在linux的網(wǎng)絡(luò)編程中，很長的時(shí)間都在使用select來做事件觸發(fā)。在linux新的內(nèi)核中，有了一種替換它的機(jī)制，就是epoll。
相比于select，epoll最大的好處在于它不會隨著監(jiān)聽fd數(shù)目的增長而降低效率。因?yàn)樵趦?nèi)核中的select實(shí)現(xiàn)中，它是采用輪詢來處理的，輪詢的fd數(shù)目越多，自然耗時(shí)越多。并且，在linux/posix_types.h頭文件有這樣的聲明：
#define __FD_SETSIZE 1024
表示select最多同時(shí)監(jiān)聽1024個(gè)fd，當(dāng)然，可以通過修改頭文件再重編譯內(nèi)核來擴(kuò)大這個(gè)數(shù)目，但這似乎并不治本。
epoll的接口非常簡單，一共就三個(gè)函數(shù)：
1. int epoll_create(int size);
創(chuàng)
建一個(gè)epoll的句柄，size用來告訴內(nèi)核這個(gè)監(jiān)聽的數(shù)目一共有多大。這個(gè)參數(shù)不同于select()中的第一個(gè)參數(shù)，給出最大監(jiān)聽的fd+1的值。
需要注意的是，當(dāng)創(chuàng)建好epoll句柄后，它就是會占用一個(gè)fd值，在linux下如果查看/proc/進(jìn)程id/fd/，是能夠看到這個(gè)fd的，所以在
使用完epoll后，必須調(diào)用close()關(guān)閉，否則可能導(dǎo)致fd被耗盡。
2. int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
epoll的事件注冊函數(shù)，它不同與select()是在監(jiān)聽事件時(shí)告訴內(nèi)核要監(jiān)聽什么類型的事件，而是在這里先注冊要監(jiān)聽的事件類型。第一個(gè)參數(shù)是epoll_create()的返回值，第二個(gè)參數(shù)表示動作，用三個(gè)宏來表示：
EPOLL_CTL_ADD：注冊新的fd到epfd中；
EPOLL_CTL_MOD：修改已經(jīng)注冊的fd的監(jiān)聽事件；
EPOLL_CTL_DEL：從epfd中刪除一個(gè)fd；
第三個(gè)參數(shù)是需要監(jiān)聽的fd，第四個(gè)參數(shù)是告訴內(nèi)核需要監(jiān)聽什么事，struct epoll_event結(jié)構(gòu)如下：
struct epoll_event {
__uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
events可以是以下幾個(gè)宏的集合：
EPOLLIN ：表示對應(yīng)的文件描述符可以讀（包括對端SOCKET正常關(guān)閉）；
EPOLLOUT：表示對應(yīng)的文件描述符可以寫；
EPOLLPRI：表示對應(yīng)的文件描述符有緊急的數(shù)據(jù)可讀（這里應(yīng)該表示有帶外數(shù)據(jù)到來）；
EPOLLERR：表示對應(yīng)的文件描述符發(fā)生錯誤；
EPOLLHUP：表示對應(yīng)的文件描述符被掛斷；
EPOLLET： 將EPOLL設(shè)為邊緣觸發(fā)(Edge Triggered)模式，這是相對于水平觸發(fā)(Level Triggered)來說的。
EPOLLONESHOT：只監(jiān)聽一次事件，當(dāng)監(jiān)聽完這次事件之后，如果還需要繼續(xù)監(jiān)聽這個(gè)socket的話，需要再次把這個(gè)socket加入到EPOLL隊(duì)列里
3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
等
待事件的產(chǎn)生，類似于select()調(diào)用。參數(shù)events用來從內(nèi)核得到事件的集合，maxevents告之內(nèi)核這個(gè)events有多大，這個(gè)
maxevents的值不能大于創(chuàng)建epoll_create()時(shí)的size，參數(shù)timeout是超時(shí)時(shí)間（毫秒，0會立即返回，-1將不確定，也有
說法說是永久阻塞）。該函數(shù)返回需要處理的事件數(shù)目，如返回0表示已超時(shí)。
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從man手冊中，得到ET和LT的具體描述如下
EPOLL事件有兩種模型：
Edge Triggered (ET)
Level Triggered (LT)
假如有這樣一個(gè)例子：
1. 我們已經(jīng)把一個(gè)用來從管道中讀取數(shù)據(jù)的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 這個(gè)時(shí)候從管道的另一端被寫入了2KB的數(shù)據(jù)
3. 調(diào)用epoll_wait(2)，并且它會返回RFD，說明它已經(jīng)準(zhǔn)備好讀取操作
4. 然后我們讀取了1KB的數(shù)據(jù)
5. 調(diào)用epoll_wait(2)......
