epoll源码实现分析[整理]
2015-08-30 11:10
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先简单回顾下如何使用C库封装的3个epoll相关的系统调用。更详细的用法参见http://www.cnblogs.com/apprentice89/archive/2013/05/06/3063039.html
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);
使用起来很清晰，首先要调用epoll_create建立一个epoll
fd。参数size是内核保证能够正确处理的最大文件描述符数目（现在内核使用红黑树组织epoll相关数据结构，不再使用这个参数）。
epoll_ctl可以操作上面建立的epoll
fd，例如，将刚建立的socket fd加入到epoll中让其监控，或者把
epoll正在监控的某个socket fd移出epoll，不再监控它等等。
epoll_wait在调用时，在给定的timeout时间内，当在监控的这些文件描述符中的某些文件描述符上有事件发生时，就返回用户态的进程。
epoll为什么高效（相比select）
l
仅从上面的调用方式就可以看出epoll比select/poll的一个优势：select/poll每次调用都要传递所要监控的所有fd给select/poll系统调用（这意味着每次调用都要将fd列表从用户态拷贝到内核态，当fd数目很多时，这会造成低效）。而每次调用epoll_wait时（作用相当于调用select/poll），不需要再传递fd列表给内核，因为已经在epoll_ctl中将需要监控的fd告诉了内核（epoll_ctl不需要每次都拷贝所有的fd，只需要进行增量式操作）。所以，在调用epoll_create之后，内核已经在内核态开始准备数据结构存放要监控的fd了。每次epoll_ctl只是对这个数据结构进行简单的维护。
l
此外，内核使用了slab机制，为epoll提供了快速的数据结构：
在内核里，一切皆文件。所以，epoll向内核注册了一个文件系统，用于存储上述的被监控的fd。当你调用epoll_create时，就会在这个虚拟的epoll文件系统里创建一个file结点。当然这个file不是普通文件，它只服务于epoll。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fd，这些fd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。
l
epoll的第三个优势在于：当我们调用epoll_ctl往里塞入百万个fd时，epoll_wait仍然可以飞快的返回，并有效的将发生事件的fd给我们用户。这是由于我们在调用epoll_create时，内核除了帮我们在epoll文件系统里建了个file结点，在内核cache里建了个红黑树用于存储以后epoll_ctl传来的fd外，还会再建立一个list链表，用于存储准备就绪的事件，当epoll_wait调用时，仅仅观察这个list链表里有没有数据即可。有数据就返回，没有数据就sleep，等到timeout时间到后即使链表没数据也返回。所以，epoll_wait非常高效。而且，通常情况下即使我们要监控百万计的fd，大多一次也只返回很少量的准备就绪fd而已，所以，epoll_wait仅需要从内核态copy少量的fd到用户态而已。那么，这个准备就绪list链表是怎么维护的呢？当我们执行epoll_ctl时，除了把fd放到epoll文件系统里file对象对应的红黑树上之外，还会给内核中断处理程序注册一个回调函数，告诉内核，如果这个fd的中断到了，就把它放到准备就绪list链表里。所以，当一个fd（例如socket）上有数据到了，内核在把设备（例如网卡）上的数据copy到内核中后就来把fd（socket）插入到准备就绪list链表里了。
如此，一颗红黑树，一张准备就绪fd链表，少量的内核cache，就帮我们解决了大并发下的fd（socket）处理问题。
1.执行epoll_create时，创建了红黑树和就绪list链表。
2.执行epoll_ctl时，如果增加fd（socket），则检查在红黑树中是否存在，存在立即返回，不存在则添加到红黑树上，然后向内核注册回调函数，用于当中断事件来临时向准备就绪list链表中插入数据。
3.执行epoll_wait时立刻返回准备就绪链表里的数据即可。
源码分析如下：
static int
__init eventpoll_init(void)
{
mutex_init(&pmutex);
ep_poll_safewake_init(&psw);
epi_cache = kmem_cache_create("eventpoll_epi",
sizeof(struct
epitem), 0, SLAB_HWCACHE_ALIGN|EPI_SLAB_DEBUG|SLAB_PANIC, NULL);
pwq_cache = kmem_cache_create("eventpoll_pwq",
sizeof(struct
eppoll_entry), 0, EPI_SLAB_DEBUG|SLAB_PANIC, NULL);
return 0;
}
epoll用kmem_cache_create（slab分配器）分配内存用来存放struct
epitem和struct
eppoll_entry。
当向系统中添加一个fd时，就创建一个epitem结构体，这是内核管理epoll的基本数据结构：
struct
epitem {
struct rb_node
rbn;
//用于主结构管理的红黑树
struct list_head
rdllink;
//事件就绪队列
struct epitem
*next;
//用于主结构体中的链表
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
struct list_head
pwqlist;
//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 eventpoll
*ep;
//该项属于哪个主结构体（多个epitm从属于一个eventpoll）
struct list_head
fllink;
//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 epoll_event
event;
//注册的感兴趣的事件,也就是用户空间的epoll_event
}
而每个epoll fd（epfd）对应的主要数据结构为：
struct eventpoll
{
spin_lock_t lock;
//对本数据结构的访问
struct mutex
mtx;
//防止使用时被删除
wait_queue_head_t wq;
//sys_epoll_wait()
使用的等待队列
wait_queue_head_t poll_wait; //file->poll()使用的等待队列
struct list_head
rdllist;
//事件满足条件的链表
struct rb_root
rbr;
//用于管理所有fd的红黑树（树根）
struct epitem
*ovflist;
//将事件到达的fd进行链接起来发送至用户空间
}
struct eventpoll在epoll_create时创建。
long sys_epoll_create(int
size) {
struct eventpoll *ep;
...
