select和epoll区别

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1 select
select()系统调用提供一个机制来实现同步多元I/O:
#include <sys/time.h>
#include <sys/types.h>
#include <unistd.h>
int select (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);
调用select()将阻塞,直到指定的文件描述符准备好执行I/O,或者可选参数timeout指定的时间已经过去。
监视的文件描述符分为三类set,每一种对应等待不同的事件。readfds中列出的文件描述符被监视是否有数据可供读取(如果读取操作完成则不会阻塞)。writefds中列出的文件描述符则被监视是否写入操作完成而不阻塞。最后,exceptfds中列出的文件描述符则被监视是否发生异常,或者无法控制的数据是否可用(这些状态仅仅应用于套接字)。这三类set可以是NULL,这种情况下select()不监视这一类事件。
select()成功返回时,每组set都被修改以使它只包含准备好I/O的文件描述符。例如,假设有两个文件描述符,值分别是7和9,被放在readfds中。当select()返回时,如果7仍然在set中,则这个文件描述符已经准备好被读取而不会阻塞。如果9已经不在set中,则读取它将可能会阻塞(我说可能是因为数据可能正好在select返回后就可用,这种情况下,下一次调用select()将返回文件描述符准备好读取)。
第一个参数n,等于所有set中最大的那个文件描述符的值加1。因此,select()的调用者负责检查哪个文件描述符拥有最大值,并且把这个值加1再传递给第一个参数。
timeout参数是一个指向timeval结构体的指针,timeval定义如下:
#include <sys/time.h>
struct timeval {
long tv_sec; /* seconds */
long tv_usec; /* 10E-6 second */
};
如果这个参数不是NULL,则即使没有文件描述符准备好I/O,select()也会在经过tv_sec秒和tv_usec微秒后返回。当select()返回时,timeout参数的状态在不同的系统中是未定义的,因此每次调用select()之前必须重新初始化timeout和文件描述符set。实际上,当前版本的Linux会自动修改timeout参数,设置它的值为剩余时间。因此,如果timeout被设置为5秒,然后在文件描述符准备好之前经过了3秒,则这一次调用select()返回时tv_sec将变为2。
如果timeout中的两个值都设置为0,则调用select()将立即返回,报告调用时所有未决的事件,但不等待任何随后的事件。
文件描述符set不会直接操作,一般使用几个助手宏来管理。这允许Unix系统以自己喜欢的方式来实现文件描述符set。但大多数系统都简单地实现set为位数组。FD_ZERO移除指定set中的所有文件描述符。每一次调用select()之前都应该先调用它。
fd_set writefds;
FD_ZERO(&writefds);
FD_SET添加一个文件描述符到指定的set中,FD_CLR则从指定的set中移除一个文件描述符:
FD_SET(fd, &writefds); /* add ‘fd’ to the set */
FD_CLR(fd, &writefds); /* oops, remove ‘fd’ from the set */
设计良好的代码应该永远不使用FD_CLR,而且实际情况中它也确实很少被使用。
FD_ISSET测试一个文件描述符是否指定set的一部分。如果文件描述符在set中则返回一个非0整数,不在则返回0。FD_ISSET在调用select()返回之后使用,测试指定的文件描述符是否准备好相关动作:
if (FD_ISSET(fd, &readfds))
/* ‘fd’ is readable without blocking! */
因为文件描述符set是静态创建的,它们对文件描述符的最大数目强加了一个限制,能够放进set中的最大文件描述符的值由FD_SETSIZE指定。在Linux中,这个值是1024。
select()成功时返回准备好I/O的文件描述符数目,包括所有三个set。如果提供了timeout,返回值可能是0;错误时返回-1,并且设置errno为下面几个值之一:
EBADF
给某个set提供了无效文件描述符。
EINTR
等待时捕获到信号,可以重新发起调用。
EINVAL
参数n为负数,或者指定的timeout非法。
ENOMEM
不够可用内存来完成请求。
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2 poll
poll()系统调用是System V的多元I/O解决方案。它解决了select()的几个不足,尽管select()仍然经常使用(多数还是出于习惯,或者打着可移植的名义):
#include <sys/poll.h>
int poll (struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timeout);
和select()不一样,poll()没有使用低效的三个基于位的文件描述符set,而是采用了一个单独的结构体pollfd数组,由fds指针指向这个组。pollfd结构体定义如下:
#include <sys/poll.h>
struct pollfd {
int fd; /* file descriptor */
short events; /* requested events to watch */
