本文摘抄自linux基礎(chǔ)編程
IO概念
Linux的內(nèi)核將所有外部設(shè)備都可以看做一個文件來操作。那么我們對與外部設(shè)備的操作都可以看做對文件進(jìn)行操作。
我們對一個文件的讀寫，都通過調(diào)用內(nèi)核提供的系統(tǒng)調(diào)用；內(nèi)核給我們返回一個filede scriptor（fd,文件描述符）。而對一個socket的讀寫也會有相應(yīng)的描述符，稱為socketfd(socket描述符）。描述符就是一個數(shù)字，指向內(nèi)核中一個結(jié)構(gòu)體（文件路徑，數(shù)據(jù)區(qū)，等一些屬性）。那么我們的應(yīng)用程序?qū)ξ募淖x寫就通過對描述符的讀寫完成。
linux將內(nèi)存分為內(nèi)核區(qū)，用戶區(qū)。linux內(nèi)核給我們管理所有的硬件資源，應(yīng)用程序通過調(diào)用系統(tǒng)調(diào)用和內(nèi)核交互，達(dá)到使用硬件資源的目的。應(yīng)用程序通過系統(tǒng)調(diào)用read發(fā)起一個讀操作，這時候內(nèi)核創(chuàng)建一個文件描述符，并通過驅(qū)動程序向硬件發(fā)送讀指令，并將讀的的數(shù)據(jù)放在這個描述符對應(yīng)結(jié)構(gòu)體的內(nèi)核緩存區(qū)中，然后再把這個數(shù)據(jù)讀到用戶進(jìn)程空間中，這樣完成了一次讀操作；
但是大家都知道I/O設(shè)備相比cpu的速度是極慢的。linux提供的read系統(tǒng)調(diào)用，也是一個阻塞函數(shù)。這樣我們的應(yīng)用進(jìn)程在發(fā)起read系統(tǒng)調(diào)用時，就必須阻塞，就進(jìn)程被掛起而等待文件描述符的讀就緒，那么什么是文件描述符讀就緒，什么是寫就緒？
- 讀就緒：就是這個文件描述符的接收緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)字節(jié)數(shù)大于等于套接字接收緩沖區(qū)低水位標(biāo)記的當(dāng)前大小；
- 寫就緒：該描述符發(fā)送緩沖區(qū)的可用空間字節(jié)數(shù)大于等于描述符發(fā)送緩沖區(qū)低水位標(biāo)記的當(dāng)前大小。（如果是socket fd，說明上一個數(shù)據(jù)已經(jīng)發(fā)送完成）。
接收低水位標(biāo)記和發(fā)送低水位標(biāo)記：由應(yīng)用程序指定，比如應(yīng)用程序指定接收低水位為64個字節(jié)。那么接收緩沖區(qū)有64個字節(jié)，才算fd讀就緒；
綜上所述，一個基本的IO，它會涉及到兩個系統(tǒng)對象，一個是調(diào)用這個IO的進(jìn)程對象，另一個就是系統(tǒng)內(nèi)核(kernel)。當(dāng)一個read操作發(fā)生時，它會經(jīng)歷兩個階段：
1：通過read系統(tǒng)調(diào)用想內(nèi)核發(fā)起讀請求。內(nèi)核向硬件發(fā)送讀指令，并等待讀就緒。
2：內(nèi)核把將要讀取的數(shù)據(jù)復(fù)制到描述符所指向的內(nèi)核緩存區(qū)中。將數(shù)據(jù)從內(nèi)核緩存區(qū)拷貝到用戶進(jìn)程空間中。
IO模型
在linux系統(tǒng)下面，根據(jù)IO操作的是否被阻塞以及同步異步問題進(jìn)行分類，可以得到下面五種IO模型：
1、阻塞I/O模型
最流行的I/O模型是阻塞I/O模型，缺省情形下，所有文件操作都是阻塞的。我們以套接口為例來講解此模型。在進(jìn)程空間中調(diào)用recvfrom，其系統(tǒng)調(diào)用直到數(shù)據(jù)報到達(dá)且被拷貝到應(yīng)用進(jìn)程的緩沖區(qū)中或者發(fā)生錯誤才返回，期間一直在等待。我們就說進(jìn)程在從調(diào)用recvfrom開始到它返回的整段時間內(nèi)是被阻塞的。
2、非阻塞I/O模型
進(jìn)程把一個套接口設(shè)置成非阻塞是在通知內(nèi)核：當(dāng)所請求的I/O操作不能滿足要求時候，不把本進(jìn)程投入睡眠，而是返回一個錯誤。也就是說當(dāng)數(shù)據(jù)沒有到達(dá)時并不等待，而是以一個錯誤返回。