ep_alloc(&ep); //为ep分配内存并进行初始化
/*
调用anon_inode_getfd
新建一个file instance，
也就是epoll可以看成一个文件（匿名文件）。
因此我们可以看到epoll_create会返回一个fd。
epoll所管理的所有的fd都是放在一个大的结构eventpoll(红黑树)中，
将主结构体struct
eventpoll *ep放入file->private项中进行保存（sys_epoll_ctl会取用）*/
fd = anon_inode_getfd("[eventpoll]",
&eventpoll_fops, ep, O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC));
return
fd;
}
其中，ep_alloc(struct
eventpoll **pep)为pep分配内存，并初始化。
其中，上面注册的操作eventpoll_fops定义如下：
static const struct
file_operations eventpoll_fops = {
.release= ep_eventpoll_release,
.poll = ep_eventpoll_poll,
};
这样说来，内核中维护了一棵红黑树，大致的结构如下：
接着是epoll_ctl函数（省略了出错检查等代码）：
asmlinkage
long sys_epoll_ctl(int
epfd,int op,int
fd,struct epoll_event __user *event) {
int error;
struct file *file,*tfile;
struct eventpoll *ep;
struct epoll_event epds;
error = -FAULT;
//判断参数的合法性，将
__user *event 复制给
epds。
if(ep_op_has_event(op) && copy_from_user(&epds,event,sizeof(struct
epoll_event)))
goto error_return;
//省略跳转到的代码
file = fget (epfd); // epoll fd
对应的文件对象
tfile = fget(fd);
// fd 对应的文件对象
//在create时存入进去的（anon_inode_getfd），现在取用。
ep = file->private->data;
mutex_lock(&ep->mtx);
//防止重复添加（在ep的红黑树中查找是否已经存在这个fd）
epi = epi_find(ep,tfile,fd);
switch(op)
{
...
case EPOLL_CTL_ADD:
//增加监听一个fd
if(!epi)
{
epds.events |= EPOLLERR | POLLHUP;
//默认包含POLLERR和POLLHUP事件
error = ep_insert(ep,&epds,tfile,fd);
//在ep的红黑树中插入这个fd对应的epitm结构体。
} else
//重复添加（在ep的红黑树中查找已经存在这个fd）。
error = -EEXIST;
break;
...
}
return error;
}
ep_insert的实现如下：
static int
ep_insert(struct eventpoll *ep, struct
epoll_event *event, struct file *tfile,
int fd)
{
int error ,revents,pwake = 0;
unsigned long
flags ;
struct epitem *epi;
/*
struct ep_queue{
poll_table pt;
struct epitem *epi;
}
*/
struct ep_pqueue epq;
//分配一个epitem结构体来保存每个加入的fd
if(!(epi = kmem_cache_alloc(epi_cache,GFP_KERNEL)))
goto error_return;
//初始化该结构体
ep_rb_initnode(&epi->rbn);
INIT_LIST_HEAD(&epi->rdllink);
INIT_LIST_HEAD(&epi->fllink);
INIT_LIST_HEAD(&epi->pwqlist);
epi->ep = ep;
ep_set_ffd(&epi->ffd,tfile,fd);
epi->event = *event;
epi->nwait = 0;
epi->next = EP_UNACTIVE_PTR;
epq.epi = epi;
//安装poll回调函数
init_poll_funcptr(&epq.pt,
ep_ptable_queue_proc );
/*
调用poll函数来获取当前事件位，其实是利用它来调用注册函数ep_ptable_queue_proc（poll_wait中调用）。
如果fd是套接字，f_op为socket_file_ops，poll函数是
sock_poll()。如果是TCP套接字的话，进而会调用
到tcp_poll()函数。此处调用poll函数查看当前
文件描述符的状态，存储在revents中。
在poll的处理函数(tcp_poll())中，会调用sock_poll_wait()，
在sock_poll_wait()中会调用到epq.pt.qproc指向的函数，
也就是ep_ptable_queue_proc()。
*/
revents = tfile->f_op->poll(tfile,
&epq.pt);
spin_lock(&tfile->f_ep_lock);
list_add_tail(&epi->fllink,&tfile->f_ep_lilnks);
spin_unlock(&tfile->f_ep_lock);
ep_rbtree_insert(ep,epi); //将该epi插入到ep的红黑树中
spin_lock_irqsave(&ep->lock,flags);
//
revents & event->events：刚才fop->poll的返回值中标识的事件有用户event关心的事件发生。
// !ep_is_linked(&epi->rdllink)：epi的ready队列中有数据。ep_is_linked用于判断队列是否为空。
/*
如果要监视的文件状态已经就绪并且还没有加入到就绪队列中,则将当前的
epitem加入到就绪队列中.如果有进程正在等待该文件的状态就绪,则
唤醒一个等待的进程。
*/
if((revents
& event->events) && !ep_is_linked(&epi->rdllink))
{
list_add_tail(&epi->rdllink,&ep->rdllist);
//将当前epi插入到ep->ready队列中。
/*
如果有进程正在等待文件的状态就绪，
也就是调用epoll_wait睡眠的进程正在等待，
则唤醒一个等待进程。
waitqueue_active(q)