short revents; /* returned events witnessed */
};
每一个pollfd结构体指定了一个被监视的文件描述符,可以传递多个结构体,指示poll()监视多个文件描述符。每个结构体的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。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。合法的事件如下:
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。
POLLMSG
SIGPOLL消息可用。
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。使用poll()和select()不一样,你不需要显式地请求异常情况报告。
POLLIN | POLLPRI等价于select()的读事件,POLLOUT | POLLWRBAND等价于select()的写事件。POLLIN等价于POLLRDNORM | POLLRDBAND,而POLLOUT则等价于POLLWRNORM。
例如,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。
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;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。这种情况下,poll()就像它的名字那样,一旦选举出来,立即返回。
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-1,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。
EFAULT
fds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。
EINVAL
nfds参数超出PLIMIT_NOFILE值。
ENOMEM
可用内存不足,无法完成请求。
以上内容来自《OReilly.Linux.System.Programming – Talking.Directly.to.the.Kernel.and.C.Library.2007》
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3 epoll
epoll是什么?2.6内核中提高I/O性能的新方法。按照man手册的说法:是为处理大批量句柄而作了改进的poll。
要使用epoll只需要这三个系统调用:epoll_create(2), epoll_ctl(2), epoll_wait(2)。唯一有点麻烦是epoll有2种工作方式:LT和ET。
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,所以,这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表.
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),不过在TCP协议中,ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认。
(1)功能介绍
epoll与select/poll不同的一点是,它是由一组系统调用组成。
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);
epoll相关系统调用是在Linux 2.5.44开始引入的。该系统调用针对传统的select/poll系统调用的不足,设计上作了很大的改动。select/poll的缺点在于:
1.每次调用时要重复地从用户态读入参数。
2.每次调用时要重复地扫描文件描述符。
3.每次在调用开始时,要把当前进程放入各个文件描述符的等待队列。在调用结束后,又把进程从各个等待队列中删除。
在实际应用中,select/poll监视的文件描述符可能会非常多,如果每次只是返回一小部分,那么,这种情况下select/poll显得不够高效。epoll的设计思路,是把select/poll单个的操作拆分为1个epoll_create+多个epoll_ctl+一个epoll_wait。此外,内核针对epoll操作添加了一个文件系统”eventpollfs”,每一个或者多个要监视的文件描述符都有一个对应的eventpollfs文件系统的inode节点,主要信息保存在eventpoll结构体中。而被监视的文件的重要信息则保存在epitem结构体中。所以他们是一对多的关系。由于在执行epoll_create和epoll_ctrl时,已经把用户态的信息保存到内核态了,所以之后即使反复地调用epoll_wait,也不会重复地拷贝参数,扫描文件描述符,反复地把当前进程放入/放出等待队列。这样就避免了以上的三个缺点。接下去看看它们的实现:
/* Wrapper struct used by poll queueing */
struct ep_pqueue {
poll_table pt;
struct epitem *epi;
};
(2) 关键结构体
这个结构体类似于select/poll中的struct poll_wqueues。由于epoll需要在内核态保存大量信息,所以光光一个回调函数指针已经不能满足要求,所以在这里引入了一个新的结构体struct epitem。
/*
* Each file descriptor added to the eventpoll interface will
* have an entry of this type linked to the hash.