3、I/O復(fù)用模型
linux提供select/poll，進(jìn)程通過將一個或多個fd傳遞給select或poll系統(tǒng)調(diào)用，阻塞在select;這樣select/poll可以幫我們偵測許多fd是否就緒。但是select/poll是順序掃描fd是否就緒，而且支持的fd數(shù)量有限。
linux還提供了一個epoll系統(tǒng)調(diào)用，epoll是基于事件驅(qū)動方式，而不是順序掃描,當(dāng)有fd就緒時，立即回調(diào)函數(shù)rollback；
4、信號驅(qū)動異步I/O模型
首先開啟套接口信號驅(qū)動I/O功能, 并通過系統(tǒng)調(diào)用sigaction安裝一個信號處理函數(shù)（此系統(tǒng)調(diào)用立即返回，進(jìn)程繼續(xù)工作，它是非阻塞的）。當(dāng)數(shù)據(jù)報準(zhǔn)備好被讀時，就為該進(jìn)程生成一個SIGIO信號。隨即可以在信號處理程序中調(diào)用recvfrom來讀數(shù)據(jù)報，井通知主循環(huán)數(shù)據(jù)已準(zhǔn)備好被處理中。也可以通知主循環(huán)，讓它來讀數(shù)據(jù)報。
5、異步I/O模型
告知內(nèi)核啟動某個操作，并讓內(nèi)核在整個操作完成后(包括將數(shù)據(jù)從內(nèi)核拷貝到用戶自己的緩沖區(qū))通知我們。這種模型與信號驅(qū)動模型的主要區(qū)別是：信號驅(qū)動I/O：由內(nèi)核通知我們何時可以啟動一個I/O操作；異步I/O模型：由內(nèi)核通知我們I/O操作何時完成。
非阻塞IO詳解
通過上面，我們知道，所有的IO操作在默認(rèn)情況下，都是屬于阻塞IO。盡管上圖中所示的反復(fù)請求的非阻塞IO的效率底下（需要反復(fù)在用戶空間和進(jìn)程空間切換和判斷，把一個原本屬于IO密集的操作變?yōu)镮O密集和計算密集的操作），但是在后面IO復(fù)用中，需要把IO的操作設(shè)置為非阻塞的，此時程序?qū)枞趕elect和poll系統(tǒng)調(diào)用中。把一個IO設(shè)置為非阻塞IO有兩種方式：在創(chuàng)建文件描述符時，指定該文件描述符的操作為非阻塞；在創(chuàng)建文件描述符以后，調(diào)用fcntl()函數(shù)設(shè)置相應(yīng)的文件描述符為非阻塞。
創(chuàng)建描述符時，利用open函數(shù)和socket函數(shù)的標(biāo)志設(shè)置返回的fd/socket描述符為O_NONBLOCK。
int sd=socket(int domain, int type|O_NONBLOCK, int protocol);
int fd=open(const char *pathname, int flags|O_NONBLOCK);
創(chuàng)建描述符后，通過調(diào)用fcntl函數(shù)設(shè)置描述符的屬性為O_NONBLOCK
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
int fcntl(int fd, int cmd, ... /* arg */ );
//例子
if (fcntl(fd, F_SETFL, fcntl(sockfd, F_GETFL, 0)|O_NONBLOCK) == -1) {
return -1;
}
return 0;
}
IO復(fù)用詳解
在IO編程過程中，當(dāng)需要處理多個請求的時，可以使用多線程和IO復(fù)用的方式進(jìn)行處理。上面的圖介紹了整個IO復(fù)用的過程，它通過把多個IO的阻塞復(fù)用到一個select之類的阻塞上，從而使得系統(tǒng)在單線程的情況下同時支持處理多個請求。和多線程/進(jìn)程比較，I/O多路復(fù)用的最大優(yōu)勢是系統(tǒng)開銷小，系統(tǒng)不需要建立新的進(jìn)程或者線程，也不必維護(hù)這些線程和進(jìn)程。IO復(fù)用常見的應(yīng)用場景：
- 客戶程序需要同時處理交互式的輸入和服務(wù)器之間的網(wǎng)絡(luò)連接。
- 客戶端需要對多個網(wǎng)絡(luò)連接作出反應(yīng)。
- 服務(wù)器需要同時處理多個處于監(jiān)聽狀態(tài)和多個連接狀態(tài)的套接字
