select，poll，epoll实现分析—结合内核源代码

http://blog.csdn.net/vividonly/article/details/7539342

select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。所谓I/O多路复用机制，就是说通过一种机制，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。关于阻塞，非阻塞，同步，异步将在下一篇文章详细说明。

select和poll的实现比较相似，目前也有很多为人诟病的缺点，epoll可以说是select和poll的增强版。

一、select实现

1、使用copy_from_user从用户空间拷贝fd_set到内核空间

    2、注册回调函数__pollwait

    3、遍历所有fd，调用其对应的poll方法（对于socket，这个poll方法是sock_poll，sock_poll根据情况会调用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll）
    4、以tcp_poll为例，其核心实现就是__pollwait，也就是上面注册的回调函数。
    5、__pollwait的主要工作就是把current（当前进程）挂到设备的等待队列中，不同的设备有不同的等待队列，对于tcp_poll来说，其等待队列是sk->sk_sleep（注意把进程挂到等待队列中并不代表进程已经睡眠了）。在设备收到一条消息（网络设备）或填写完文件数据（磁盘设备）后，会唤醒设备等待队列上睡眠的进程，这时current便被唤醒了。
    6、poll方法返回时会返回一个描述读写操作是否就绪的mask掩码，根据这个mask掩码给fd_set赋值。
    7、如果遍历完所有的fd，还没有返回一个可读写的mask掩码，则会调用schedule_timeout是调用select的进程（也就是current）进入睡眠。当设备驱动发生自身资源可读写后，会唤醒其等待队列上睡眠的进程。如果超过一定的超时时间（schedule_timeout指定），还是没人唤醒，则调用select的进程会重新被唤醒获得CPU，进而重新遍历fd，判断有没有就绪的fd。
    8、把fd_set从内核空间拷贝到用户空间。
    总结：
    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
    select源码分析推荐看http://zhangyafeikimi.iteye.com/blog/248815
    二、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。其他的都差不多。
    三、epoll实现
    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）。
    说明一下这个回调机制的原理，其实很简单，看一下select和epoll在把current加入fd对应的设备等待队列时使用的代码：
    select:

[cpp]
view plain
copy

static void __pollwait(struct file *filp, wait_queue_head_t *wait_address,  
                poll_table *p)  
{  
    struct poll_table_entry *entry = poll_get_entry(p);  
    if (!entry)  
        return;  
    get_file(filp);  
    entry->filp = filp;  
    entry->wait_address = wait_address;  
    init_waitqueue_entry(&entry->wait, current);  
    add_wait_queue(wait_address, &entry->wait);  
}  

    其中init_waitqueue_entry实现如下：

[cpp]
view plain
copy

static inline void init_waitqueue_entry(wait_queue_t *q, struct task_struct *p)  
{  
    q->flags = 0;  
    q->private = p;  
    q->func = default_wake_function;  
}  

    上面的代码是说建立一个poll_table_entry结构entry，首先把current设置为entry->wait的private成员，同时把default_wake_function设为entry->wait的func成员，然后把entry->wait链入到wait_address中（这个wait_address就是设备的等待队列，在tcp_poll中就是sk_sleep）。

    再看一下epoll：

[cpp]
view plain
copy

/* 
 * This is the callback that is used to add our wait queue to the 
 * target file wakeup lists. 
 */  
static void ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t *whead,  
                 poll_table *pt)  
{  
    struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt);  
    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 */  
        epi->nwait = -1;  
    }  
}  

其中init_waitqueue_func_entry的实现如下：

[cpp]
view plain
copy

static inline void init_waitqueue_func_entry(wait_queue_t *q,  
                    wait_queue_func_t func)  
{  
    q->flags = 0;  
    q->private = NULL;  
    q->func = func;  
}  

    可以看到，总体和select的实现是类似的，只不过它是创建了一个eppoll_entry结构pwq，只不过pwq->wait的func成员被设置成了回调函数ep_poll_callback（而不是default_wake_function，所以这里并不会有唤醒操作，而只是执行回调函数），private成员被设置成了NULL。最后吧pwq->wait链入到whead中（也就是设备等待队列中）。这样，当设备等待队列中的进程被唤醒时，就会调用ep_poll_callback了。
    再梳理一下，当epoll_wait时，它会判断就绪链表中有没有就绪的fd，如果没有，则把current进程加入一个等待队列(file->private_data->wq)中，并在一个while（1）循环中判断就绪队列是否为空，并结合schedule_timeout实现睡一会，判断一会的效果。如果current进程在睡眠中，设备就绪了，就会调用回调函数。在回调函数中，会把就绪的fd放入就绪链表，并唤醒等待队列(file->private_data->wq)中的current进程，这样epoll_wait又能继续执行下去了。
    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。

    总结：
   1、select，poll实现需要自己不断轮询所有fd集合，直到设备就绪，期间可能要睡眠和唤醒多次交替。而epoll其实也需要调用epoll_wait不断轮询就绪链表，期间也可能多次睡眠和唤醒交替，但是它是设备就绪时，调用回调函数，把就绪fd放入就绪链表中，并唤醒在epoll_wait中进入睡眠的进程。虽然都要睡眠和交替，但是select和poll在“醒着”的时候要遍历整个fd集合，而epoll在“醒着”的时候只要判断一下就绪链表是否为空就行了，这节省了大量的CPU时间。这就是回调机制带来的性能提升。
   2、select，poll每次调用都要把fd集合从用户态往内核态拷贝一次，并且要把current往设备等待队列中挂一次，而epoll只要一次拷贝，而且把current往等待队列上挂也只挂一次（在epoll_wait的开始，注意这里的等待队列并不是设备等待队列，只是一个epoll内部定义的等待队列）。这也能节省不少的开销。