*/
struct epitem
{
struct rb_node rbn; // 红黑树,用来保存eventpoll
struct list_head rdllink; // 双向链表,用来保存已经完成的eventpoll
struct epoll_filefd ffd; // 这个结构体对应的被监听的文件描述符信息
int nwait; // poll操作中事件的个数
// 双向链表,保存着被监视文件的等待队列,功能类似于select/poll中的poll_table
struct list_head pwqlist;
struct eventpoll *ep; // 指向eventpoll,多个epitem对应一个eventpoll
struct epoll_event event; // 记录发生的事件和对应的fd
atomic_t usecnt; // 引用计数
// 双向链表,用来链接被监视的文件描述符对应的struct file。因为file里有f_ep_link,
// 用来保存所有监视这个文件的epoll节点
struct list_head fllink;
struct list_head txlink; // 双向链表,用来保存传输队列
unsigned int revents; // 文件描述符的状态,在收集和传输时用来锁住空的事件集合
};
该结构体用来保存与epoll节点关联的多个文件描述符,保存的方式是使用红黑树实现的hash表。至于为什么要保存,下文有详细解释。它与被监听的文件描述符一一对应。
view plain
struct eventpoll
{
rwlock_t lock; // 读写锁
struct rw_semaphore sem; // 读写信号量
wait_queue_head_t wq; // Wait queue used by sys_epoll_wait()
wait_queue_head_t poll_wait; // Wait queue used by file->poll()
struct list_head rdllist; // 已经完成的操作事件的队列。
struct rb_root rbr; // 保存epoll监视的文件描述符
};
这个结构体保存了epoll文件描述符的扩展信息,它被保存在file结构体的private_data中。它与epoll文件节点一一对应。通常一个epoll文件节点对应多个被监视的文件描述符。所以一个eventpoll结构体会对应多个epitem结构体。 那么,epoll中的等待事件放在哪里呢?见下面
// Wait structure used by the poll hooks
struct eppoll_entry {
struct list_head llink; // List header used to link this structure to the “struct epitem”
void *base; // The “base” pointer is set to the container “struct epitem”
wait_queue_t wait; // Wait queue item that will be linked to the target file wait queue head.
wait_queue_head_t *whead; // The wait queue head that linked the “wait” wait queue item
};
与select/poll的struct poll_table_entry相比,epoll的表示等待队列节点的结构体只是稍有不同,与struct poll_table_entry比较一下。
struct poll_table_entry {
struct file * filp;
wait_queue_t wait;
wait_queue_head_t * wait_address;
};
由于epitem对应一个被监视的文件,所以通过base可以方便地得到被监视的文件信息。又因为一个文件可能有多个事件发生,所以用llink链接这些事件。
(3)epoll_create的实现
epoll_create()的功能是创建一个eventpollfs文件系统的inode节点。具体由ep_getfd()完成。ep_getfd()先调用ep_eventpoll_inode()创建一个inode节点,然后调用d_alloc()为inode分配一个dentry。最后把file,dentry,inode三者关联起来。在执行了ep_getfd()之后,它又调用了ep_file_init(),分配了eventpoll结构体,并把eventpoll的指针赋给file结构体,这样eventpoll就与file结构体关联起来了。
需要注意的是epoll_create()的参数size实际上只是起参考作用,只要它不小于等于0,就并不限制这个epoll inode关联的文件描述符数量。
(4)epoll_ctl的实现
epoll_ctl的功能是实现一系列操作,如把文件与eventpollfs文件系统的inode节点关联起来。这里要介绍一下eventpoll结构体,它保存在file->f_private中,记录了eventpollfs文件系统的inode节点的重要信息,其中成员rbr保存了该epoll文件节点监视的所有文件描述符。组织的方式是一棵红黑树,这种结构体在查找节点时非常高效。首先它调用ep_find()从eventpoll中的红黑树获得epitem结构体。然后根据op参数的不同而选择不同的操作。如果op为EPOLL_CTL_ADD,那么正常情况下epitem是不可能在eventpoll的红黑树中找到的,所以调用ep_insert创建一个epitem结构体并插入到对应的红黑树中。 ep_insert()首先分配一个epitem对象,对它初始化后,把它放入对应的红黑树。此外,这个函数还要作一个操作,就是把当前进程放入对应文件操作的等待队列。这一步是由下面的代码完成的。
init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc);
。。。
revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);
