select
先说结论,这个select是做什么的呢?
select是负责在Linux系统中,让一个人可以有多个鱼竿,可以不停的进行轮询,只要有一个准备好了就可以进行等待,先看一下它的函数参数:
这个函数参数还是有点复杂的,下面对于这些函数的参数进行解析:
首先是第一个参数nfds,这个参数的值是最大的文件描述符的值加一,比如现在有1234,对于这四个文件描述符来说,要填写的第一个参数的值就是5
下面看一下返回值:
简单来说,对于返回值n来说,如果n是大于0的,表示的是有n个fd已经就绪了,如果n是等于0的,表示的是超时,虽然没有错误,但是也没有资源就绪,如果n是小于0的,表示的是出错了,比如可能文件描述符被关了等等
timeval结构体
下面的参数是这个timeval结构体:
对于这个结构体来说,首先有两个成员,一个代表的是秒,一个代表的是微妙,这个参数的主要目的是给select设置一个等待的方式,比如可以进行一些合适的设置,使得这个select可以在规律的周期性醒来,如果要是把这个参数设置为0,表示的就是立马返回,其实就是一个非阻塞,不过一般也不这么设置,不过是可以这样设置的
同时需要注意的是,对于select当中,这个参数是一个输入输出参数,它不仅是输入,而且还会输出,输出的信息是剩余的时间,比如输入的是五秒钟,但是经过2秒钟资源就已经就绪了,那么就会返回3秒钟,表示还剩下3秒钟
fd_set
下面要进入的是select当中最重要的一个模块,fd_set类型的参数,这个参数是一个内核的数据类型,其实就是所谓的位图,这个参数主要是设置要监听什么事件,正常来说我们比较关心的是这个文件描述符的读写事件
比如现在要设置文件描述符是012的这三个内容,我们要关心它的写事件,那么就可以把位图的信息从0000 0000设置为0000 0111,而其中比特位的位置,表示的是文件描述符的编号,而其中的比特位的内容,表示的是这个东西内核是否需要关心
这个参数也是一个输入输出型的参数,在进行输入的时候,用户告诉内核,我要关心的是一个或者多个fd,你来帮我进行检测一下上面的读时间,如果要是检测到了,你要告诉我,而进行输出的时候,是内核告诉用户,你让我关心的这些事件当中,已经有xxx已经就绪了,你来进行读取吧,这就是这个位图可以带给用户的信息
说白了,这个位图的意义就是来让用户和内核进行交互,来查看fd是否已经就绪的信息的,这就意味着在进行select的操作当中,是有很多的位图操作的
那么下面,就用代码来对于这些内容进行验证:
// socket.hpp
#pragma once
#include <iostream>
#include <string>
#include <unistd.h>
#include <cstring>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <sys/socket.h>
#include <arpa/inet.h>
#include <netinet/in.h>
#include "Log.hpp"
enum
{
SocketErr = 2,
BindErr,
ListenErr,
};
// TODO
const int backlog = 10;
class Sock
{
public:
Sock()
{
}
~Sock()
{
}
public:
void Socket()
{
sockfd_ = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0);
if (sockfd_ < 0)
{
lg(Fatal, "socker error, %s: %d", strerror(errno), errno);
exit(SocketErr);
}
int opt = 1;
setsockopt(sockfd_, SOL_SOCKET, SO_REUSEADDR | SO_REUSEPORT, &opt, sizeof(opt));
}
void Bind(uint16_t port)
{
struct sockaddr_in local;
memset(&local, 0, sizeof(local));
local.sin_family = AF_INET;
local.sin_port = htons(port);
local.sin_addr.s_addr = INADDR_ANY;
if (bind(sockfd_, (struct sockaddr *)&local, sizeof(local)) < 0)
{
lg(Fatal, "bind error, %s: %d", strerror(errno), errno);
exit(BindErr);
}
}
void Listen()
{
if (listen(sockfd_, backlog) < 0)
{
lg(Fatal, "listen error, %s: %d", strerror(errno), errno);
exit(ListenErr);
}
}
int Accept(std::string *clientip, uint16_t *clientport)
{
struct sockaddr_in peer;
socklen_t len = sizeof(peer);
int newfd = accept(sockfd_, (struct sockaddr*)&peer, &len);
if(newfd < 0)
{
lg(Warning, "accept error, %s: %d", strerror(errno), errno);
return -1;
}
char ipstr[64];
inet_ntop(AF_INET, &peer.sin_addr, ipstr, sizeof(ipstr));
*clientip = ipstr;
*clientport = ntohs(peer.sin_port);
return newfd;
}
bool Connect(const std::string &ip, const uint16_t &port)
{
struct sockaddr_in peer;
memset(&peer, 0, sizeof(peer));
peer.sin_family = AF_INET;
peer.sin_port = htons(port);
inet_pton(AF_INET, ip.c_str(), &(peer.sin_addr));
int n = connect(sockfd_, (struct sockaddr*)&peer, sizeof(peer));
if(n == -1)
{
std::cerr << "connect to " << ip << ":" << port << " error" << std::endl;
return false;
}
return true;
}
void Close()
{
close(sockfd_);
}