服務(wù)器需要處理多種網(wǎng)絡(luò)協(xié)議的套接字。
目前支持I/O復(fù)用的系統(tǒng)調(diào)用有select、pselect、poll、epoll，下面幾小結(jié)分別來學(xué)習(xí)一下select和epoll的使用。
select
#include <sys/select.h>
int select(int maxfdps, fd_set *readfds, fd_set *writefds,fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
struct timeval{
long tv_sec; //秒
long tv_usec; //微秒
};
void FD_CLR(int fd, fd_set *set); //將一個給定的文件描述符從集合中刪除
int FD_ISSET(int fd, fd_set *set); // 檢查集合中指定的文件描述符是否可以讀寫 ?
void FD_SET(int fd, fd_set *set); //將一個給定的文件描述符加入集合之中
void FD_ZERO(fd_set *set);//清空集合
struct timeval *time結(jié)構(gòu)體告知內(nèi)核等待所指定描述字中的任何一個就緒可花多少時間。
參數(shù)取值：
（1）(struct timeval *)0：永遠(yuǎn)等待下去，僅在有一個描述字準(zhǔn)備好I/O時才返回。
（2）struct timeval *time：在有一個描述字準(zhǔn)備好I/O時返回，但是不超過由該參數(shù)所指向的timeval結(jié)構(gòu)中指定的秒數(shù)和微秒數(shù)。如果超過時間，沒有描述字準(zhǔn)備好，那就返回0。如果秒=微秒=0，檢查描述字后立即返回，此時相當(dāng)于輪詢。
中間的三個參數(shù)readset、writeset和exceptset指定我們要讓內(nèi)核測試讀、寫和異常條件的描述字。如果我們對某一個的條件不感興趣，就可以把它設(shè)為空指針。
fd_set可以理解為一個集合，這個集合中存放的是文件描述符，可通過上面的四個宏進(jìn)行設(shè)置（注意，fd_set不是struct fd_set。。。 剛剛開始調(diào)試程序就犯錯誤，返回storage size of 'fds' isn't known）。
第一個參數(shù)maxfdp1指定待測試的描述字個數(shù)，它的值是待測試的最大描述字加1（因此我們把該參數(shù)命名為maxfdp1），描述字0、1、2...maxfdp1-1均將被測試。
pselect
#include <sys/select.h>
int pselect(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds,fd_set *exceptfds, const struct timespec *timeout, const sigset_t *sigmask);
struct timespec{
time_t tv_sec; //秒
long tv_nsec; //納秒
};
比較select和pselect函數(shù)，我們發(fā)現(xiàn)在原型上面有兩個不同：
1、pselect使用timespec結(jié)構(gòu)，而不使用timeval結(jié)構(gòu)。t
imespec結(jié)構(gòu)是POSIX的又一個發(fā)明。 這兩個結(jié)構(gòu)的區(qū)別在于第二個成員：新結(jié)構(gòu)的該成員tv_nsec指定納秒數(shù)，而舊結(jié)構(gòu)的該成員tv_usec指定微秒數(shù)。
2、pselect函數(shù)增加了第六個參數(shù)：一個指向信號掩碼的指針。該參數(shù)允許程序先禁止遞交某些信號，再測試由這些當(dāng)前被禁止的信號處理函數(shù)設(shè)置的全局變量，然后調(diào)用pselect，告訴它重新設(shè)置信號掩碼。
