epoll详细介绍(用途、原理、实验)
epoll函数介绍
- 同 I/O 多路复用和信号驱动 I/O 一样,Linux 的 epoll(event poll)API 可以检查多个文件描述符上的 I/O 就绪状态。
- epoll 是 Linux 下多路复用IO接口 select/poll 的增强版本,它能显著提高程序在大量并发连接中只有少量活跃的情况下的系统CPU利用率
eopll优点
- 接口使用方便: 虽然拆分成了三个函数, 但是反而使用起来更方便高效. 不需要每次循环都设置关注的文件描述符, 也做到了输入输出参数分离开
- 数据拷贝轻量: 只在合适的时候调用 EPOLL_CTL_ADD 将文件描述符结构拷贝到内核中, 这个操作并不频繁(而select/poll都是每次循环都要进行拷贝)
- 事件回调机制: 避免使用遍历, 而是使用回调函数的方式, 将就绪的文件描述符结构加入到就绪队列中,epoll_wait 返回直接访问就绪队列就知道哪些文件描述符就绪. 这个操作时间复杂度O(1). 即使文件描述符数目很多, 效率也不会受到影响.
- 没有数量限制,文件描述符数目无上限
epoll系统调用
int epoll_create(int size)
- 当某个进程调用 epoll_create 方法时,内核会创建一个 eventpoll 对象(也就是程序中 epfd 所代表的对象)。eventpoll 对象也是文件系统中的一员,和 socket 一样,它也会有等待队列。
- 参数没意义
epoll_create生成的文件描述符
struct eventpoll
struct eventpoll {
// 自旋锁,在kernel内部用自旋锁加锁,就可以同时多线(进)程对此结构体进行操作
// 主要是保护ready_list
spinlock_t lock;
// 这个互斥锁是为了保证在eventloop使用对应的文件描述符的时候,文件描述符不会被移除掉
struct mutex mtx;
// epoll_wait使用的等待队列,和进程唤醒有关
wait_queue_head_t wq;
// file->poll使用的等待队列,和进程唤醒有关
wait_queue_head_t poll_wait;
// 就绪的描述符队列
struct list_head rdllist;
// 通过红黑树来组织当前epoll关注的文件描述符
struct rb_root rbr;
// 在向用户空间传输就绪事件的时候,将同时发生事件的文件描述符链入到这个链表里面
struct epitem *ovflist;
// 对应的user
struct user_struct *user;
// 对应的文件描述符
struct file *file;
// 下面两个是用于环路检测的优化
int visited;
struct list_head visited_list_link;
};
eventpoll对象相当于是socket和进程之间的中介,socket的数据接收并不直接影响进程,而是通过改变eventpoll的就绪列表来改变进程状态。
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event)
1.创建epoll对象后,可以用epoll_ctl添加或删除所要监听的socket
2.epoll的事件注册函数,它不同于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
3.events可以以下几个宏的集合:
- EPOLLIN :表示对应的文件描述符可以读(包括对端SOCKET正常关闭);
- EPOLLOUT:表示对应的文件描述符可以写;
- 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
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout)
收集在epoll监控的事件中已经发送的事件
- 参数events是分配好的epoll_event结构体数组,epoll将会把发生的事件赋值到events数组中(events不可以是空指针,内核只负责把数据复制到这个events数组中,不会去帮助我们在用户态中分配内存)
- 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)
- 如果函数调用成功,返回对应I/O上已准备好的文件描述符数目,如返回0表示已超时
假设计算机中正在运行进程A和进程B,在某时刻进程A运行到了epoll_wait语句,内核会将进程A放入eventpoll的等待队列中,阻塞进程
当socket接收到数据,中断程序一方面修改rdlist,另一方面唤醒eventpoll等待队列中的进程,进程A再次进入运行状态
epoll原理(重点)
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
-
调用epoll_create建立一个epoll对象。参数size是内核保证能够正确处理的最大句柄数
-
epoll_ctl可以操作上面建立的epoll,例如,将刚建立的socket加入到epoll中让其监控,或者把 epoll正在监控的某个socket句柄移出epoll,不再监控它等等。
-
epoll_wait在调用时,在给定的timeout时间内,当在监控的所有句柄中有事件发生时,就返回用户态的进程,不用传递socket句柄给内核,因为内核已经在epoll_ctl中拿到了要监控的句柄列表
-
调用epoll_create后,内核就已经在内核态开始准备存储要监控的句柄了,每次调用epoll_ctl只是在往内核的数据结构里塞入新的socket句柄。当一个进程调用epoll_create方法时,Linux内核会创建一个eventpoll结构体
每一个epoll对象都有一个独立的eventpoll结构体,这个结构体会在内核空间中创造独立的内存,用于存储使用epoll_ctl方法向epoll对象中添加进来的事件。这样,重复的事件就可以通过红黑树而高效的识别出来。
