I/O模型系列之五:IO多路复用 select、poll、epoll

时间:2023-11-26 11:07:50

IO多路复用之select、poll、epoll

  IO多路复用:通过一种机制,一个进程可以监视多个描述符,一旦某个描述符就绪(一般是读就绪或者写就绪),能够通知程序进行相应的读写操作。

  应用:适用于针对大量的io请求的情况,对于服务器必须在同时处理来自客户端的大量的io操作的时候,就非常适合

  与多进程和多线程技术相比,I/O多路复用技术的最大优势就是系统开销小,系统不必创建进程/线程,也不必维护这些进程/线程,从而大大减小了系统的开销。

      目前支持I/O多路复用的系统调用有select, pselect, poll, epoll, 但他们本质上都是同步I/O,因为他们都需要在读写事件就绪后自己负责进行读写,也就是说这个读写过程是阻塞的,而异步I/O则无需自己负责进行读写,异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。
  select, pselect, poll, epoll 都是属于IO设计模式Reactor的IO策略。

一、IO多路复用使用场景

IO多路复用是指内核一旦发现进程指定的一个或者多个IO条件准备读取,它就通知该进程。IO多路复用适用如下场合:
  1)当客户处理多个描述符时(一般是交互式输入和网络套接口),必须使用I/O复用。
  2)当一个客户同时处理多个套接口时,这种情况是可能的,但很少出现。
  3)如果一个TCP服务器既要处理监听套接口,又要处理已连接套接口,一般也要用到I/O复用。
  4)如果一个服务器即要处理TCP,又要处理UDP,一般要使用I/O复用。
  5)如果一个服务器要处理多个服务或多个协议,一般要使用I/O复用。

二、select

2.1 select基本原理

  select 函数监视的文件描述符分3类,分别是writefds、readfds、和exceptfds。调用后select函数会阻塞,直到有描述符就绪(有数据 可读、可写、或者有except),或者超时(timeout指定等待时间,如果立即返回设为null即可),函数返回。当select函数返回后,可以通过遍历fdset,来找到就绪的描述符。

2.2 select基本流程

  I/O模型系列之五:IO多路复用 select、poll、epoll

2.3 select函数原型

该函数准许进程指示内核等待多个事件中的任何一个发送,并只在有一个或多个事件发生或经历一段指定的时间后才唤醒自己。函数原型如下:

#include <sys/select.h>
#include <sys/time.h> int select(int maxfdp1,fd_set *readset,fd_set *writeset,fd_set *exceptset,const struct timeval *timeout)
返回值:就绪描述符的数目,超时返回0,出错返回-
函数参数介绍如下: ()第一个参数maxfdp1指定待测试的描述字个数,它的值是待测试的最大描述字加1(因此把该参数命名为maxfdp1).    描述字0、、...(maxfdp1-)均将被测试(文件描述符是从0开始的)。 ()中间的三个参数readset、writeset和exceptset指定我们要让内核测试读、写和异常条件的描述字。如果对某一个的条件不感兴趣,就可以把它设为空指针。
   struct fd_set可以理解为一个集合,这个集合中存放的是文件描述符,可通过以下四个宏进行设置: void FD_ZERO(fd_set *fdset); //清空集合
void FD_SET(int fd, fd_set *fdset); //将一个给定的文件描述符加入集合之中
void FD_CLR(int fd, fd_set *fdset); //将一个给定的文件描述符从集合中删除
int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset); // 检查集合中指定的文件描述符是否可以读写 ()timeout指定等待的时间,告知内核等待所指定描述字中的任何一个就绪可花多少时间。其timeval结构用于指定这段时间的秒数和微秒数。 struct timeval{
long tv_sec; //seconds
long tv_usec; //microseconds
};     这个参数有三种可能:     ()永远等待下去:仅在有一个描述字准备好I/O时才返回。为此,把该参数设置为空指针NULL。     ()等待一段固定时间:在有一个描述字准备好I/O时返回,但是不超过由该参数所指向的timeval结构中指定的秒数和微秒数。     ()根本不等待:检查描述字后立即返回,这称为轮询。为此,该参数必须指向一个timeval结构,而且其中的定时器值必须为。