首先我們看看信號掩碼的概念：在POSIX下，每個進(jìn)程有一個信號掩碼(signal mask)。簡單地說，信號掩碼是一個“位圖”，其中每一位都對應(yīng)著一種信號。如果位圖中的某一位為1，就表示在執(zhí)行當(dāng)前信號的處理程序期間相應(yīng)的信號暫時被“屏蔽”，使得在執(zhí)行的過程中不會嵌套地響應(yīng)那種信號。為什么對某一信號進(jìn)行屏蔽呢？我們來看一下對CTRL_C的處理。大家知道，當(dāng)一個程序正在運行時，在鍵盤上按一下CTRL_C，內(nèi)核就會向相應(yīng)的進(jìn)程發(fā)出一個SIGINT 信號，而對這個信號的默認(rèn)操作就是通過do_exit()結(jié)束該進(jìn)程的運行。但是，有些應(yīng)用程序可能對CTRL_C有自己的處理，所以就要為SIGINT另行設(shè)置一個處理程序，使它指向應(yīng)用程序中的一個函數(shù)，在那個函數(shù)中對CTRL_C這個事件作出響應(yīng)。但是，在實踐中卻發(fā)現(xiàn)，兩次CTRL_C事件往往過于密集，有時候剛剛進(jìn)入第一個信號的處理程序，第二個SIGINT信號就到達(dá)了，而第二個信號的默認(rèn)操作是殺死進(jìn)程，這樣，第一個信號的處理程序根本沒有執(zhí)行完。為了避免這種情況的出現(xiàn)，就在執(zhí)行一個信號處理程序的過程中將該種信號自動屏蔽掉。所謂“屏蔽”，與將信號忽略是不同的，它只是將信號暫時“遮蓋”一下，一旦屏蔽去掉，已到達(dá)的信號又繼續(xù)得到處理。
在我們開發(fā)過程中，如果進(jìn)程阻塞于select函數(shù)，此時該阻塞被信號所打斷，select返回-1，errno=EINTR的錯誤。由于這個原因，我們才有了pselect函數(shù)在信號上的優(yōu)化處理。因此在信號和select都被使用的系統(tǒng)里，pselect有其作用。否則和select沒有任何區(qū)別。
poll
#include <poll.h>
int poll(struct pollfd *fds, nfds_t nfds, int timeout);
struct pollfd {
int fd; /* file descriptor */
short events; /* requested events to watch */
short revents; /* returned events witnessed */
};
和select()不一樣，poll()沒有使用低效的三個基于位的文件描述符set，而是采用了一個單獨的結(jié)構(gòu)體pollfd數(shù)組，由fds指針指向這個數(shù)組的第一個元素，其中nfds表示該數(shù)組的大小。每一個pollfd 結(jié)構(gòu)體指定了一個被監(jiān)視的文件描述符，每個結(jié)構(gòu)體的events域是監(jiān)視該文件描述符的事件掩碼，由用戶來設(shè)置這個域。revents域是文件描述符的操作結(jié)果事件掩碼。內(nèi)核在調(diào)用返回時設(shè)置這個域**。events域中請求的任何事件都可能在revents域中返回，而部分事件不能出現(xiàn)在events中，詳細(xì)如下表。
POLLIN：普通或優(yōu)先級帶數(shù)據(jù)可讀
POLLRDNORM：普通數(shù)據(jù)可讀
POLLRDBAND：優(yōu)先級帶數(shù)據(jù)可讀
POLLPRI：高優(yōu)先級數(shù)據(jù)可讀
POLLOUT：普通數(shù)據(jù)可寫
POLLWRNORM：普通數(shù)據(jù)可寫
POLLWRBAND：優(yōu)先級帶數(shù)據(jù)可寫
POLLERR：發(fā)生錯誤
POLLHUP：發(fā)生掛起
POLLNVAL：描述字不是一個打開的文件
注意：后三個只能作為描述字的返回結(jié)果存儲在revents中，而不能作為測試條件用于events中。
最后一個參數(shù)timeout是指定poll函數(shù)返回前等待多長時間
成功時，**poll()返回結(jié)構(gòu)體中revents域不為0的文件描述符個數(shù)；如果在超時前沒有任何事件發(fā)生，poll()返回0；失敗時，poll()返回-1。
關(guān)鍵代碼如下：
client[0].fd = listenfd; /*將數(shù)組中的第一個元素設(shè)置成監(jiān)聽描述字*/
client[0].events = POLLIN;
while(1)
{
nready = poll(client, maxi+1,INFTIM); //將進(jìn)程阻塞在poll上