Edge Triggered 工作模式：
如
果我們在第1步將RFD添加到epoll描述符的時(shí)候使用了EPOLLET標(biāo)志，那么在第5步調(diào)用epoll_wait(2)之后將有可能會掛起，因?yàn)槭?
余的數(shù)據(jù)還存在于文件的輸入緩沖區(qū)內(nèi)，而且數(shù)據(jù)發(fā)出端還在等待一個(gè)針對已經(jīng)發(fā)出數(shù)據(jù)的反饋信息。只有在監(jiān)視的文件句柄上發(fā)生了某個(gè)事件的時(shí)候 ET
工作模式才會匯報(bào)事件。因此在第5步的時(shí)候，調(diào)用者可能會放棄等待仍在存在于文件輸入緩沖區(qū)內(nèi)的剩余數(shù)據(jù)。在上面的例子中，會有一個(gè)事件產(chǎn)生在RFD句柄
上，因?yàn)樵诘?步執(zhí)行了一個(gè)寫操作，然后，事件將會在第3步被銷毀。因?yàn)榈?步的讀取操作沒有讀空文件輸入緩沖區(qū)內(nèi)的數(shù)據(jù)，因此我們在第5步調(diào)用
epoll_wait(2)完成后，是否掛起是不確定的。epoll工作在ET模式的時(shí)候，必須使用非阻塞套接口，以避免由于一個(gè)文件句柄的阻塞讀/阻塞
寫操作把處理多個(gè)文件描述符的任務(wù)餓死。最好以下面的方式調(diào)用ET模式的epoll接口，在后面會介紹避免可能的缺陷。
i 基于非阻塞文件句柄
ii 只有當(dāng)read(2)或者write(2)返回EAGAIN時(shí)才需要掛起，等待。但這并不是說每次read()時(shí)都需要循環(huán)讀，直到讀到產(chǎn)生一個(gè)EAGAIN才認(rèn)為此次事件處理完成，當(dāng)read()返回的讀到的數(shù)據(jù)長度小于請求的數(shù)據(jù)長度時(shí)，就可以確定此時(shí)緩沖中已沒有數(shù)據(jù)了，也就可以認(rèn)為此事讀事件已處理完成。
Level Triggered 工作模式
相
反的，以LT方式調(diào)用epoll接口的時(shí)候，它就相當(dāng)于一個(gè)速度比較快的poll(2)，并且無論后面的數(shù)據(jù)是否被使用，因此他們具有同樣的職能。因?yàn)榧?