等待队列q中有等待的进程返回1，否则返回0。
*/
if(waitqueue_active(&ep->wq))
__wake_up_locked(&ep->wq,TAKS_UNINTERRUPTIBLE
| TASK_INTERRUPTIBLE);
/*
如果有进程等待eventpoll文件本身（???）的事件就绪，
则增加临时变量pwake的值，pwake的值不为0时，
在释放lock后，会唤醒等待进程。
*/
if(waitqueue_active(&ep->poll_wait))
pwake++;
}
spin_unlock_irqrestore(&ep->lock,flags);
if(pwake)
ep_poll_safewake(&psw,&ep->poll_wait);//唤醒等待eventpoll文件状态就绪的进程
return 0;
}
init_poll_funcptr(&epq.pt,
ep_ptable_queue_proc);
revents = tfile->f_op->poll(tfile,
&epq.pt);
这两个函数将ep_ptable_queue_proc注册到epq.pt中的qproc。
typedef struct poll_table_struct
{
poll_queue_proc
qproc;
unsigned long
key;
}poll_table;
执行f_op->poll(tfile,
&epq.pt)时，XXX_poll(tfile,
&epq.pt)函数会执行poll_wait()，poll_wait()会调用epq.pt.qproc函数，即ep_ptable_queue_proc。
ep_ptable_queue_proc函数如下：
/*
在文件操作中的poll函数中调用，将epoll的回调函数加入到目标文件的唤醒队列中。
如果监视的文件是套接字，参数whead则是sock结构的sk_sleep成员的地址。
*/
static void
ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t
*whead, poll_table *pt) {
/*
struct ep_queue{
poll_table pt;
struct epitem *epi;
} */
struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt);
//pt获取struct ep_queue的epi字段。
struct eppoll_entry *pwq;
if (epi->nwait
>= 0 && (pwq = kmem_cache_alloc(pwq_cache, GFP_KERNEL))) {
init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait,
ep_poll_callback);
pwq->whead = whead;
pwq->base = epi;
add_wait_queue(whead, &pwq->wait);
list_add_tail(&pwq->llink, &epi->pwqlist);
epi->nwait++;
} else {
/* We have to signal that an error occurred */
/*
* 如果分配内存失败，则将nwait置为-1，表示
* 发生错误，即内存分配失败，或者已发生错误
*/
epi->nwait = -1;
}
}
其中struct
eppoll_entry定义如下：
struct eppoll_entry
{
struct list_head
llink;
struct epitem *base;
wait_queue_t wait;
wait_queue_head_t *whead;
};
ep_ptable_queue_proc
函数完成
epitem 加入到特定文件的wait队列任务。
ep_ptable_queue_proc有三个参数：
struct
file *file;
该fd对应的文件对象
wait_queue_head_t *whead;
该fd对应的设备等待队列（同select中的mydev->wait_address）
poll_table *pt;
f_op->poll(tfile,
&epq.pt)中的epq.pt
在ep_ptable_queue_proc函数中，引入了另外一个非常重要的数据结构eppoll_entry。eppoll_entry主要完成epitem和epitem事件发生时的callback（ep_poll_callback）函数之间的关联。首先将eppoll_entry的whead指向fd的设备等待队列（同select中的wait_address），然后初始化eppoll_entry的base变量指向epitem，最后通过add_wait_queue将epoll_entry挂载到fd的设备等待队列上。完成这个动作后，epoll_entry已经被挂载到fd的设备等待队列。
由于ep_ptable_queue_proc函数设置了等待队列的ep_poll_callback回调函数。所以在设备硬件数据到来时，硬件中断处理函数中会唤醒该等待队列上等待的进程时，会调用唤醒函数ep_poll_callback（参见博文/article/5350639.html）。
static int
ep_poll_callback(wait_queue_t *wait, unsigned mode,
int sync,
void *key) {
int pwake = 0;
unsigned long
flags;
struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait);
struct eventpoll *ep = epi->ep;
spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
//判断注册的感兴趣事件
//#define EP_PRIVATE_BITS
(EPOLLONESHOT | EPOLLET)
//有非EPOLLONESHONT或EPOLLET事件
if (!(epi->event.events
& ~EP_PRIVATE_BITS))
goto out_unlock;
if (unlikely(ep->ovflist
!= EP_UNACTIVE_PTR)) {
if (epi->next
== EP_UNACTIVE_PTR) {
epi->next = ep->ovflist;
ep->ovflist = epi;
}
goto out_unlock;
}
if (ep_is_linked(&epi->rdllink))
goto is_linked;
//***关键***，将该fd加入到epoll监听的就绪链表中
list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
//唤醒调用epoll_wait()函数时睡眠的进程。用户层epoll_wait(...)