if( client[0].revents & POLLIN/*POLLRDNORM*/ ) /*先測試監(jiān)聽描述字*/
epoll
在linux的網(wǎng)絡(luò)編程中，很長的一段時間都在使用select來做事件觸發(fā)。然而select逐漸暴露出了一些缺陷，使得linux不得不在新的內(nèi)核中尋找出替代方案，那就是epoll。其實，epoll與select原理類似，只不過，epoll作出了一些重大改進(jìn)，即：
1.支持一個進(jìn)程打開大數(shù)目的socket描述符(FD)select 最不能忍受的是一個進(jìn)程所打開的FD是有一定限制的，由FD_SETSIZE設(shè)置，默認(rèn)值是2048。對于那些需要支持的上萬連接數(shù)目的IM服務(wù)器來說顯然太少了。這時候你一是可以選擇修改這個宏然后重新編譯內(nèi)核，不過資料也同時指出這樣會帶來網(wǎng)絡(luò)效率的下降，二是可以選擇多進(jìn)程的解決方案(傳統(tǒng)的 Apache方案)，不過雖然linux上面創(chuàng)建進(jìn)程的代價比較小，但仍舊是不可忽視的，加上進(jìn)程間數(shù)據(jù)同步遠(yuǎn)比不上線程間同步的高效，所以也不是一種完美的方案。不過 epoll則沒有這個限制，它所支持的FD上限是最大可以打開文件的數(shù)目，這個數(shù)字一般遠(yuǎn)大于2048,舉個例子,在1GB內(nèi)存的機器上大約是10萬左右，具體數(shù)目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般來說這個數(shù)目和系統(tǒng)內(nèi)存關(guān)系很大。
2.IO效率不隨FD數(shù)目增加而線性下降傳統(tǒng)的select/poll另一個致命弱點就是當(dāng)你擁有一個很大的socket集合，不過由于網(wǎng)絡(luò)延時，任一時間只有部分的socket是"活躍"的，但是select/poll每次調(diào)用都會線性掃描全部的集合，導(dǎo)致效率呈現(xiàn)線性下降。但是epoll不存在這個問題，它只會對"活躍"的socket進(jìn)行操作---這是因為在內(nèi)核實現(xiàn)中epoll是根據(jù)每個fd上面的callback函數(shù)實現(xiàn)的。那么，只有"活躍"的socket才會主動的去調(diào)用 callback函數(shù)，其他idle狀態(tài)socket則不會，在這點上，epoll實現(xiàn)了一個"偽"AIO，因為這時候推動力在os內(nèi)核。
3.使用mmap加速內(nèi)核與用戶空間的消息傳遞。這點實際上涉及到epoll的具體實現(xiàn)了。無論是select,poll還是epoll都需要內(nèi)核把FD消息通知給用戶空間，如何避免不必要的內(nèi)存拷貝就很重要，在這點上，epoll是通過內(nèi)核于用戶空間mmap同一塊內(nèi)存實現(xiàn)的。
4.內(nèi)核微調(diào)這一點其實不算epoll的優(yōu)點了，而是整個linux平臺的優(yōu)點。也許你可以懷疑linux平臺，但是你無法回避linux平臺賦予你微調(diào)內(nèi)核的能力。
epoll api函數(shù)比較簡單，包括
- 創(chuàng)建一個epoll描述符
- 添加監(jiān)聽事件
- 阻塞等待所監(jiān)聽的事件發(fā)生
- 關(guān)閉epoll描述符，如下：
#include <sys/epoll.h>
#include <unistd.h>
int epoll_create(int size); //epoll描述符
int close(int fd);//關(guān)閉epoll描述符
創(chuàng)建一個epoll的句柄，size用來告訴內(nèi)核這個監(jiān)聽的數(shù)目一共有多大。需要注意的是，當(dāng)創(chuàng)建好epoll句柄后，epoll本身就占用一個fd值，所以用完后必須調(diào)用close()關(guān)閉，以防止fd被耗盡。
#include <sys/epoll.h>
#include <unistd.h>
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);//添加監(jiān)聽事件
