前置知识：

1. 用户空间和内核空间
2. 进程切换
3. 进程的阻塞
4. 文件描述符
5. 缓存 IO
6. 中断

如果对以上概念还有不清楚的地方的话，可以先手动百科下再继续往下看~

I/O多路复用

首先我们来了解一下文件描述符：在Unix哲学中：“Everything is a file."Socket、pipe都可以看做文件，并且有自己独一无二的文件描述符（缩写为fd)，而文件常常面临着读数据和写数据。

然后我们来了解一下I/O的概念：I/O分别是input和output的缩写，也就是读数据和写数据，我们通过write可以往文件中写数据，而通过read从文件中读取数据。

那阻塞I/O是什么意思呢？如果在文件描述符中的数据还没有准备好的时候：例如在还没有任何数据的时候，发送了read()调用，进程就会堵塞，

那有没有什么好办法？我们可以同时监听多个fd，在有fd就绪的时候进行通知，没有的时候就堵塞？有，那就是I/O多路复用！

I/O多路复用就像是公司的收发室小哥，会替你处理中通、顺丰、韵达、申通…等等各家快递公司的快递，等哪家的快递到了，再打电话通知你拿~这个时候你就有很多时间在办公室愉快地摸鱼啦！

那在操作系统里，该如何设计这样的收发室小哥呢？

1. 当有一个fd就绪时进行通知（等待小哥给你发短信）
2. 都不可用？在有可用的文件描述符之前一直处于堵塞状态（专心在工位摸鱼）
3. 唤醒：哪个fd可用了？（收到短信，下楼拿快递）
4. 处理完所有的I/O就绪的fd,没有堵塞（拿完所有的快递，没有摸鱼）
5. 返回第一步重新开始（上楼，回到工位，继续摸鱼）

UNIX公司里提供了select、poll、epoll、kqueue这几位年纪、性格和能力都有所差异的收发室小哥，让我们分别介绍下这几位小哥的工作特点吧！

select

select是最早出现在UNIX里的多路复用有关的系统调用：

#include<sys/select.h>
int selcet( int n,
            fd_set *readfds,
            fd_set *writefds,
            fd_set *exceptfds,
            struct timeval *timeout
            );

FD_CLR(int fd, fd_set *set);
FD_ISSET(int fd, fd_set *set);
FD_SET(int fd, fd_set *set);
FD_ZERO(fd_set *set);

readfds、writefds、exceptfds分别表示select所监视的不同类型的文件描述符，分别等待不同的事件：监视是否有数据可读、监视是否有数据可写、是否有异常etc。第一个参数n呢，等于所有集合中最大的文件描述符的值加一。当selet成功返回时，readfds、writefds、exceptfds都会写改为只包含对应类型的I/O就绪的文件描述。举个例子，readfds对应的是中通快递，而显示有编号1、2、3的快递在发往我们收发室，在select检查快递的时候，只有2到了，因此readfds集合就只返回编号为2的快递。参数timeout是指向timeval结构体的指针：

#include<sys/time.h>

struct timeval{
    long tv_sec; 
    long tv_usec; 

}

如果该参数不是NULL,在tv_sec秒tv_usec毫秒过后select系统调用就会返回。

FD_ZERO(fd_set *fdset)：清空fdset与所有文件描述符的联系。

FD_SET(int fd, fd_set *fdset)：建立文件描述符fd与fdset的联系。

FD_CLR(int fd, fd_set *fdset)：清除文件描述符fd与fdset的联系。

FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset)：检查fd_set联系的文件描述符fd是否可读写，>0表示可读写。

typedef __kernel_fd_set     fd_set;
#undef __FD_SETSIZE
#define __FD_SETSIZE    1024

typedef struct {
    unsigned long fds_bits[__FD_SETSIZE / (8 * sizeof(long))];
} __kernel_fd_set;

select()的机制中提供一种fd_set的数据结构，fd_set是一个struct, 其内部只有一个 由16个元素组成的unsigned long数组，其实就是常见的bitmap，这个数组一共可以表示16 × 64=1024位， 每一位用来表示一个 fd, 这也就是 select针对读，定或异常每一类最多只能有 1024个fd 限制的由来。当调用select()时，由内核根据IO状态修改fd_set的内容，由此来通知执行了select()的进程哪一Socket或文件可读。

select机制的问题

1.单个进程能够监视的文件描述符的数量存在最大限制，通常是1024，这个大小是由宏控制的，进行改变很麻烦(在linux内核头文件中，有这样的定义：#define __FD_SETSIZE 1024)，并且由于select采用轮询的方式扫描文件描述符，文件描述符数量越多，性能越差；