超时前返回。
if
(waitqueue_active(&ep->wq))
__wake_up_locked(&ep->wq,
TASK_UNINTERRUPTIBLE | TASK_INTERRUPTIBLE);
if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
pwake++;
out_unlock: spin_unlock_irqrestore(&ep->lock,
flags);
if
(pwake)
ep_poll_safewake(&psw, &ep->poll_wait);
return 1;
}
所以ep_poll_callback函数主要的功能是将被监视文件的等待事件就绪时，将文件对应的epitem实例添加到就绪队列中，当用户调用epoll_wait()时，内核会将就绪队列中的事件报告给用户。
epoll_wait实现如下：
SYSCALL_DEFINE4(epoll_wait,
int, epfd,
struct epoll_event __user *, events,
int, maxevents,
int, timeout) {
int error;
struct file *file;
struct eventpoll *ep;
/*
检查maxevents参数。
*/
if (maxevents <= 0 || maxevents > EP_MAX_EVENTS)
return -EINVAL;
/*
检查用户空间传入的events指向的内存是否可写。参见__range_not_ok()。
*/
if (!access_ok(VERIFY_WRITE, events, maxevents *
sizeof(struct
epoll_event))) {
error = -EFAULT;
goto error_return;
}
/*
获取epfd对应的eventpoll文件的file实例，file结构是在epoll_create中创建。
*/
error = -EBADF;
file = fget(epfd);
if (!file)
goto error_return;
/*
通过检查epfd对应的文件操作是不是eventpoll_fops
来判断epfd是否是一个eventpoll文件。如果不是则返回EINVAL错误。
*/
error = -EINVAL;
if (!is_file_epoll(file))
goto error_fput;
/* At this point it is safe to assume that the "private_data" contains
*/
ep = file->private_data;
/* Time to fish for events ... */
error = ep_poll(ep, events, maxevents, timeout);
error_fput:
fput(file);
error_return:
return error;
}
epoll_wait调用ep_poll，ep_poll实现如下：
static int
ep_poll(struct eventpoll *ep,
struct epoll_event __user *events,
int maxevents,
long timeout)
{
int
res, eavail;
unsigned long
flags;
long jtimeout;
wait_queue_t wait;
/* timeout是以毫秒为单位，这里是要转换为jiffies时间。这里加上999(即1000-1)，是为了向上取整。
*/
jtimeout = (timeout < 0 || timeout >= EP_MAX_MSTIMEO) ?MAX_SCHEDULE_TIMEOUT : (timeout * HZ + 999) / 1000;
retry:
spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
res = 0;
if (list_empty(&ep->rdllist))
{
/*
没有事件，所以需要睡眠。当有事件到来时，睡眠会被ep_poll_callback函数唤醒。*/
init_waitqueue_entry(&wait, current); //将current进程放在wait这个等待队列中。
wait.flags |= WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
/*
将当前进程加入到eventpoll的等待队列中，等待文件状态就绪或直到超时，或被信号中断。
*/
__add_wait_queue(&ep->wq,
&wait);
for
(;;) {
/*
执行ep_poll_callback()唤醒时应当需要将当前进程唤醒，所以当前进程状态应该为“可唤醒”TASK_INTERRUPTIBLE
*/
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
/*
如果就绪队列不为空，也就是说已经有文件的状态就绪或者超时，则退出循环。*/
if (!list_empty(&ep->rdllist)
|| !jtimeout)
break;
/*
如果当前进程接收到信号，则退出循环，返回EINTR错误
*/
if (signal_pending(current)) {
res = -EINTR;
break;
}
spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
/*
主动让出处理器，等待ep_poll_callback()将当前进程唤醒或者超时,返回值是剩余的时间。
从这里开始当前进程会进入睡眠状态，直到某些文件的状态就绪或者超时。
当文件状态就绪时，eventpoll的回调函数ep_poll_callback()会唤醒在ep->wq指向的等待队列中的进程。*/
jtimeout = schedule_timeout(jtimeout);
spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
}
__remove_wait_queue(&ep->wq, &wait);
set_current_state(TASK_RUNNING);
}
/* ep->ovflist链表存储的向用户传递事件时暂存就绪的文件。
* 所以不管是就绪队列ep->rdllist不为空，或者ep->ovflist不等于
* EP_UNACTIVE_PTR，都有可能现在已经有文件的状态就绪。
* ep->ovflist不等于EP_UNACTIVE_PTR有两种情况，一种是NULL，此时
* 可能正在向用户传递事件，不一定就有文件状态就绪，
* 一种情况时不为NULL，此时可以肯定有文件状态就绪，
* 参见ep_send_events()。
*/
eavail = !list_empty(&ep->rdllist)
|| ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR;
spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
/* Try to transfer events to user space. In case we get 0 events and
there's still timeout left over, we go trying again in search of more luck. */
/*
如果没有被信号中断，并且有事件就绪，但是没有获取到事件(有可能被其他进程获取到了)，并且没有超时，则跳转到retry标签处，重新等待文件状态就绪。
*/
if (!res && eavail && !(res =
ep_send_events(ep, events, maxevents)) && jtimeout)
goto retry;
/*
返回获取到的事件的个数或者错误码
*/
return res;
}
ep_send_events函数向用户空间发送就绪事件。