int Fd()
{
return sockfd_;
}
private:
int sockfd_;
};
// selectserver.hpp
#include <iostream>
#include <sys/select.h>
#include <sys/time.h>
#include "Socket.hpp"
using namespace std;
const uint16_t defaultport = 8888;
class selectserver
{
public:
selectserver(uint16_t port = defaultport) : _port(port)
{
}
~selectserver()
{
}
bool Init()
{
_listensock.Socket();
_listensock.Bind(_port);
_listensock.Listen();
return true;
}
void Start()
{
int listensock = _listensock.Fd();
for (;;)
{
fd_set rfds;
FD_ZERO(&rfds);
// 设置监听
FD_SET(listensock, &rfds);
struct timeval timeout = {1, 0};
int n = select(5, &rfds, nullptr, nullptr, /*&timeout*/nullptr);
switch (n)
{
case 0:
cout << "timeout : " << timeout.tv_sec << "." << timeout.tv_usec << endl;
break;
case -1:
cerr << "select error" << endl;
break;
default:
cout << "get a new link" << endl;
// 对select进行处理
break;
}
}
}
private:
Sock _listensock;
uint16_t _port;
};
对上述代码进行运行,进行链接后会发现,确实可以监听到效果
但是会非常快的打满整个屏幕,这告诉我们下面的结论
- 如果事件就绪了,但是上层不处理,select会一直通知用户
- select告诉就绪了,那么在接下来的一次读取的时候不会阻塞,因为事件已经就绪了
现在的这份代码注定是不完全的,起码对于建立的链接没有进行处理,所以下一步对于这样的链接要进行后续的处理,那现在的问题是,在进行处理的时候该如何进行处理?
由上面的结论可以看出,的确在select就绪的时候,说明下一次的读取是不会进行阻塞,可以直接进行读取的,因此在建立链接这件事上,是可以直接accept的,但是accept之后的内容呢?比如accept之后要进行接受数据,可以直接read吗?答案是不可以的,因为在建立链接之后用户未必会给你发消息,所以此时作为服务端要做的是要继续进行下一轮等待,再次进行read等待
所以等待也是要进行区分的,等的是accept还是read?所以在进行处理等到了的函数中,必然要对于等待的内容进行区分,如果等待的是accept,那么就建立链接,然后去等read,如果等待的是read,那么就可以直接去调用read了,所以下面继续对于这部分内容进行完善,我们要添加一个数组用来描述的建立的一个一个的文件描述符,位图的大小*8即可
void Dispatcher(fd_set &rfds)
{
// 对于等待的信息进行循环等待
for(int i = 0; i < fd_num_max; i++)
{
int fd = fd_array[i];
// 如果这个fd没被使用过,就跳过它
if(fd == defaultfd)
continue;
if(FD_ISSET(fd, &rfds))
{
// 如果是建立链接的select
if(fd == _listensock.Fd())
Accepter();
// 如果是等待读取信息的select
else
Recver(fd, i);
}
}
}
如上所示的是一个基本的逻辑,对于要建立链接的select,就让他去建立链接,如果是要建立读取的select,就让他去执行读取的逻辑
那我们先处理建立链接的select:
void Accepter()
{
// 接收客户端的ip和端口号
string clientip;
uint16_t clientport = 0;
int sock = _listensock.Accept(&clientip, &clientport);
if(sock < 0)
return;
lg(Info, "accept new link, %s: %d, sock fd: %d", clientip.c_str(), clientport, sock);
// 对于建立好的链接要去让它们进行等待select
int pos = 1;
// 建立链接要进行判断select还有没有空余位置,如果select都满了,那对于建立新的链接就无能为力了
for(; pos < fd_num_max; pos++)
{
if(fd_array[pos] != defaultfd)
continue;
else
break;
}
// 如果当前select已经满了,说明已经不能再建立新的链接了
if(pos == fd_num_max)
{
lg(Warning, "server is full, close %d", sock);
close(sock);
}
// 如果当前select没有满,那么就说明此时可以去进行等待了
else
{
fd_array[pos] = sock;
}
}
那如果当前识别到时要进行读取的select,说明接下来就可以直接进行读取了,不会进行阻塞了,下层已经把数据送上来了:
void Recver(int fd, int pos)
{
char buffer[1024];
// 此时可以直接进行读取,不会阻塞,因为已经是就绪了才会加到select当中的
ssize_t n = read(fd, buffer, sizeof(buffer) - 1);
if (n > 0)
{
buffer[n] = 0;
cout << "get message " << buffer << endl;
}
else if (n == 0)
{
// 如果是0,就说明客户端已经退出了,那么服务端也就不用维护这段链接了
lg(Info, "client quit, server quit, close fd is %d", fd);
close(fd);
// 将对应的信息重新设置为-1,表示的是这个位置可以接收新的select了
fd_array[pos] = defaultfd;
}
else
{
// 如果是这样,就是接收失败了,这里也把这个链接直接关掉就可以了
lg(Warning, "read error, close fd is %d", fd);
close(fd);
