https://segmentfault.com/a/1190000003063859

blocking和non-blocking的区别

调用blocking IO会一直block住对应的进程直到操作完成，而non-blocking IO在kernel还准备数据的情况下会立刻返回。

synchronous IO和asynchronous IO的区别

在说明synchronous IO和asynchronous IO的区别之前，需要先给出两者的定义。POSIX的定义是这样子的：

• A synchronous I/O operation causes the requesting process to be blocked until that I/O operation completes;
• An asynchronous I/O operation does not cause the requesting process to be blocked;

两者的区别就在于synchronous IO做”IO operation”的时候会将process阻塞。按照这个定义，之前所述的blocking IO，non-blocking IO，IO multiplexing都属于synchronous IO。

有人会说，non-blocking IO并没有被block啊。这里有个非常“狡猾”的地方，定义中所指的”IO operation”是指真实的IO操作，就是例子中的recvfrom这个system call。non-blocking IO在执行recvfrom这个system call的时候，如果kernel的数据没有准备好，这时候不会block进程。但是，当kernel中数据准备好的时候，recvfrom会将数据从kernel拷贝到用户内存中，这个时候进程是被block了，在这段时间内，进程是被block的。

而asynchronous IO则不一样，当进程发起IO 操作之后，就直接返回再也不理睬了，直到kernel发送一个信号，告诉进程说IO完成。在这整个过程中，进程完全没有被block。

各个IO Model的比较如图所示：

[图片上传失败...(image-e3fccd-1512566596578)]

通过上面的图片，可以发现non-blocking IO和asynchronous IO的区别还是很明显的。在non-blocking IO中，虽然进程大部分时间都不会被block，但是它仍然要求进程去主动的check，并且当数据准备完成以后，也需要进程主动的再次调用recvfrom来将数据拷贝到用户内存。而asynchronous IO则完全不同。它就像是用户进程将整个IO操作交给了他人（kernel）完成，然后他人做完后发信号通知。在此期间，用户进程不需要去检查IO操作的状态，也不需要主动的去拷贝数据。

三 I/O 多路复用之select、poll、epoll详解

select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。I/O多路复用就是通过一种机制，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。但select，poll，epoll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。（这里啰嗦下）

select

int select (int n, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);

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，直到有描述副就绪（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。

select目前几乎在所有的平台上支持，其良好跨平台支持也是它的一个优点。select的一 个缺点在于单个进程能够监视的文件描述符的数量存在最大限制，在Linux上一般为1024，可以通过修改宏定义甚至重新编译内核的方式提升这一限制，但 是这样也会造成效率的降低。

poll

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

不同与select使用三个位图来表示三个fdset的方式，poll使用一个 pollfd的指针实现。

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

pollfd结构包含了要监视的event和发生的event，不再使用select“参数-值”传递的方式。同时，pollfd并没有最大数量限制（但是数量过大后性能也是会下降）。 和select函数一样，poll返回后，需要轮询pollfd来获取就绪的描述符。

从上面看，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。

epoll

epoll是在2.6内核中提出的，是之前的select和poll的增强版本。相对于select和poll来说，epoll更加灵活，没有描述符限制。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copy只需一次。

一 epoll操作过程

epoll操作过程需要三个接口，分别如下：

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
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. 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，参数size并不是限制了epoll所能监听的描述符最大个数，只是对内核初始分配内部数据结构的一个建议。
当创建好epoll句柄后，它就会占用一个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)；
函数是对指定描述符fd执行op操作。

• epfd：是epoll_create()的返回值。
• op：表示op操作，用三个宏来表示：添加EPOLL_CTL_ADD，删除EPOLL_CTL_DEL，修改EPOLL_CTL_MOD。分别添加、删除和修改对fd的监听事件。
• fd：是需要监听的fd（文件描述符）
• epoll_event：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

3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
等待epfd上的io事件，最多返回maxevents个事件。
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。

二 工作模式

epoll对文件描述符的操作有两种模式：LT（level trigger）和ET（edge trigger）。LT模式是默认模式，LT模式与ET模式的区别如下：
　　LT模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序可以不立即处理该事件。下次调用epoll_wait时，会再次响应应用程序并通知此事件。
　　ET模式：当epoll_wait检测到描述符事件发生并将此事件通知应用程序，应用程序必须立即处理该事件。如果不处理，下次调用epoll_wait时，不会再次响应应用程序并通知此事件。

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。

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)

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。

3. 总结

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)......