ep_send_events()函数将用户传入的内存简单封装到ep_send_events_data结构中，然后调用ep_scan_ready_list()
将就绪队列中的事件传入用户空间的内存。
用户空间访问这个结果，进行处理。
主要参考：
http://blog.chinaunix.net/uid-20687780-id-2105154.html
http://blog.chinaunix.net/uid-20687780-id-2105157.html
http://blog.chinaunix.net/uid-20687780-id-2105159.html
/article/5377100.html
http://blog.csdn.net/moonvs2010/article/details/8506890
本博文来自：/article/5350645.html
epoll用法回顾
先简单回顾下如何使用C库封装的3个epoll相关的系统调用。更详细的用法参见http://www.cnblogs.com/apprentice89/archive/2013/05/06/3063039.htmlint
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);
使用起来很清晰，首先要调用epoll_create建立一个epoll
fd。参数size是内核保证能够正确处理的最大文件描述符数目（现在内核使用红黑树组织epoll相关数据结构，不再使用这个参数）。
epoll_ctl可以操作上面建立的epoll
fd，例如，将刚建立的socket fd加入到epoll中让其监控，或者把
epoll正在监控的某个socket fd移出epoll，不再监控它等等。
epoll_wait在调用时，在给定的timeout时间内，当在监控的这些文件描述符中的某些文件描述符上有事件发生时，就返回用户态的进程。
epoll为什么高效（相比select）
l
仅从上面的调用方式就可以看出epoll比select/poll的一个优势：select/poll每次调用都要传递所要监控的所有fd给select/poll系统调用（这意味着每次调用都要将fd列表从用户态拷贝到内核态，当fd数目很多时，这会造成低效）。而每次调用epoll_wait时（作用相当于调用select/poll），不需要再传递fd列表给内核，因为已经在epoll_ctl中将需要监控的fd告诉了内核（epoll_ctl不需要每次都拷贝所有的fd，只需要进行增量式操作）。所以，在调用epoll_create之后，内核已经在内核态开始准备数据结构存放要监控的fd了。每次epoll_ctl只是对这个数据结构进行简单的维护。
l
此外，内核使用了slab机制，为epoll提供了快速的数据结构：
在内核里，一切皆文件。所以，epoll向内核注册了一个文件系统，用于存储上述的被监控的fd。当你调用epoll_create时，就会在这个虚拟的epoll文件系统里创建一个file结点。当然这个file不是普通文件，它只服务于epoll。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fd，这些fd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。
l
epoll的第三个优势在于：当我们调用epoll_ctl往里塞入百万个fd时，epoll_wait仍然可以飞快的返回，并有效的将发生事件的fd给我们用户。这是由于我们在调用epoll_create时，内核除了帮我们在epoll文件系统里建了个file结点，在内核cache里建了个红黑树用于存储以后epoll_ctl传来的fd外，还会再建立一个list链表，用于存储准备就绪的事件，当epoll_wait调用时，仅仅观察这个list链表里有没有数据即可。有数据就返回，没有数据就sleep，等到timeout时间到后即使链表没数据也返回。所以，epoll_wait非常高效。而且，通常情况下即使我们要监控百万计的fd，大多一次也只返回很少量的准备就绪fd而已，所以，epoll_wait仅需要从内核态copy少量的fd到用户态而已。那么，这个准备就绪list链表是怎么维护的呢？当我们执行epoll_ctl时，除了把fd放到epoll文件系统里file对象对应的红黑树上之外，还会给内核中断处理程序注册一个回调函数，告诉内核，如果这个fd的中断到了，就把它放到准备就绪list链表里。所以，当一个fd（例如socket）上有数据到了，内核在把设备（例如网卡）上的数据copy到内核中后就来把fd（socket）插入到准备就绪list链表里了。
如此，一颗红黑树，一张准备就绪fd链表，少量的内核cache，就帮我们解决了大并发下的fd（socket）处理问题。
1.执行epoll_create时，创建了红黑树和就绪list链表。
2.执行epoll_ctl时，如果增加fd（socket），则检查在红黑树中是否存在，存在立即返回，不存在则添加到红黑树上，然后向内核注册回调函数，用于当中断事件来临时向准备就绪list链表中插入数据。
3.执行epoll_wait时立刻返回准备就绪链表里的数据即可。
源码分析如下：
static int
__init eventpoll_init(void)
{
mutex_init(&pmutex);
ep_poll_safewake_init(&psw);
epi_cache = kmem_cache_create("eventpoll_epi",
sizeof(struct
epitem), 0, SLAB_HWCACHE_ALIGN|EPI_SLAB_DEBUG|SLAB_PANIC, NULL);
pwq_cache = kmem_cache_create("eventpoll_pwq",
sizeof(struct
eppoll_entry), 0, EPI_SLAB_DEBUG|SLAB_PANIC, NULL);
return 0;
}
epoll用kmem_cache_create（slab分配器）分配内存用来存放struct
epitem和struct
eppoll_entry。
当向系统中添加一个fd时，就创建一个epitem结构体，这是内核管理epoll的基本数据结构：
struct
epitem {
struct rb_node
rbn;
//用于主结构管理的红黑树
struct list_head
rdllink;
//事件就绪队列
struct epitem
*next;
//用于主结构体中的链表
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
struct list_head
pwqlist;
//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 eventpoll
*ep;
//该项属于哪个主结构体（多个epitm从属于一个eventpoll）
struct list_head
fllink;
//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 epoll_event
event;
//注册的感兴趣的事件,也就是用户空间的epoll_event
}
而每个epoll fd（epfd）对应的主要数据结构为：
struct eventpoll
{
spin_lock_t lock;
//对本数据结构的访问
struct mutex
mtx;
//防止使用时被删除
wait_queue_head_t wq;
//sys_epoll_wait()
使用的等待队列
wait_queue_head_t poll_wait; //file->poll()使用的等待队列
struct list_head
rdllist;
//事件满足条件的链表
struct rb_root
rbr;
//用于管理所有fd的红黑树（树根）
struct epitem
*ovflist;
//将事件到达的fd进行链接起来发送至用户空间
}
struct eventpoll在epoll_create时创建。
long sys_epoll_create(int
size) {
struct eventpoll *ep;
...
