BIO\NIO\AIO再理解，nio轮询方式与epoll

ゝ一纸荒年。 2022-05-14 13:38 160阅读 0赞

不同的IO对线程的占用情况：

BIO是一个连接一个线程。  
BIO的大并发问题：在使用同步I/O的网络应用中，如果要同时处理多个客户端请求，或是在客户端要同时和多个服务器进行通讯，就必须使用多线程来处理。也就是说，将每一个客户端请求分配给一个线程来单独处理。这样做虽然可以达到我们的要求，但同时又会带来另外一个问题。由于每创建一个线程，就要为这个线程分配一定的内存空间（也叫工作存储器），而且操作系统本身也对线程的总数有一定的限制  
   
NIO是一个请求一个线程（非有效请求即不间断查询是否读完）  
NIO的最重要的地方是当一个连接创建后，不需要对应一个线程，这个连接会被注册到多路复用器上面，所以所有的连接只需要一个线程就可以搞定，当这个线程中的多路复用器进行轮询的时候，发现连接上有请求的话，才开启一个线程进行处理，也就是一个请求一个线程模式。

AIO是一个有效请求一个线程。  
当进行读写操作时，只须直接调用API的read或write方法即可。这两种方法均为异步的，对于读操作而言，当有流可读取时，操作系统会将可读的流传入read方法的缓冲区，并通知应用程序；对于写操作而言，当操作系统将write方法传递的流写入完毕时，操作系统主动通知应用程序。  即可以理解为，read/write方法都是异步的，完成后会主动调用回调函数。

Nio下的三种轮询方式 忙轮询 无差别轮询（poll/select） epoll

忙轮询的I/O方式，我们发现我们可以同时处理多个流了（把一个流从阻塞模式切换到非阻塞模式再此不予讨论）：  
while true \{  
    for i in stream\[\]; \{  
        if i has data  
            read until unavailable  
    \}  
\}

我们只要不停的把所有流从头到尾问一遍，又从头开始。这样就可以处理多个流了，但这样的做法显然不好，因为如果所有的流都没有数据，那么只会白白浪费CPU。这里要补充一点，阻塞模式下，内核对于I/O事件的处理是阻塞或者唤醒，而非阻塞模式下则把I/O事件交给其他对象（后文介绍的select以及epoll）处理甚至直接忽略。

为了避免CPU空转，可以引进了一个代理（一开始有一位叫做select的代理，后来又有一位叫做poll的代理，不过两者的本质是一样的）。这个代理比较厉害，可以同时观察许多流的I/O事件，在空闲的时候，会把当前线程阻塞掉，当有一个或多个流有I/O事件时，就从阻塞态中醒来，于是我们的程序就会轮询一遍所有的流（于是我们可以把“忙”字去掉了）。代码长这样:

while true \{  
    select(streams\[\])  
    for i in streams\[\] \{  
        if i has data  
            read until unavailable  
    \}  
\}

于是，如果没有I/O事件产生，我们的程序就会阻塞在select处。但是依然有个问题，我们从select那里仅仅知道了，有I/O事件发生了，但却并不知道是那几个流（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。

但是使用select，我们有O(n)的无差别轮询复杂度，同时处理的流越多，没一次无差别轮询时间就越长。再次

说了这么多，终于能好好解释epoll了

epoll可以理解为event poll，不同于忙轮询和无差别轮询，epoll之会把哪个流发生了怎样的I/O事件通知我们。此时我们对这些流的操作都是有意义的。（复杂度降低到了O(1)）

在讨论epoll的实现细节之前，先把epoll的相关操作列出：  
epoll\_create 创建一个epoll对象，一般epollfd = epoll\_create()  
epoll\_ctl （epoll\_add/epoll\_del的合体），往epoll对象中增加/删除某一个流的某一个事件  
比如  
epoll\_ctl(epollfd, EPOLL\_CTL\_ADD, socket, EPOLLIN);//注册缓冲区非空事件，即有数据流入  
epoll\_ctl(epollfd, EPOLL\_CTL\_DEL, socket, EPOLLOUT);//注册缓冲区非满事件，即流可以被写入  
epoll\_wait(epollfd,…)等待直到注册的事件发生  
（注：当对一个非阻塞流的读写发生缓冲区满或缓冲区空，write/read会返回-1，并设置errno=EAGAIN。而epoll只关心缓冲区非满和缓冲区非空事件）。  
一个epoll模式的代码大概的样子是：  
while true \{  
    active\_stream\[\] = epoll\_wait(epollfd)  
    for i in active\_stream\[\] \{  
        read or write till  
    \}  
\}