typedef union epoll_data {
void *ptr;
int fd;
uint32_t u32;
uint64_t u64;
} epoll_data_t;
struct epoll_event {
uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
epoll_ctl為事件注冊函數(shù)，第一個參數(shù)是epoll_create()的返回值，第二個參數(shù)表示動作，用三個宏來表示：
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fd;
第三個參數(shù)是需要監(jiān)聽的描述符fd,第四個參數(shù)是告訴內(nèi)核需要監(jiān)聽什么事件，struct epoll_event結(jié)構(gòu)如上所示，其中events為需要注冊的事件，可以為下面幾個宏的集合：
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。詳細(xì)見下面描述
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socket的話，需要再次把這個socket加入到EPOLL隊列里。
操作系統(tǒng)對被注冊的文件描述符的事件發(fā)送以后有兩種處理方式，分別有LT和ET模式，默認(rèn)情況下為LT，如果需要設(shè)置為ET模式，設(shè)置
struct epoll_event.events|EPOLLET。
LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同時支持block和no-block socket.在這種做法中，內(nèi)核告訴你一個文件描述符是否就緒了，然后你可以對這個就緒的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，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，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)少于一定量時導(dǎo)致了一個EWOULDBLOCK 錯誤）。但是請注意，如果一直不對這個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)。
struct epoll_event.data為一個epoll_data_t類型的聯(lián)合體，詳細(xì)結(jié)構(gòu)如上，其中可以保存指針，描述符，32/64位的整數(shù)。如果在監(jiān)聽過程中，該描述符上面有相應(yīng)的事件發(fā)生，系統(tǒng)將會把該字段返回。先看監(jiān)聽函數(shù)吧。看完就知道
#include <sys/epoll.h>
#include <unistd.h>
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout);//阻塞等待所監(jiān)聽的事件發(fā)生
阻塞監(jiān)聽函數(shù)，類似于select()調(diào)用。參數(shù)events用來從內(nèi)核得到事件的集合，返回的結(jié)構(gòu)也是struct epoll_event，其中event為相應(yīng)的事件，data為注冊時，設(shè)置的值（常見情況，data設(shè)置為注冊的描述符，這樣就可以對相應(yīng)的描述符進(jìn)行IO操作）。maxevents告之內(nèi)核這個events有多大，這個maxevents的值不能大于創(chuàng)建epoll_create()時的size，參數(shù)timeout是超時時間（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。
struct epoll_event ev, *events;
int kdpfd = epoll_create(100);
ev.events = EPOLLIN | EPOLLET; // 注意這個EPOLLET，指定了邊緣觸發(fā)
ev.data.fd =listener;
epoll_ctl(kdpfd, EPOLL_CTL_ADD, listener, &ev);