ep_alloc(&ep); //为ep分配内存并进行初始化
/*
调用anon_inode_getfd
新建一个file instance，
也就是epoll可以看成一个文件（匿名文件）。
因此我们可以看到epoll_create会返回一个fd。
epoll所管理的所有的fd都是放在一个大的结构eventpoll(红黑树)中，
将主结构体struct
eventpoll *ep放入file->private项中进行保存（sys_epoll_ctl会取用）*/
fd = anon_inode_getfd("[eventpoll]",
&eventpoll_fops, ep, O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC));
return
fd;
}
其中，ep_alloc(struct
eventpoll **pep)为pep分配内存，并初始化。
其中，上面注册的操作eventpoll_fops定义如下：
static const struct
file_operations eventpoll_fops = {
.release= ep_eventpoll_release,
.poll = ep_eventpoll_poll,
};
这样说来，内核中维护了一棵红黑树，大致的结构如下：
接着是epoll_ctl函数（省略了出错检查等代码）：
asmlinkage
long sys_epoll_ctl(int
epfd,int op,int
fd,struct epoll_event __user *event) {
int error;
struct file *file,*tfile;
struct eventpoll *ep;
struct epoll_event epds;
error = -FAULT;
//判断参数的合法性，将
__user *event 复制给
epds。
if(ep_op_has_event(op) && copy_from_user(&epds,event,sizeof(struct
epoll_event)))
goto error_return;
//省略跳转到的代码
file = fget (epfd); // epoll fd
对应的文件对象
tfile = fget(fd);
// fd 对应的文件对象
//在create时存入进去的（anon_inode_getfd），现在取用。
ep = file->private->data;
mutex_lock(&ep->mtx);
//防止重复添加（在ep的红黑树中查找是否已经存在这个fd）
epi = epi_find(ep,tfile,fd);
switch(op)
{
...
case EPOLL_CTL_ADD:
//增加监听一个fd
if(!epi)
{
epds.events |= EPOLLERR | POLLHUP;
//默认包含POLLERR和POLLHUP事件
error = ep_insert(ep,&epds,tfile,fd);
//在ep的红黑树中插入这个fd对应的epitm结构体。
} else
//重复添加（在ep的红黑树中查找已经存在这个fd）。
error = -EEXIST;
break;
...
}
return error;
}
ep_insert的实现如下：
static int
ep_insert(struct eventpoll *ep, struct
epoll_event *event, struct file *tfile,
int fd)
{
int error ,revents,pwake = 0;
unsigned long
flags ;
struct epitem *epi;
/*
struct ep_queue{
poll_table pt;
struct epitem *epi;
}
*/
struct ep_pqueue epq;
//分配一个epitem结构体来保存每个加入的fd
if(!(epi = kmem_cache_alloc(epi_cache,GFP_KERNEL)))
goto error_return;
//初始化该结构体
ep_rb_initnode(&epi->rbn);
INIT_LIST_HEAD(&epi->rdllink);
INIT_LIST_HEAD(&epi->fllink);
INIT_LIST_HEAD(&epi->pwqlist);
epi->ep = ep;
ep_set_ffd(&epi->ffd,tfile,fd);
epi->event = *event;
epi->nwait = 0;
epi->next = EP_UNACTIVE_PTR;
epq.epi = epi;
//安装poll回调函数
init_poll_funcptr(&epq.pt,
ep_ptable_queue_proc );
/*
调用poll函数来获取当前事件位，其实是利用它来调用注册函数ep_ptable_queue_proc（poll_wait中调用）。
如果fd是套接字，f_op为socket_file_ops，poll函数是
sock_poll()。如果是TCP套接字的话，进而会调用
到tcp_poll()函数。此处调用poll函数查看当前
文件描述符的状态，存储在revents中。
在poll的处理函数(tcp_poll())中，会调用sock_poll_wait()，
在sock_poll_wait()中会调用到epq.pt.qproc指向的函数，
也就是ep_ptable_queue_proc()。
*/
revents = tfile->f_op->poll(tfile,
&epq.pt);
spin_lock(&tfile->f_ep_lock);
list_add_tail(&epi->fllink,&tfile->f_ep_lilnks);
spin_unlock(&tfile->f_ep_lock);
ep_rbtree_insert(ep,epi); //将该epi插入到ep的红黑树中
spin_lock_irqsave(&ep->lock,flags);
//
revents & event->events：刚才fop->poll的返回值中标识的事件有用户event关心的事件发生。
// !ep_is_linked(&epi->rdllink)：epi的ready队列中有数据。ep_is_linked用于判断队列是否为空。
/*
如果要监视的文件状态已经就绪并且还没有加入到就绪队列中,则将当前的
epitem加入到就绪队列中.如果有进程正在等待该文件的状态就绪,则
唤醒一个等待的进程。
*/
if((revents
& event->events) && !ep_is_linked(&epi->rdllink))
{
list_add_tail(&epi->rdllink,&ep->rdllist);
//将当前epi插入到ep->ready队列中。
/*
如果有进程正在等待文件的状态就绪，
也就是调用epoll_wait睡眠的进程正在等待，
则唤醒一个等待进程。
waitqueue_active(q)