三种方式区别  
select的几大缺点：  
（1）每次调用select，都需要把fd集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在fd很多时会很大  
（2）同时每次调用select都需要在内核遍历传递进来的所有fd，这个开销在fd很多时也很大  
（3）select支持的文件描述符数量太小了，默认是1024

poll实现  
poll的实现和select非常相似，只是描述fd集合的方式不同，poll使用pollfd结构而不是select的fd\_set结构.

epoll（reference Link）  
epoll既然是对select和poll的改进，就应该能避免上述的三个缺点。那epoll都是怎么解决的呢？在此之前，我们先看一下epoll和select和poll的调用接口上的不同，select和poll都只提供了一个函数——select或者poll函数。而epoll提供了三个函数，epoll\_create,epoll\_ctl和epoll\_wait，epoll\_create是创建一个epoll句柄；epoll\_ctl是注册要监听的事件类型；epoll\_wait则是等待事件的产生。

对于第一个缺点，epoll的解决方案在epoll\_ctl函数中。每次注册新的事件到epoll句柄中时（在epoll\_ctl中指定EPOLL\_CTL\_ADD），会把所有的fd拷贝进内核，而不是在epoll\_wait的时候重复拷贝。epoll保证了每个fd在整个过程中只会拷贝一次。

对于第二个缺点，epoll的解决方案不像select或poll一样每次都把current轮流加入fd对应的设备等待队列中，而只在epoll\_ctl时把current挂一遍（这一遍必不可少）并为每个fd指定一个回调函数，当设备就绪，唤醒等待队列上的等待者时，就会调用这个回调函数，而这个回调函数会把就绪的fd加入一个就绪链表）。epoll\_wait的工作实际上就是在这个就绪链表中查看有没有就绪的fd（利用schedule\_timeout()实现睡一会，判断一会的效果，和select实现中的第7步是类似的）。

对于第三个缺点，epoll没有这个限制，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。

使用mmap加速内核与用户空间的消息传递。无论是select,poll还是epoll都需要内核把FD消息通知给用户空间，如何避免不必要的内存拷贝就很重要，在这点上，epoll是通过内核于用户空间mmap同一块内存实现的。

Epoll具体实现  
在内核的最底层是中断，类似系统回调的机制。网卡设备对应一个中断号, 当网卡收到网络端的消息的时候会向CPU发起中断请求, 然后CPU处理该请求. 通过驱动程序进而操作系统得到通知, 系统然后通知epoll, epoll通知用户代码。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，因为它会复用文件描述符集合来传递结果而不用迫使开发者每次等待事件之前都必须重新准备要被侦听的文件描述符集合，另一点原因就是获取事件的时候，它无须遍历整个被侦听的描述符集，只要遍历那些被内核IO事件异步唤醒而加入Ready队列的描述符集合就行了。

epoll在被内核初始化时（操作系统启动），同时会开辟出epoll自己的内核高速cache区，用于安置每一个我们想监控的socket，这些socket会以红黑树的形式保存在内核cache里，以支持快速的查找、插入、删除。这个内核高速cache区，就是建立连续的物理内存页，然后在之上建立slab层，简单的说，就是物理上分配好你想要的size的内存对象，每次使用时都是使用空闲的已分配好的对象。

所以简单总结下epoll和select的区别：  
进程通过将一个或多个fd传递给select或poll系统调用，阻塞在select;这样select/poll可以帮我们侦测许多fd是否就绪；但是select/poll是顺序扫描fd是否就绪，而且支持的fd数量有限。linux还提供了一个epoll系统调用，epoll是基于事件驱动方式，而不是顺序扫描,当有fd就绪时，立即回调函数rollback