在epoll中,对于每一个事件都会建立一个epitem结构体,epoll还维护了一个双链表,用户存储发生的事件。当epoll_wait调用时,仅仅观察这个list链表里有没有数据即eptime项即可。有数据就返回,没有数据就sleep,等到timeout时间到后即使链表没数据也返回。所以epoll_wait非常高效
-
list链表维护:执行epoll_ctl时,除了把socket放到epoll文件系统里file对象对应的红黑树上之外,还会给内核中断处理程序注册一个回调函数,告诉内核,如果这个句柄的中断到了,就把它放到准备就绪list链表里。所以,当一个socket上有数据到了,内核在把网卡上的数据copy到内核中后就来把socket插入到准备就绪链表里了。
-
执行epoll_create时,创建了红黑树和就绪链表,执行epoll_ctl时,如果增加socket句柄,则检查在红黑树中是否存在,存在立即返回,不存在则添加到树干上,然后向内核注册回调函数,用于当中断事件来临时向准备就绪链表中插入数据。执行epoll_wait时立刻返回准备就绪链表里的数据即可。
总的来说就是
- 调用epoll_create创建一个epoll句柄;
- 调用epoll_ctl, 将要监控的文件描述符进行注册;
- 调用epoll_wait, 等待文件描述符就绪
epoll工作方式(重点)
水平触发LT
epoll默认情况下就是LT
- 当epoll检测到socket上事件就绪的时候, 可以不立刻进行处理. 或者只处理一部分
- 假设只读了1K数据, 缓冲区中还剩1K数据, 在第二次调epoll_wait 时, epoll_wait仍然会立刻返回并通知socket读事件就绪. 直到缓冲区上所有的数据都被处理完, epoll_wait 不会立刻返回
- 支持阻塞读写和非阻塞读写
边缘触发ET
将socket添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志, epoll进入ET工作模式
- 当epoll检测到socket上事件就绪时, 必须立刻处理.如上面的例子, 虽然只读了1K的数据, 缓冲区还剩1K的数据, 在第二次调用 epoll_wait 的时候,epoll_wait 不会再返回了
- ET模式下, 文件描述符上的事件就绪后, 只有一次处理机会
- 只支持非阻塞的读写
ET和LT对比
- select和poll其实也是工作在LT模式下. epoll既可以支持LT, 也可以支持ET
- LT是 epoll 的默认行为. 使用 ET 能够减少 epoll 触发的次数. 但是代价就是一次响应就绪过程中就把所有的数据都处理完
- ET的性能比LT性能更高( epoll_wait 返回的次数少了很多). Nginx默认采用ET模式使用epoll
- 使用 ET 模式的 epoll, 需要将文件描述设置为非阻塞.
基于epoll的加法器
Reactor
Reactor概念
当服务器在等待连接请求的时候是*的,不是阻塞的(同步是阻塞等待的),服务器可以干别的事情,当有的连接请求的时候,服务器被通知,执行回调函数来建立起连接。下面是一个反应堆模式实现的web服务器的图例,分别是连接请求和文件传输请求的web服务器
Reactor优点
- 相应快,不必为单个同步事件所阻塞,虽然Reactor本身也是同步的
- 避免了多线程/进程的的切换开销
- 可扩展性,可以方便的通过增加Reactor实例个数来充分利用CPU资源
代码结构
具体代码
https://gitee.com/jiantaoWU/linux-code/tree/master/io_epoll/add_test
实验结果
阻塞的原理
1.工作队列
阻塞是进程调度的关键一环,指的是进程在等待某事件(如接收到网络数据)发生之前的等待状态,recv、select和 epoll 都是阻塞方法
例子:计算机中运行着A、B、C三个进程,其中进程A执行着上述基础网络程序,一开始,这3个进程都被操作系统的工作队列所引用,处于运行状态,会分时执行
2.等待队列
- 当进程A执行到创建 socket 的语句时,操作系统会创建一个由文件系统管理的 socket 对象
- 这个socket对象包含了发送缓冲区、接收缓冲区、等待队列等成员。等待队列指向所有需要等待该socket事件的进程。
-
当程序执行到recv时,操作系统会将进程A从工作队列移动到该socket的等待队列中由于工作队列只剩下了进程B和C,依据进程调度,cpu会轮流执行这两个进程的程序,不会执行进程A的程序。所以进程A被阻塞,不会往下执行代码,也不会占用cpu资源。
-
操作系统添加等待队列只是添加了对这个“等待中”进程的引用,以便在接收到数据时获取进程对象、将其唤醒,而非直接将进程管理纳入自己之下
3.唤醒进程
当 socket 接收到数据后,操作系统将该 socket 等待队列上的进程重新放回到工作队列,该进程变成运行状态,继续执行代码。也由于 socket 的接收缓冲区已经有了数据,recv 可以返回接收到的数据。
内核接受网络数据的全过程
- 进程在recv阻塞期间,计算机收到了对端传送的数据
- 数据经由网卡传送到内存
- 网卡通过中断信号通知CPU有数据到达
- CPU执行中断程序此处的中断程序主要有两项功能
- 先将网络数据写入到对应socket的接收缓冲区里面
- 再唤醒进程A,重新将进程A放入工作队列中。
socket 接收到数据后,操作系统将该 socket 等待队列上的进程重新放回到工作队列,该进程变成运行状态,继续执行代码。也由于 socket 的接收缓冲区已经有了数据,recv 可以返回接收到的数据。
内核接受网络数据的全过程
- 进程在recv阻塞期间,计算机收到了对端传送的数据
- 数据经由网卡传送到内存
- 网卡通过中断信号通知CPU有数据到达
- CPU执行中断程序此处的中断程序主要有两项功能
- 先将网络数据写入到对应socket的接收缓冲区里面
- 再唤醒进程A,重新将进程A放入工作队列中。
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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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