等待队列q中有等待的进程返回1，否则返回0。
*/
if(waitqueue_active(&ep->wq))
__wake_up_locked(&ep->wq,TAKS_UNINTERRUPTIBLE
| TASK_INTERRUPTIBLE);
/*
如果有进程等待eventpoll文件本身（???）的事件就绪，
则增加临时变量pwake的值，pwake的值不为0时，
在释放lock后，会唤醒等待进程。
*/
if(waitqueue_active(&ep->poll_wait))
pwake++;
}
spin_unlock_irqrestore(&ep->lock,flags);
if(pwake)
ep_poll_safewake(&psw,&ep->poll_wait);//唤醒等待eventpoll文件状态就绪的进程
return 0;
}
init_poll_funcptr(&epq.pt,
ep_ptable_queue_proc);
revents = tfile->f_op->poll(tfile,
&epq.pt);
这两个函数将ep_ptable_queue_proc注册到epq.pt中的qproc。
typedef struct poll_table_struct
{
poll_queue_proc
qproc;
unsigned long
key;
}poll_table;
执行f_op->poll(tfile,
&epq.pt)时，XXX_poll(tfile,
&epq.pt)函数会执行poll_wait()，poll_wait()会调用epq.pt.qproc函数，即ep_ptable_queue_proc。
ep_ptable_queue_proc函数如下：
/*
在文件操作中的poll函数中调用，将epoll的回调函数加入到目标文件的唤醒队列中。
如果监视的文件是套接字，参数whead则是sock结构的sk_sleep成员的地址。
*/
static void
ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t
*whead, poll_table *pt) {
/*
struct ep_queue{
poll_table pt;
struct epitem *epi;
} */
struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt);
//pt获取struct ep_queue的epi字段。
struct eppoll_entry *pwq;
if (epi->nwait
>= 0 && (pwq = kmem_cache_alloc(pwq_cache, GFP_KERNEL))) {
init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait,
ep_poll_callback);
pwq->whead = whead;
pwq->base = epi;
add_wait_queue(whead, &pwq->wait);
list_add_tail(&pwq->llink, &epi->pwqlist);
epi->nwait++;
} else {
/* We have to signal that an error occurred */
/*
* 如果分配内存失败，则将nwait置为-1，表示
* 发生错误，即内存分配失败，或者已发生错误
*/
epi->nwait = -1;
}
}
其中struct
eppoll_entry定义如下：
struct eppoll_entry
{
struct list_head
llink;
struct epitem *base;
wait_queue_t wait;
wait_queue_head_t *whead;
};
ep_ptable_queue_proc
函数完成
epitem 加入到特定文件的wait队列任务。
ep_ptable_queue_proc有三个参数：
struct
file *file;
该fd对应的文件对象
wait_queue_head_t *whead;
该fd对应的设备等待队列（同select中的mydev->wait_address）
poll_table *pt;
f_op->poll(tfile,
&epq.pt)中的epq.pt
在ep_ptable_queue_proc函数中，引入了另外一个非常重要的数据结构eppoll_entry。eppoll_entry主要完成epitem和epitem事件发生时的callback（ep_poll_callback）函数之间的关联。首先将eppoll_entry的whead指向fd的设备等待队列（同select中的wait_address），然后初始化eppoll_entry的base变量指向epitem，最后通过add_wait_queue将epoll_entry挂载到fd的设备等待队列上。完成这个动作后，epoll_entry已经被挂载到fd的设备等待队列。
由于ep_ptable_queue_proc函数设置了等待队列的ep_poll_callback回调函数。所以在设备硬件数据到来时，硬件中断处理函数中会唤醒该等待队列上等待的进程时，会调用唤醒函数ep_poll_callback（参见博文/article/5350639.html）。
static int
ep_poll_callback(wait_queue_t *wait, unsigned mode,
int sync,
void *key) {
int pwake = 0;
unsigned long
flags;
struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait);
struct eventpoll *ep = epi->ep;
spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
//判断注册的感兴趣事件
//#define EP_PRIVATE_BITS
(EPOLLONESHOT | EPOLLET)
//有非EPOLLONESHONT或EPOLLET事件
if (!(epi->event.events
& ~EP_PRIVATE_BITS))
goto out_unlock;
if (unlikely(ep->ovflist
!= EP_UNACTIVE_PTR)) {
if (epi->next
== EP_UNACTIVE_PTR) {
epi->next = ep->ovflist;
ep->ovflist = epi;
}
goto out_unlock;
}
if (ep_is_linked(&epi->rdllink))
goto is_linked;
//***关键***，将该fd加入到epoll监听的就绪链表中
list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
//唤醒调用epoll_wait()函数时睡眠的进程。用户层epoll_wait(...)