2.4 select优点

  1. 跨平台。(几乎所有的平台都支持)

  2. 时间精度高。(ns级别)

2.5 select缺点

  1. 最大限制:单个进程能够监视的文件描述符的数量存在最大限制。(基于数组存储的赶脚)

    一般来说这个数目和系统内存关系很大,具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看。它由FD_SETSIZE设置,32位机默认是1024个。64位机默认是2048.

  2.时间复杂度: 对socket进行扫描时是线性扫描,即采用轮询的方法,效率较低,时间复杂度O(n)。

   当套接字比较多的时候,每次select()都要通过遍历FD_SETSIZE个Socket来完成调度,不管哪个Socket是活跃的,都遍历一遍。这会浪费很多CPU时间。
  它仅仅知道有I/O事件发生了,却并不知道是哪那几个流(可能有一个,多个,甚至全部),我们只能无差别轮询所有流,找出能读出数据,或者写入数据的流,对他们进行操作。所以select具有O(n)的无差别轮询复杂度,同时处理的流越多,无差别轮询时间就越长。
  3. 内存拷贝:需要维护一个用来存放大量fd的数据结构,这样会使得用户空间和内核空间在传递该结构时复制开销大。

三、poll

  改进了select最大数量限制。

3.1 poll基本原理

  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。

3.2 poll基本流程

  类似select

3.3 poll函数原型

函数格式如下所示:

# include <poll.h>
# include <arpa/inet.h>
int poll ( struct pollfd * fds, unsigned int nfds, int timeout);

()pollfd结构体定义如下:
    struct pollfd {
      int fd;    /* 文件描述符 */
      short events; /* 等待的事件 */
      short revents; /* 实际发生了的事件 */
    } ;  每一个pollfd结构体指定了一个被监视的文件描述符。因此可以传递多个结构体,指示poll()监视多个文件描述符。 (2)events域是监视该文件描述符的事件掩码,由用户来设置这个域。
    POLLIN         有数据可读。
    POLLRDNORM      有普通数据可读。
    POLLRDBAND      有优先数据可读。
    POLLPRI        有紧迫数据可读。
    POLLOUT        写数据不会导致阻塞。
    POLLWRNORM      写普通数据不会导致阻塞。
    POLLWRBAND      写优先数据不会导致阻塞。
    POLLMSGSIGPOLL    消息可用。
(3)revents域是文件描述符的操作结果事件掩码,内核在调用返回时设置这个域。events域中请求的任何事件都可能在revents域中返回。
   此外,revents域中还可能返回下列事件:   
    POLLER   指定的文件描述符发生错误。
    POLLHUP   指定的文件描述符挂起事件。
    POLLNVAL  指定的文件描述符非法。
   这些事件在events域中无意义,因为它们在合适的时候总是会从revents中返回。   
(4)举个栗子:要同时监视一个文件描述符是否可读和可写,
    我们可以设置 events 为POLLIN |POLLOUT。
    在poll返回时,我们可以检查revents中的标志,对应于文件描述符请求的events结构体。
    如果POLLIN事件被设置,则文件描述符可以被读取而不阻塞。
    如果POLLOUT被设置,则文件描述符可以写入而不导致阻塞。
    这些标志并不是互斥的:它们可能被同时设置,表示这个文件描述符的读取和写入操作都会正常返回而不阻塞。
  
(5)nfds参数是数组fds元素的个数。
(6)timeout参数指定等待的毫秒数,无论I/O是否准备好,poll都会返回。
    timeout指定为负数值表示无限超时,使poll()一直挂起直到一个指定事件发生;
    timeout为0指示poll调用立即返回并列出准备好I/O的文件描述符,但并不等待其它的事件。
 
