API 阅读(290) 评论(0)
在linux网络编程中,很长时间使用select做事件触发。select会随着监听fd的数目的增长而降低效率,因为在实现中,它是采用轮询的方式处理的,轮询的fd数目越多,自然耗时就越多。对于IM服务器要支持上万个链接,就显得力不从心了。而且fd支持数目是有限的,在linux/posix/_types.h头文件中,有这样的声明:#defind __FD_SETSIZE 1024.

  epoll则没有这样的限制,epoll支持的最大链接数是最大可打开的文件的数目。epoll只对活跃的socket进行操作——这是因为epoll是根据每个fd上面的callback函数实现的。那么,只有活跃的socket才会主动地调用callback函数。在一个高速的LAN环境,如果几乎所有的socket都是活跃的,epoll的效率比select会稍微有下降。

  使用mmap加速内核与用户空间的消息传递。无论select,poll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,在这点上epoll通过内核与用户空间mmap同一块内存空间实现的。

  epoll有两种工作方式LT(level triggered)和ET(edge triggered)。

  LT(level triggered)是缺省的工作方式,支持block和non-block socket。在这种模式下,内核告诉你一个文件描述符已经就绪了,然后对这个描述符进行io操作。如果你不作任何操作,内核还会继续通知你的。所以,这种模式编程出错可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表。

  ET(edge triggered)高速工作方式,只支持no-block描述符。在这种模式下,当描述符由未就绪变为就绪时,内核通过epoll告诉你。然后它假设你知道文件描述符已经就绪,并且不再为那个描述符发送更多的就绪通知,直到你做了某些操作导致描述符不再是就绪状态了(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模式的加速效果仍需要更多benchmark确认。

epoll接口

int epoll_create(int size)

创建一个epoll句柄,size告诉内核这个监听的数目一共有多大。这个参数不同于select的第一个参数,给出最大的fd+1值。需要注意的是,当创建好epoll句柄后,它就会占用一个fd值,在linux下如果查看/proc/prodid/fd/能够看到这个fd的,所以使用完epoll后,必须调用close关闭。

int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event)

epoll事件注册函数,它不同于select是在监听事件时告诉内核要监听什么类型的事件,而是在这里先注册要监听的事件类型。

epfd:epoll描述符

op:EPOLL_CTL_ADD 注册新的fd

EPOLL_CTL_MOD 修改已注册的fd的监听事件

EPOLL_CTL_DEL 从epfd中删除一个fd

struct epoll_event {

__uint32_t event; /* EPOLLIN 可以读(包括对端socket正常关闭)

EPOLLOUT 可以写

EPOLLPRI 有紧急数据可读(这里应该表示有带外数据到来)

EPOLLERR 对应文件描述符发生错误

EPOLLHUP 对应的文件描述符被挂断

EPOLLET ET工作模式

EPOLLONESHOT 只监听一次事件,当监听完这次事件后,还需要继续监听的话,需要再次把fd加入到监听队列里。

epoll_data_t data; /* user data */

};

typedef union epoll_data {
void ptr;
int fd;
__uint32_t u32;
__uint64_t u64;
} epoll_data_t;

int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout)

等待事件的产生,类似于select。

events,从内核得到事件的总和

maxevents,告诉内核这个events有多大,不能大于epoll_create size 值

timeout,超时时间(毫秒)。0:立即返回,-1 不确定或永久阻塞

返回,0:超时;否则 事件个数

假如有这样一个例子:
1. 我们已经把一个用来从管道中读取数据的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 这个时候从管道的另一端被写入了2KB的数据
3. 调用epoll_wait(2),并且它会返回RFD,说明它已经准备好读取操作
4. 然后我们读取了1KB的数据
5. 调用epoll_wait(2)......

Edge Triggered 工作模式:
如果我们在第1步将RFD添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志,那么在第5步调用epoll_wait(2)之后将有可能会挂起,因为剩余的数据还存在于文件的输入缓冲区内,而且数据发出端还在等待一个针对已经发出数据的反馈信息。只有在监视的文件句柄上发生了某个事件的时候 ET 工作模式才会汇报事件。因此在第5步的时候,调用者可能会放弃等待仍在存在于文件输入缓冲区内的剩余数据。在上面的例子中,会有一个事件产生在RFD句柄上,因为在第2步执行了一个写操作,然后,事件将会在第3步被销毁。因为第4步的读取操作没有读空文件输入缓冲区内的数据,因此我们在第5步调用 epoll_wait(2)完成后,是否挂起是不确定的。epoll工作在ET模式的时候,必须使用非阻塞套接口,以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。最好以下面的方式调用ET模式的epoll接口,在后面会介绍避免可能的缺陷。
i 基于非阻塞文件句柄
ii 只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时才需要挂起,等待。但这并不是说每次read()时都需要循环读,直到读到产生一个EAGAIN才认为此次事件处理完成,当read()返回的读到的数据长度小于请求的数据长度时,就可以确定此时缓冲中已没有数据了,也就可以认为此事读事件已处理完成。

另外,当使用epoll的ET模型来工作时,当产生了一个EPOLLIN事件后,
读数据的时候需要考虑的是当recv()返回的大小如果等于请求的大小,那么很有可能是缓冲区还有数据未读完,也意味着该次事件还没有处理完,所以还需要再次读取
while(rs)
{
buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);
if(buflen < 0)
{
// 由于是非阻塞的模式,所以当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读
// 在这里就当作是该次事件已处理处.
if(errno == EAGAIN)
break;
else
return;
}
else if(buflen == 0)
{
// 这里表示对端的socket已正常关闭.
}
if(buflen == sizeof(buf)
rs = 1; // 需要再次读取
else
rs = 0;
}


还有,假如发送端流量大于接收端的流量(意思是epoll所在的程序读比转发的socket要快),由于是非阻塞的socket,那么send()函数虽然返回,但实际缓冲区的数据并未真正发给接收端,这样不断的读和发,当缓冲区满后会产生EAGAIN错误(参考man send),同时,不理会这次请求发送的数据.所以,需要封装socket_send()的函数用来处理这种情况,该函数会尽量将数据写完再返回,返回-1表示出错。在socket_send()内部,当写缓冲已满(send()返回-1,且errno为EAGAIN),那么会等待后再重试.这种方式并不很完美,在理论上可能会长时间的阻塞在socket_send()内部,但暂没有更好的办法.

ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen)
{
ssize_t tmp;
size_t total = buflen;
const char *p = buffer;

while(1)
{
tmp = send(sockfd, p, total, 0);
if(tmp < 0)
{
// 当send收到信号时,可以继续写,但这里返回-1.
if(errno == EINTR)
return -1;

// 当socket是非阻塞时,如返回此错误,表示写缓冲队列已满,
// 在这里做延时后再重试.
if(errno == EAGAIN)
{
usleep(1000);
continue;
}

return -1;
}

if((size_t)tmp == total)
return buflen;

total -= tmp;
p += tmp;
}

return tmp;
}