// 将对应的信息重新设置为-1,表示的是这个位置可以接收新的select了
fd_array[pos] = defaultfd;
}
}
测试一下上面的代码
这样我们就完成了一个基本的select的多路转接
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epoll简介及触发模式(accept、read、send)-epoll的简单介绍 epoll在LT和ET模式下的读写方式 一、epoll的接口非常简单,一共就三个函数:1. int 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. int epoll_ctl(int epfd, int op, 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,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 :表示对应的文件描述符可以读(包括对端SOCKET正常关闭); EPOLLIN事件:EPOLLIN事件则只有当对端有数据写入时才会触发,所以触发一次后需要不断读取所有数据直到读完EAGAIN为止。否则剩下的数据只有在下次对端有写入时才能一起取出来了。现在明白为什么说epoll必须要求异步socket了吧?如果同步socket,而且要求读完所有数据,那么最终就会在堵死在阻塞里。 EPOLLOUT:表示对应的文件描述符可以写; EPOLLOUT事件:EPOLLOUT事件只有在连接时触发一次,表示可写,其他时候想要触发,那要先准备好下面条件:1.某次write,写满了发送缓冲区,返回错误码为EAGAIN。2.对端读取了一些数据,又重新可写了,此时会触发EPOLLOUT。简单地说:EPOLLOUT事件只有在不可写到可写的转变时刻,才会触发一次,所以叫边缘触发,这叫法没错的!其实,如果真的想强制触发一次,也是有办法的,直接调用epoll_ctl重新设置一下event就可以了,event跟原来的设置一模一样都行(但必须包含EPOLLOUT),关键是重新设置,就会马上触发一次EPOLLOUT事件。1. 缓冲区由满变空.2.同时注册EPOLLIN | EPOLLOUT事件,也会触发一次EPOLLOUT事件这个两个也会触发EPOLLOUT事件 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. 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,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。-------------------------------------------------------------------------------------------- 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)Level Triggered (LT)假如有这样一个例子: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。 i 基于非阻塞文件句柄 ii 只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时才需要挂起,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,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: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.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)。在许多测试中我们会看到如果没有大量的idle -connection或者dead-connection,epoll的效率并不会比select/poll高很多,但是当我们遇到大量的idle- connection(例如WAN环境中存在大量的慢速连接),就会发现epoll的效率大大高于select/poll。(未测试)另外,当使用epoll的ET模型来工作时,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请求的大小,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: 这里只是说明思路(参考《UNIX网络编程》) while(rs) {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)break; else return; }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 else rs = 0; } 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. 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; } 二、epoll在LT和ET模式下的读写方式 在一个非阻塞的socket上调用read/write函数, 返回EAGAIN或者EWOULDBLOCK(注: EAGAIN就是EWOULDBLOCK) 从字面上看, 意思是: * EAGAIN: 再试一次 * EWOULDBLOCK: 如果这是一个阻塞socket, 操作将被block * perror输出: Resource temporarily unavailable 总结: 这个错误表示资源暂时不够, 可能read时, 读缓冲区没有数据, 或者, write时,写缓冲区满了 。 遇到这种情况, 如果是阻塞socket, read/write就要阻塞掉。 而如果是非阻塞socket, read/write立即返回-1, 同 时errno设置为EAGAIN. 所以, 对于阻塞socket, read/write返回-1代表网络出错了. 但对于非阻塞socket, read/write返回-1不一定网络真的出错了. 可能是Resource temporarily unavailable. 这时你应该再试, 直到Resource available. 综上, 对于non-blocking的socket, 正确的读写操作为: 读: 忽略掉errno = EAGAIN的错误, 下次继续读 写: 忽略掉errno = EAGAIN的错误, 下次继续写 对于select和epoll的LT模式, 这种读写方式是没有问题的. 但对于epoll的ET模式, 这种方式还有漏洞. epoll的两种模式 LT 和 ET
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