LT模式：
如果是LT模式，那么在第5步调用epoll_wait(2)之后，仍然能受到通知。

ET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。

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：

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;
 }
}

Linux中的EAGAIN含义

Linux环境下开发经常会碰到很多错误(设置errno)，其中EAGAIN是其中比较常见的一个错误(比如用在非阻塞操作中)。
从字面上来看，是提示再试一次。这个错误经常出现在当应用程序进行一些非阻塞(non-blocking)操作(对文件或socket)的时候。

例如，以 O_NONBLOCK的标志打开文件/socket/FIFO，如果你连续做read操作而没有数据可读。此时程序不会阻塞起来等待数据准备就绪返回，read函数会返回一个错误EAGAIN，提示你的应用程序现在没有数据可读请稍后再试。
又例如，当一个系统调用(比如fork)因为没有足够的资源(比如虚拟内存)而执行失败，返回EAGAIN提示其再调用一次(也许下次就能成功)。

三 代码演示

下面是一段不完整的代码且格式不对，意在表述上面的过程，去掉了一些模板代码。

#define IPADDRESS   "127.0.0.1"
#define PORT        8787
#define MAXSIZE     1024
#define LISTENQ     5
#define FDSIZE      1000
#define EPOLLEVENTS 100

listenfd = socket_bind(IPADDRESS,PORT);

struct epoll_event events[EPOLLEVENTS];

//创建一个描述符
epollfd = epoll_create(FDSIZE);

//添加监听描述符事件
add_event(epollfd,listenfd,EPOLLIN);

//循环等待
for ( ; ; ){
    //该函数返回已经准备好的描述符事件数目
    ret = epoll_wait(epollfd,events,EPOLLEVENTS,-1);
    //处理接收到的连接
    handle_events(epollfd,events,ret,listenfd,buf);
}

//事件处理函数
static void handle_events(int epollfd,struct epoll_event *events,int num,int listenfd,char *buf)
{
     int i;
     int fd;
     //进行遍历;这里只要遍历已经准备好的io事件。num并不是当初epoll_create时的FDSIZE。
     for (i = 0;i < num;i++)
     {
         fd = events[i].data.fd;
        //根据描述符的类型和事件类型进行处理
         if ((fd == listenfd) &&(events[i].events & EPOLLIN))
            handle_accpet(epollfd,listenfd);
         else if (events[i].events & EPOLLIN)
            do_read(epollfd,fd,buf);
         else if (events[i].events & EPOLLOUT)
            do_write(epollfd,fd,buf);
     }
}

//添加事件
static void add_event(int epollfd,int fd,int state){
    struct epoll_event ev;
    ev.events = state;
    ev.data.fd = fd;
    epoll_ctl(epollfd,EPOLL_CTL_ADD,fd,&ev);
}

//处理接收到的连接
static void handle_accpet(int epollfd,int listenfd){
     int clifd;     
     struct sockaddr_in cliaddr;     
     socklen_t  cliaddrlen;     
     clifd = accept(listenfd,(struct sockaddr*)&cliaddr,&cliaddrlen);     
     if (clifd == -1)         
     perror("accpet error:");     
     else {         
         printf("accept a new client: %s:%d\n",inet_ntoa(cliaddr.sin_addr),cliaddr.sin_port);                       //添加一个客户描述符和事件         
         add_event(epollfd,clifd,EPOLLIN);     
     } 
}

//读处理
static void do_read(int epollfd,int fd,char *buf){
    int nread;
    nread = read(fd,buf,MAXSIZE);
    if (nread == -1)     {         
        perror("read error:");         
        close(fd); //记住close fd        
        delete_event(epollfd,fd,EPOLLIN); //删除监听 
    }
    else if (nread == 0)     {         
        fprintf(stderr,"client close.\n");
        close(fd); //记住close fd       
        delete_event(epollfd,fd,EPOLLIN); //删除监听 
    }     
    else {         
        printf("read message is : %s",buf);        
        //修改描述符对应的事件，由读改为写         
        modify_event(epollfd,fd,EPOLLOUT);     
    } 
}

//写处理
static void do_write(int epollfd,int fd,char *buf) {     
    int nwrite;     
    nwrite = write(fd,buf,strlen(buf));     
    if (nwrite == -1){         
        perror("write error:");        
        close(fd);   //记住close fd       
        delete_event(epollfd,fd,EPOLLOUT);  //删除监听    
    }else{
        modify_event(epollfd,fd,EPOLLIN); 
    }    
    memset(buf,0,MAXSIZE); 
}

//删除事件
static void delete_event(int epollfd,int fd,int state) {
    struct epoll_event ev;
    ev.events = state;
    ev.data.fd = fd;
    epoll_ctl(epollfd,EPOLL_CTL_DEL,fd,&ev);
}

//修改事件
static void modify_event(int epollfd,int fd,int state){     
    struct epoll_event ev;
    ev.events = state;
    ev.data.fd = fd;
    epoll_ctl(epollfd,EPOLL_CTL_MOD,fd,&ev);
}

//注：另外一端我就省了

四 epoll总结

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。)

epoll的优点主要是一下几个方面：
1. 监视的描述符数量不受限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目，这个数字一般远大于2048,举个例子,在1GB内存的机器上大约是10万左 右，具体数目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般来说这个数目和系统内存关系很大。select的最大缺点就是进程打开的fd是有数量限制的。这对 于连接数量比较大的服务器来说根本不能满足。虽然也可以选择多进程的解决方案( Apache就是这样实现的)，不过虽然linux上面创建进程的代价比较小，但仍旧是不可忽视的，加上进程间数据同步远比不上线程间同步的高效，所以也不是一种完美的方案。

1. IO的效率不会随着监视fd的数量的增长而下降。epoll不同于select和poll轮询的方式，而是通过每个fd定义的回调函数来实现的。只有就绪的fd才会执行回调函数。

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。