函数先调用init_poll_funcptr注册了一个回调函数 ep_ptable_queue_proc,这个函数会在调用f_op->poll时被执行。该函数分配一个epoll等待队列结点eppoll_entry:一方面把它挂到文件操作的等待队列中,另一方面把它挂到epitem的队列中。此外,它还注册了一个等待队列的回调函数ep_poll_callback。当文件操作完成,唤醒当前进程之前,会调用ep_poll_callback(),把eventpoll放到epitem的完成队列中,并唤醒等待进程。  如果在执行f_op->poll以后,发现被监视的文件操作已经完成了,那么把它放在完成队列中了,并立即把等待操作的那些进程唤醒。
(5)epoll_wait的实现
epoll_wait的工作是等待文件操作完成并返回。
它的主体是ep_poll(),该函数在for循环中检查epitem中有没有已经完成的事件,有的话就把结果返回。没有的话调用schedule_timeout()进入休眠,直到进程被再度唤醒或者超时。
(6)性能分析
epoll机制是针对select/poll的缺陷设计的。通过新引入的eventpollfs文件系统,epoll把参数拷贝到内核态,在每次轮询时不会重复拷贝。通过把操作拆分为epoll_create,epoll_ctl,epoll_wait,避免了重复地遍历要监视的文件描述符。此外,由于调用epoll的进程被唤醒后,只要直接从epitem的完成队列中找出完成的事件,找出完成事件的复杂度由O(N)降到了O(1)。但是epoll的性能提高是有前提的,那就是监视的文件描述符非常多,而且每次完成操作的文件非常少。所以,epoll能否显著提高效率,取决于实际的应用场景。这方面需要进一步测试。
(7)epoll的例子
以下代码由chinaunix.net上BBS用户safedead(http://bbs.chinaunix.net/viewpro.php?uid=407631)提供:
static int s_epfd;//epoll描述字
{
//初始化epoll
struct epoll_event        ev;
//设置epoll
s_epfd = epoll_create(65535);
{//这个过程可以循环以便加入多个LISTEN套接字进入epoll事件集合
//服务器监听创建
rc = listen();//listen参数这里省略
//加入epoll事件集合
ev.events = EPOLLIN;
ev.data.fd = rc;
if (epoll_ctl(s_epfd, EPOLL_CTL_ADD, rc, &ev) < 0) {
fprintf(stderr, “epoll set insertion error: fd=%d”, rc);
return(-1);
}
}
}
{//epoll事件处理
int        i, nfds, sock_new;
struct epoll_event        events[16384];
for( ; ; ) {
//等待epoll事件
nfds = epoll_wait(s_epfd, events, 16384, -1);
//处理epoll事件
for(i = 0; i < nfds; i++) {
//events[i].data.fd是epoll事件中弹出的套接字
//接收连接
sock_new = accept(events[i].data.fd);//accept其它参数这里省略了
if(0 > sock_new) {
fprintf(stderr, “接收客户端连接失败\n”);
continue;
}
}
}
}
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为什么select是落后的?
首先,在Linux内核中,select所用到的FD_SET是有限的,即内核中有个参数__FD_SETSIZE定义了每个FD_SET的句柄个数,在我用的2.6.15-25-386内核中,该值是1024,搜索内核源代码得到:
include/linux/posix_types.h:#define __FD_SETSIZE        1024
也就是说,如果想要同时检测1025个句柄的可读状态是不可能用select实现的。或者同时检测1025个句柄的可写状态也是不可能的。
其次,内核中实现select是用轮询方法,即每次检测都会遍历所有FD_SET中的句柄,显然,select函数执行时间与FD_SET中的句柄个数有一个比例关系,即select要检测的句柄数越多就会越费时。
epoll的优点:
1.支持一个进程打开大数目的socket描述符(FD)
select 最不能忍受的是一个进程所打开的FD是有一定限制的,由FD_SETSIZE设置,默认值是2048。对于那些需要支持的上万连接数目的IM服务器来说显然太少了。这时候你一是可以选择修改这个宏然后重新编译内核,不过资料也同时指出这样会带来网络效率的下降,二是可以选择多进程的解决方案(传统的 Apache方案),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。不过 epoll则没有这个限制,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。
2.IO效率不随FD数目增加而线性下降
传统的select/poll另一个致命弱点就是当你拥有一个很大的socket集合,不过由于网络延时,任一时间只有部分的socket是”活跃”的,但是select/poll每次调用都会线性扫描全部的集合,导致效率呈现线性下降。但是epoll不存在这个问题,它只会对”活跃”的socket进行操作—这是因为在内核实现中epoll是根据每个fd上面的callback函数实现的。那么,只有”活跃”的socket才会主动的去调用 callback函数,其他idle状态socket则不会,在这点上,epoll实现了一个”伪”AIO,因为这时候推动力在os内核。在一些 benchmark中,如果所有的socket基本上都是活跃的—比如一个高速LAN环境,epoll并不比select/poll有什么效率,相反,如果过多使用epoll_ctl,效率相比还有稍微的下降。但是一旦使用idle connections模拟WAN环境,epoll的效率就远在select/poll之上了。
3.使用mmap加速内核与用户空间的消息传递。
这点实际上涉及到epoll的具体实现了。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。而如果你想我一样从2.5内核就关注epoll的话,一定不会忘记手工 mmap这一步的。



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