使使用ET模式的epoll，在收到多個(gè)chunk的數(shù)據(jù)的時(shí)候仍然會產(chǎn)生多個(gè)事件。調(diào)用者可以設(shè)定EPOLLONESHOT標(biāo)志，在
epoll_wait(2)收到事件后epoll會與事件關(guān)聯(lián)的文件句柄從epoll描述符中禁止掉。因此當(dāng)EPOLLONESHOT設(shè)定后，使用帶有
EPOLL_CTL_MOD標(biāo)志的epoll_ctl(2)處理文件句柄就成為調(diào)用者必須作的事情。
然后詳細(xì)解釋ET, LT:
LT(level
triggered)是缺省的工作方式，并且同時(shí)支持block和no-block
socket.在這種做法中，內(nèi)核告訴你一個(gè)文件描述符是否就緒了，然后你可以對這個(gè)就緒的fd進(jìn)行IO操作。如果你不作任何操作，內(nèi)核還是會繼續(xù)通知你
的，所以，這種模式編程出錯誤可能性要小一點(diǎn)。傳統(tǒng)的select/poll都是這種模型的代表．
ET(edge-triggered)
是高速工作方式，只支持no-block
socket。在這種模式下，當(dāng)描述符從未就緒變?yōu)榫途w時(shí)，內(nèi)核通過epoll告訴你。然后它會假設(shè)你知道文件描述符已經(jīng)就緒，并且不會再為那個(gè)文件描述
符發(fā)送更多的就緒通知，直到你做了某些操作導(dǎo)致那個(gè)文件描述符不再為就緒狀態(tài)了(比如，你在發(fā)送，接收或者接收請求，或者發(fā)送接收的數(shù)據(jù)少于一定量時(shí)導(dǎo)致
了一個(gè)EWOULDBLOCK 錯誤）。但是請注意，如果一直不對這個(gè)fd作IO操作(從而導(dǎo)致它再次變成未就緒)，內(nèi)核不會發(fā)送更多的通知(only
once),不過在TCP協(xié)議中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark確認(rèn)（這句話不理解）。
在
許多測試中我們會看到如果沒有大量的idle
-connection或者dead-connection，epoll的效率并不會比select/poll高很多，但是當(dāng)我們遇到大量的idle-
connection(例如WAN環(huán)境中存在大量的慢速連接)，就會發(fā)現(xiàn)epoll的效率大大高于select/poll。（未測試）
另外，當(dāng)使用epoll的ET模型來工作時(shí)，當(dāng)產(chǎn)生了一個(gè)EPOLLIN事件后，
讀數(shù)據(jù)的時(shí)候需要考慮的是當(dāng)recv()返回的大小如果等于請求的大小，那么很有可能是緩沖區(qū)還有數(shù)據(jù)未讀完，也意味著該次事件還沒有處理完，所以還需要再次讀取
：
while(rs)
{
buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);
if(buflen < 0)
{
// 由于是非阻塞的模式,所以當(dāng)errno為EAGAIN時(shí),表示當(dāng)前緩沖區(qū)已無數(shù)據(jù)可讀
// 在這里就當(dāng)作是該次事件已處理處.
if(errno == EAGAIN)
break;
else
return;
}
else if(buflen == 0)
{
// 這里表示對端的socket已正常關(guān)閉.
}
if(buflen == sizeof(buf)
rs = 1; // 需要再次讀取
else
rs = 0;
}
還
有，假如發(fā)送端流量大于接收端的流量(意思是epoll所在的程序讀比轉(zhuǎn)發(fā)的socket要快),由于是非阻塞的socket,那么send()函數(shù)雖然
返回,但實(shí)際緩沖區(qū)的數(shù)據(jù)并未真正發(fā)給接收端,這樣不斷的讀和發(fā)，當(dāng)緩沖區(qū)滿后會產(chǎn)生EAGAIN錯誤(參考man
send),同時(shí),不理會這次請求發(fā)送的數(shù)據(jù).所以,需要封裝socket_send()的函數(shù)用來處理這種情況,該函數(shù)會盡量將數(shù)據(jù)寫完再返回，返回
-1表示出錯。在socket_send()內(nèi)部,當(dāng)寫緩沖已滿(send()返回-1,且errno為EAGAIN),那么會等待后再重試.這種方式并
不很完美,在理論上可能會長時(shí)間的阻塞在socket_send()內(nèi)部,但暫沒有更好的辦法.
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)
{
// 當(dāng)send收到信號時(shí),可以繼續(xù)寫,但這里返回-1.
if(errno == EINTR)
return -1;
// 當(dāng)socket是非阻塞時(shí),如返回此錯誤,表示寫緩沖隊(duì)列已滿,
// 在這里做延時(shí)后再重試.
if(errno == EAGAIN)
{
usleep(1000);
continue;
}
return -1;
}
if((size_t)tmp == total)
return buflen;
total -= tmp;
p += tmp;
}
return tmp;
}