for(;;)
{
nfds = epoll_wait(kdpfd, events, maxevents, -1);
for(n = 0; n < nfds; ++n)
{
if(events[n].data.fd == listener)
{
client = accept(listener, (struct sockaddr *) &local, &addrlen);
if(client < 0){
perror("accept");
continue;
}
setnonblocking(client);
ev.events = EPOLLIN | EPOLLET;
ev.data.fd = client;
if (epoll_ctl(kdpfd, EPOLL_CTL_ADD, client, &ev) < 0)
{
fprintf(stderr, "epoll set insertion error: fd=%d0, client);
return -1;
}
}else{
do_use_fd(events[n].data.fd);
}
}
}
最后我們說一下，用來克服select/poll缺點的方法不只有epoll。epoll只是一種linux 的方案，在freeBSD下有kqueue，而dev/poll 是最古老的Solaris的方案，使用難度依次遞增。 kqueue 是freebsd 的寵兒，kqueue 實際上是一個功能相當(dāng)豐富的kernel 事件隊列，它不僅僅是select/poll 的升級，而且可以處理 signal 、目錄結(jié)構(gòu)變化、進(jìn)程等多種事件。Kqueue 是邊緣觸發(fā)的。
信號驅(qū)動異步IO詳解
上面介紹了不管是阻塞/非阻塞或者IO復(fù)用，在應(yīng)用程序?qū)用娑夹枰M(jìn)行阻塞或者輪詢指定的IO上面是否有相應(yīng)的事件發(fā)生。本節(jié)我們將將介紹一個全新的模型：異步模型，異步則意味著不需要用戶層進(jìn)行阻塞或者輪詢，在特定IO或者事件發(fā)生時候，會主動通知應(yīng)用程序IO就緒，本節(jié)介紹的通知機制即信號，我們把這個模型叫著信號驅(qū)動的異步I/O。
Unix上有定義了許多信號，源自Berkeley的實現(xiàn)使用的是SIGIO信號來支持套接字和終端設(shè)備上的信號驅(qū)動IO。在套接字IO中，信號驅(qū)動IO模型主要是在UDP套接字上使用，在TCP套接字上幾乎是沒有什么使用的（在TCP上，由于TCP是雙工的，它的信號產(chǎn)生過于平凡，并且信號的出現(xiàn)幾乎沒有告訴我們發(fā)生了什么事情。因此對于TCP套接字，SIGIO信號是沒有什么使用的）。
使用信號驅(qū)動異步IO主要有下面幾個步驟：
為了讓套接字描述符可以工作于信號驅(qū)動I/O模式，應(yīng)用進(jìn)程必須完成如下三步設(shè)置：
1.注冊SIGIO信號處理程序。(安裝信號處理器)
2.使用fcntl的F_SETOWN命令，設(shè)置套接字所有者。
3.使用fcntl的F_SETFL命令，置O_ASYNC和O_NONBLOCK標(biāo)志，允許套接字信號驅(qū)動I/O。
注意，必須保證在設(shè)置套接字所有者之前，向系統(tǒng)注冊信號處理程序，否則就有可能在fcntl調(diào)用后，信號處理程序注冊前內(nèi)核向應(yīng)用交付SIGIO信號，導(dǎo)致應(yīng)用丟失此信號。
代碼片段如下：
struct sigaction sigio_action;
memset(&sigio_action, 0, sizeof(sigio_action));
sigio_action.sa_flags = 0;
sigio_action.sa_handler = do_sigio;//信號發(fā)生時的處理函數(shù)
sigaction(SIGIO, &sigio_action, NULL);
fcntl(listenfd1, F_SETOWN, getpid());
int flags;
flags = fcntl(listenfd1, F_GETFL, 0);
flags |= O_ASYNC | O_NONBLOCK;
fcntl(listenfd1, F_SETFL, flags);
對同步異步以及阻塞與非阻塞的理解：
阻塞同步是指一直等待結(jié)果
非阻塞同步是指立即返回錯誤的結(jié)果