(7)返回值和错误代码   
  成功时,poll()返回结构体中revents域不为0的文件描述符个数;
  如果在超时前没有任何事件发生,poll()返回0;
  失败时,poll()返回-,
    并设置errno为下列值之一:   
    EBADF   一个或多个结构体中指定的文件描述符无效。   
    EFAULTfds   指针指向的地址超出进程的地址空间。   
    EINTR     请求的事件之前产生一个信号,调用可以重新发起。   
    EINVALnfds  参数超出PLIMIT_NOFILE值。   
    ENOMEM   可用内存不足,无法完成请求。

3.4 poll优点

  1. 没有最大连接数的限制。(基于链表来存储的)

3.5 poll缺点

  1. 时间复杂度: 对socket进行扫描时是线性扫描,即采用轮询的方法,效率较低,时间复杂度O(n)。

  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。
  2. 内存拷贝:大量的fd数组被整体复制于用户态和内核地址空间之间,而不管这样的复制是不是有意义。
    大量的fd数组被整体复制于用户态和内核地址空间之间,而不管这样的复制是不是有意义。
  3. 水平触发:如果报告了fd后,没有被处理,那么下次poll时会再次报告该fd。
注意:select和poll都需要在返回后,通过遍历文件描述符来获取已经就绪的socket。
      事实上,同时连接的大量客户端在一时刻可能只有很少的处于就绪状态,因此随着监视的描述符数量的增长,其效率也会线性下降。

四、epoll

  epoll是在2.6内核中提出的,是之前的select和poll的增强版本。是为处理大批量句柄而作了改进的poll。

  epoll使用一个文件描述符管理多个描述符,将用户关系的文件描述符的事件存放到内核的一个事件表中,这样在用户空间和内核空间的拷贝只需要一次。

4.1 epoll基本原理

  epoll有两大特点:

    1. 边缘触发,它只告诉进程哪些fd刚刚变为就绪态,并且只会通知一次。

    2. 事件驱动,每个事件关联上fd,使用事件就绪通知方式,通过 epoll_ctl 注册 fd,一旦该fd就绪,内核就会采用 callback 的回调机制来激活该fd,epoll_wait 便可以收到通知。

4.2 epoll基本流程

 一棵红黑树,一张准备就绪句柄链表,少量的内核cache,就帮我们解决了大并发下的socket处理问题。

 1. 执行 epoll_create
     内核在epoll文件系统中建了个file结点,(使用完,必须调用close()关闭,否则导致fd被耗尽)
       在内核cache里建了红黑树存储epoll_ctl传来的socket,
       在内核cache里建了rdllist双向链表存储准备就绪的事件。
 2. 执行 epoll_ctl
    如果增加socket句柄,检查红黑树中是否存在,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,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。

    ps:所有添加到epoll中的事件都会与设备(如网卡)驱动程序简历回调关系,相应的事件发生时,会调用回调方法。

 3. 执行 epoll_wait

    立刻返回准备就绪表里的数据即可(将内核cache里双向列表中存储的准备就绪的事件  复制到用户态内存)

    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。    

  I/O模型系列之五:IO多路复用 select、poll、epoll

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4.3 epoll函数原型

  epoll操作过程需要三个接口,分别如下:
#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);

() 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。 ()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epoll的事件注册函数,而是在这里先注册要监听的事件类型。
  第一个参数 epfd 是epoll_create()的返回值,
  第二个参数 op 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);
      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);   
    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,
    参数 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。

4.4 epoll优点

  1. 没有最大连接数的限制。(基于 红黑树+双链表 来存储的:1G的内存上能监听约10万个端口)

  2. 时间复杂度低: 边缘触发和事件驱动,监听回调,时间复杂度O(1)。

    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“活跃”的连接,而跟连接总数无关,因此实际网络环境中,Epoll的效率就会远远高于select和poll。

  3. 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,减少拷贝开销。

4.5 epoll缺点

  1. 依赖于操作系统:Lunix

4.6 epoll应用场景

适合用epoll的应用场景:

  对于连接特别多,活跃的连接特别少

  典型的应用场景为一个需要处理上万的连接服务器,例如各种app的入口服务器,例如qq

不适合epoll的场景:

  连接比较少,数据量比较大,例如ssh

epoll 的惊群问题:

  因为epoll 多用于多个连接,只有少数活跃的场景,但是万一某一时刻,epoll 等的上千个文件描述符都就绪了,这时候epoll 要进行大量的I/O,此时压力太大。

4.7 epoll两种模式

epoll对文件描述符的操作有两种模式:LT(level trigger) 和 ET(edge trigger)。LT是默认的模式,ET是“高速”模式。

  LT(水平触发)模式下,只要有数据就触发,缓冲区剩余未读尽的数据会导致 epoll_wait都会返回它的事件;

  ET(边缘触发)模式下,只有新数据到来才触发,不管缓存区中是否还有数据,缓冲区剩余未读尽的数据不会导致epoll_wait返回。

1、LT模式
  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,只要这个文件描述符还有数据可读,每次 epoll_wait都会返回它的事件,提醒用户程序去操作
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2、ET模式
  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)
  在它检测到有 I/O 事件时,通过 epoll_wait 调用会得到有事件通知的文件描述符,对于每一个被通知的文件描述符,如可读,则必须将该文件描述符一直读到空,让 errno 返回 EAGAIN (提示你的应用程序现在没有数据可读请稍后再试)为止,否则下次的 epoll_wait 不会返回余下的数据,会丢掉事件。
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  ET模式在很大程度上减少了epoll事件被重复触发的次数,因此效率要比LT模式高。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。
注意:1. 在select/poll中,进程只有在调用一定的方法后,内核才对所有监视的文件描述符进行扫描,而epoll事先通过epoll_ctl()来注册一个文件描述符,一旦基于某个文件描述符就绪时,内核会采用类似callback的回调机制,迅速激活这个文件描述符,当进程调用epoll_wait()时便得到通知。此处去掉了遍历文件描述符,而是通过监听回调的的机制。这正是epoll的魅力所在。
   2. 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,但是当遇到大量的idle-connection,就会发现epoll的效率大大高于select/poll。

五、select、poll、epoll区别

它们三个都是  就绪设备 通知 。

1、支持一个进程所能打开的最大连接数

select

单个进程所能打开的最大连接数有FD_SETSIZE宏定义,其大小是32个整数的大小(在32位的机器上,大小就是32*32,同理64位机器上FD_SETSIZE为32*64),当然我们可以对进行修改,然后重新编译内核,但是性能可能会受到影响,这需要进一步的测试。

poll

poll本质上和select没有区别,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

epoll

虽然连接数有上限,但是很大,1G内存的机器上可以打开10万左右的连接,2G内存的机器可以打开20万左右的连接

2、FD剧增后带来的IO效率问题

select

因为每次调用时都会对连接进行线性遍历,所以随着FD的增加会造成遍历速度慢的“线性下降性能问题”。

poll

同上

epoll

因为epoll内核中实现是根据每个fd上的callback函数来实现的,只有活跃的socket才会主动调用callback,所以在活跃socket较少的情况下,使用epoll没有前面两者的线性下降的性能问题,但是所有socket都很活跃的情况下,可能会有性能问题。

3、 消息传递方式

select

内核需要将消息传递到用户空间,都需要内核拷贝动作

poll

同上

epoll

epoll通过mmap把对应设备文件片断映射到用户空间上, 消息传递不通过内核, 内存与设备文件同步数据.

总结:

综上,在选择select,poll,epoll时要根据具体的使用场合以及这三种方式的自身特点。

1、表面上看epoll的性能最好,但是在连接数少并且连接都十分活跃的情况下,select和poll的性能可能比epoll好,毕竟epoll的通知机制需要很多函数回调。

2、select低效是因为每次它都需要轮询。但低效也是相对的,视情况而定,也可通过良好的设计改善

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