2.内核 / 用户空间内存拷贝问题：select需要复制大量的句柄数据结构，产生巨大的开销；

3.select的触发方式是水平触发，应用程序如果没有完成对一个已经就绪的文件描述符进行IO操作，那么之后每次select调用还是会将这些文件描述符通知进程。

poll

早期淘宝购物并不发达，所以收发室的快件并不是很多，select轮询上限1024个快件的工作方式也够用了。但随着网络购物的发展，收发室的快递越来越多，select模式下fd_set的长度限制就开始成为了致命缺陷。

吸取了select的教训，新引入的poll就不再采用定长数组来保存所监控的fd信息了，而是采用可以改变长度的链表，没有了连接数目的限制，poll可以支持高并发的需求。除此以外，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，如果设备就绪则在设备等待队列中加入一项并继续遍历，如果遍历完所有fd后没有发现就绪设备，则挂起当前进程，直到设备就绪或者主动超时，被唤醒后它又要再次遍历fd。这个过程经历了多次无谓的遍历。

poll用来保存事件的数据结构：

#include <poll.h>

struct pollfd {
    int fd; /* file descriptor */
    short events; /* requested events to watch */
    short revents; /* returned events witnessed */
};

使用poll函数进行操作：

#include <poll.h>

int poll (struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timeout);

fds：一个pollfd队列的队头指针，我们先把需要监视的文件描述符和他们上面的事件放到这个队列中

nfds：队列的长度

timeout：事件操作，设置指定正数的阻塞事件，0表示非阻塞模式，-1表示永久阻塞。

epoll:

设想一个场景，双十一到了，公司总共有一万份快递要来，而实际上每一段时间只会有几十个或者几百个快递到达收发室，也就是说，每一时刻工作人员只需要处理一万份快递中的一小部分快递，那么如何才能高效的处理这种场景呢？如果继续采用select和poll轮询的方法，收发室工作人员一定会累坏吧。实际上，在Linux 2.4版本以前， unix公司就是这么做的。Linux 2.4版中，引入了epoll，它在Linux内核中申请了一个简易的文件系统，把原先的一个select或poll调用分成了3部分，相当于把select和poll的工作分给三个人来做：

#include <sys/epoll.h>
int epoll_create(int size);
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);

1. 调用epoll_create建立一个epoll对象(在epoll文件系统中给这个句柄分配资源)；
2. 调用epoll_ctl向epoll对象中添加这100万个连接的套接字；
3. 调用epoll_wait收集发生事件的连接。

这样只需要在进程启动时建立1个epoll对象，并在需要的时候向它添加或删除连接就可以了，因此，在实际收集事件时，epoll_wait的效率就会非常高，因为调用epoll_wait时并没有向它传递这100万个连接，内核也不需要去遍历全部的连接。

当进程调用epoll_create方法的时候，Linux内核就会创建一个eventpoll结构体，对于这个结构体我们主要需要关注两个成员：

struct eventpoll {
...
　　struct rb_root rbr;

　　struct list_head rdllist;

...
};

我们在调用epoll_create时，内核除了帮我们在epoll文件系统里建了个file结点，在内核cache里建了个红黑树用于存储以后epoll_ctl传来的socket外，还会再建立一个rdllist双向链表，用于存储准备就绪的事件，当epoll_wait调用时，仅仅观察这个rdllist双向链表里有没有数据即可。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。

所有添加到epoll中的事件都会与设备(如网卡)驱动程序建立回调关系，也就是说相应事件的发生时会调用这里的回调方法。这个回调方法在内核中叫做ep_poll_callback，它会把这样的事件放到上面的rdllist双向链表中。

在epoll中，对于每一个事件都会建立一个epitem结构体：

struct epitem {
　　...
　　//红黑树节点
　　struct rb_node rbn;
　　//双向链表节点
　　struct list_head rdllink;
　　//事件句柄等信息
　　struct epoll_filefd ffd;
　　//指向其所属的eventepoll对象
　　struct eventpoll *ep;
　　//期待的事件类型
　　struct epoll_event event;
　　...
}; // 这里包含每一个事件对应着的信息。

因此当我们调用epoll_wait检查是否有就绪的事件时，只是检查eventpoll对象中的rdllist双向链表中是否有epitem, 如果非空的话，就将这里的时间复制到用户态内存中，同时返回时间的数量。因此epoll_wait的效率很高。而epoll_ctl对epoll对象中的事件进行增删查改时，由于使用了红黑树，因此查找事件也是十分高效的。

总结

Linux系统中存在着select、poll、epoll三种系统调用，针对高并发，且任一时间只有少数socket是活跃的场景epoll的性能要好很多。 但是如果在并发量低，socket都比较活跃的情况下，select/poll就不见得比epoll慢了（就像我们常常说快排比插入排序快，但是在特定情况下这并不成立）。并且由于历史原因（先来后到），select因为兼容性比较好，仍然在被大量应用中。