述就是：三步曲。
第一步：epoll_create()系统调用。此调用返回一个句柄，之后所有的使用都依靠这个句柄来标识。
第二步：epoll_ctl()系统调用。通过此调用向epoll对象中添加、删除、修改感兴趣的事件，返回0标识成功，返回-1表示失败。
第三部：epoll_wait()系统调用。通过此调用收集收集在epoll监控中已经发生的事件。
epoll使用实例
int main(int argc, char* argv[])
{
/*
* 在这里进行一些初始化的操作，
* 比如初始化数据和socket等。
*/
// 内核中创建ep对象
epfd=epoll_create(256);
// 需要监听的socket放到ep中
epoll_ctl(epfd,EPOLL_CTL_ADD,listenfd,&ev);
while(1) {
// 阻塞获取
nfds = epoll_wait(epfd,events,20,0);
for(i=0;i<nfds;++i) {
if(events[i].data.fd==listenfd) {
// 这里处理accept事件
connfd = accept(listenfd);
// 接收新连接写到内核对象中
epoll_ctl(epfd,EPOLL_CTL_ADD,connfd,&ev);
} else if (events[i].events&EPOLLIN) {
// 这里处理read事件
read(sockfd, BUF, MAXLINE);
//读完后准备写
epoll_ctl(epfd,EPOLL_CTL_MOD,sockfd,&ev);
} else if(events[i].events&EPOLLOUT) {
// 这里处理write事件
write(sockfd, BUF, n);
//写完后准备读
epoll_ctl(epfd,EPOLL_CTL_MOD,sockfd,&ev);
}
}
}
return 0;
}
epoll的优点
没有最大并发连接的限制，能打开的FD的上限远大于1024（1G的内存上能监听约10万个端口）；
效率提升，不是轮询的方式，不会随着FD数目的增加效率下降。只有活跃可用的FD才会调用callback函数；即Epoll最大的优点就在于它只管你“活跃”的连接，而跟连接总数无关，因此在实际的网络环境中，Epoll的效率就会远远高于select和poll；
内存拷贝，利用mmap()文件映射内存加速与内核空间的消息传递；即epoll使用mmap减少复制开销。
epoll缺点
epoll只能工作在 linux 下
epoll 应用：redis、nginx
epoll 水平触发(LT)与边缘触发(ET)的区别
1、LT 模式下，只要这个 fd 还有数据可读，每次 epoll_wait 都会返回它的事件，提醒用户程序去操作；
2、ET 模式下，它只会提示一次，直到下次再有数据流入之前都不会再提示了，无论 fd 中是否还有数据可读。所以在 ET 模式下，read 一个 fd 的时候一定要把它的 buffer 读完，或者遇到 EAGIN 错误。
select/poll/epoll 之间的区别