超时前返回。
if
(waitqueue_active(&ep->wq))
__wake_up_locked(&ep->wq,
TASK_UNINTERRUPTIBLE | TASK_INTERRUPTIBLE);
if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
pwake++;
out_unlock: spin_unlock_irqrestore(&ep->lock,
flags);
if
(pwake)
ep_poll_safewake(&psw, &ep->poll_wait);
return 1;
}
所以ep_poll_callback函数主要的功能是将被监视文件的等待事件就绪时，将文件对应的epitem实例添加到就绪队列中，当用户调用epoll_wait()时，内核会将就绪队列中的事件报告给用户。
epoll_wait实现如下：
SYSCALL_DEFINE4(epoll_wait,
int, epfd,
struct epoll_event __user *, events,
int, maxevents,
int, timeout) {
int error;
struct file *file;
struct eventpoll *ep;
/*
检查maxevents参数。
*/
if (maxevents <= 0 || maxevents > EP_MAX_EVENTS)
return -EINVAL;
/*
检查用户空间传入的events指向的内存是否可写。参见__range_not_ok()。
*/
if (!access_ok(VERIFY_WRITE, events, maxevents *
sizeof(struct
epoll_event))) {
error = -EFAULT;
goto error_return;
}
/*
获取epfd对应的eventpoll文件的file实例，file结构是在epoll_create中创建。
*/
error = -EBADF;
file = fget(epfd);
if (!file)
goto error_return;
/*
通过检查epfd对应的文件操作是不是eventpoll_fops
来判断epfd是否是一个eventpoll文件。如果不是则返回EINVAL错误。
*/
error = -EINVAL;
if (!is_file_epoll(file))
goto error_fput;
/* At this point it is safe to assume that the "private_data" contains
*/
ep = file->private_data;
/* Time to fish for events ... */
error = ep_poll(ep, events, maxevents, timeout);
error_fput:
fput(file);
error_return:
return error;
}
epoll_wait调用ep_poll，ep_poll实现如下：
static int
ep_poll(struct eventpoll *ep,
struct epoll_event __user *events,
int maxevents,
long timeout)
{
int
res, eavail;
unsigned long
flags;
long jtimeout;
wait_queue_t wait;
/* timeout是以毫秒为单位，这里是要转换为jiffies时间。这里加上999(即1000-1)，是为了向上取整。
*/
jtimeout = (timeout < 0 || timeout >= EP_MAX_MSTIMEO) ?MAX_SCHEDULE_TIMEOUT : (timeout * HZ + 999) / 1000;
retry:
spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
res = 0;
if (list_empty(&ep->rdllist))
{
/*
没有事件，所以需要睡眠。当有事件到来时，睡眠会被ep_poll_callback函数唤醒。*/
init_waitqueue_entry(&wait, current); //将current进程放在wait这个等待队列中。
wait.flags |= WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
/*
将当前进程加入到eventpoll的等待队列中，等待文件状态就绪或直到超时，或被信号中断。
*/
__add_wait_queue(&ep->wq,
&wait);
for
(;;) {
/*
执行ep_poll_callback()唤醒时应当需要将当前进程唤醒，所以当前进程状态应该为“可唤醒”TASK_INTERRUPTIBLE
*/
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
/*
如果就绪队列不为空，也就是说已经有文件的状态就绪或者超时，则退出循环。*/
if (!list_empty(&ep->rdllist)
|| !jtimeout)
break;
/*
如果当前进程接收到信号，则退出循环，返回EINTR错误
*/
if (signal_pending(current)) {
res = -EINTR;
break;
}
spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
/*
主动让出处理器，等待ep_poll_callback()将当前进程唤醒或者超时,返回值是剩余的时间。
从这里开始当前进程会进入睡眠状态，直到某些文件的状态就绪或者超时。
当文件状态就绪时，eventpoll的回调函数ep_poll_callback()会唤醒在ep->wq指向的等待队列中的进程。*/
jtimeout = schedule_timeout(jtimeout);
spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
}
__remove_wait_queue(&ep->wq, &wait);
set_current_state(TASK_RUNNING);
}
/* ep->ovflist链表存储的向用户传递事件时暂存就绪的文件。
* 所以不管是就绪队列ep->rdllist不为空，或者ep->ovflist不等于
* EP_UNACTIVE_PTR，都有可能现在已经有文件的状态就绪。
* ep->ovflist不等于EP_UNACTIVE_PTR有两种情况，一种是NULL，此时
* 可能正在向用户传递事件，不一定就有文件状态就绪，
* 一种情况时不为NULL，此时可以肯定有文件状态就绪，
* 参见ep_send_events()。
*/
eavail = !list_empty(&ep->rdllist)
|| ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR;
spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
/* Try to transfer events to user space. In case we get 0 events and
there's still timeout left over, we go trying again in search of more luck. */
/*
如果没有被信号中断，并且有事件就绪，但是没有获取到事件(有可能被其他进程获取到了)，并且没有超时，则跳转到retry标签处，重新等待文件状态就绪。
*/
if (!res && eavail && !(res =
ep_send_events(ep, events, maxevents)) && jtimeout)
goto retry;
/*
返回获取到的事件的个数或者错误码
*/
return res;
}
ep_send_events函数向用户空间发送就绪事件。
ep_send_events()函数将用户传入的内存简单封装到ep_send_events_data结构中，然后调用ep_scan_ready_list()
将就绪队列中的事件传入用户空间的内存。
用户空间访问这个结果，进行处理。
主要参考：
http://blog.chinaunix.net/uid-20687780-id-2105154.html
http://blog.chinaunix.net/uid-20687780-id-2105157.html
http://blog.chinaunix.net/uid-20687780-id-2105159.html
/article/5377100.html
http://blog.csdn.net/moonvs2010/article/details/8506890
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