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(八)Java网络编程之IO模型篇-内核Select、Poll、Epoll多路复用函数源码深度历险！

武飞扬头像
juejin
帮助601人

引言

   select/poll、epoll这些词汇相信诸位都不陌生，因为在Redis/Nginx/Netty等一些高性能技术栈的底层原理中，大家应该都见过它们的身影，接下来重点讲解这块内容，不过在此之前，先上一张图概述Java-NIO的整体结构：
Java-NIO体系
观察上述结构，其实Buffer、Channel的定义并不算复杂，仅是单纯的三层结构，因此对于源码这块不再去剖析，有兴趣的根据给出的目录结构去调试源码，自然也能摸透其原理实现。

而最关键的是Selector选择器，它是整个NIO体系中较为复杂的一块内容，同时它也作为Java-NIO与内核多路复用模型的“中间者”，但在上述体系中，却出现了之前未曾提及过的SelectorProvider系定义，那么它的作用是干嘛的呢？主要目的是用于创建选择器，在Java中创建一般是通过如下方式：

// 创建Selector选择器
Selector selector = Selector.open();

// Selector类 → open()方法
public static Selector open() throws IOException {
    return SelectorProvider.provider().openSelector();
}

从源码中可明显得知，选择器最终是由SelectorProvider去进行实例化，不过值得一提的是：Selector的实现是基于工厂模式与SPI机制构建的。对于不同OS而言，其对应的具体实现并不相同，因此在Windows系统下，我们只能观测到WindowsSelectorXXX这一系列的实现，而在Linux系统时，对于的则是EPollSelectorXXX这一系列的实现，所以要牢记的是，Java-NIO在不同操作系统的环境中，提供了不同的实现，如下：

  • Windows：select
  • Unix：poll
  • Mac：kqueue
  • Linux：epoll

当然，本次则重点剖析Linux系统下的select、poll、epoll的具体实现，对于其他系统而言，原理大致相同。

一、JDK层面的源码入口

   简单的对于Java-NIO体系有了全面认知后，接下来以JDK源码作为入口进行剖析。在Java中，会通过Selector.select()方法去监听事件是否被触发，如下：

// 轮询监听选择器上注册的通道是否有事件被触发
while (selector.select() > 0){}

// Selector抽象类 → select()抽象方法
public abstract int select() throws IOException;

// SelectorImpl类 → select()方法
public int select() throws IOException {
    return this.select(0L);
}
// SelectorImpl类 → select()完整方法
public int select(long var1) throws IOException {
    if (var1 < 0L) {
        throw new IllegalArgumentException("Negative timeout");
    } else {
        return this.lockAndDoSelect(var1 == 0L ? -1L : var1);
    }
}

当调用Selector.select()方法后，最终会调用到SelectorImpl类的select(long var1)方法，而在该方法中，又会调用lockAndDoSelect()方法，如下：

// SelectorImpl类 → lockAndDoSelect()方法
private int lockAndDoSelect(long var1) throws IOException {
    // 先获取锁确保线程安全
    synchronized(this) {
        // 在判断当前选择是否处于开启状态
        if (!this.isOpen()) {
            // 如果已关闭则抛出异常
            throw new ClosedSelectorException();
        } else { // 如若处于开启状态
            // 获取所有注册在当前选择器上的事件
            Set var4 = this.publicKeys;
            int var10000;
            // 再次加锁
            synchronized(this.publicKeys) {
                // 获取所有已就绪的事件
                Set var5 = this.publicSelectedKeys;
                // 再次加锁
                synchronized(this.publicSelectedKeys) {
                    // 真正的调用select逻辑，获取已就绪的事件
                    var10000 = this.doSelect(var1);
                }
            }
            // 返回就绪事件的数量
            return var10000;
        }
    }
}

在该方法中，对于其他逻辑不必太过在意，重点可注意：最终会调用doSelect()触发真正的逻辑操作，接下来再看看这个方法：

// SelectorImpl类 → doSelect()方法
protected abstract int doSelect(long var1) throws IOException;

// WindowsSelectorImpl类 → doSelect()方法
protected int doSelect(long var1) throws IOException {
    // 先判断一下选择器上是否还有注册的通道
    if (this.channelArray == null) {
        throw new ClosedSelectorException();
    } else { // 如果有的话
        // 先获取一下阻塞等待的超时时长
        this.timeout = var1;
        // 然后将一些取消的事件从选择器上移除
        this.processDeregisterQueue();
        // 再判断一下是否存在线程中断唤醒
        // 这里主要是结合之前的wakeup()方法唤醒阻塞线程的
        if (this.interruptTriggered) {
            this.resetWakeupSocket();
            return 0;
        } else { // 如果没有唤醒阻塞线程的需求出现
            // 先判断一下辅助线程的数量（守护线程），多则减，少则增
            this.adjustThreadsCount();
            // 更新一下finishLock.threadsToFinish为辅助线程数
            this.finishLock.reset();
            // 唤醒所有的辅助线程
            this.startLock.startThreads();
            try {
                // 设置主线程中断的回调函数
                this.begin();

                try {
                    // 最终执行真正的poll逻辑，开始拉取事件
                    this.subSelector.poll();
                } catch (IOException var7) {
                    this.finishLock.setException(var7);
                }
                // 唤醒并等待所有未执行完的辅助线程完成
                if (this.threads.size() > 0) {
                    this.finishLock.waitForHelperThreads();
                }
            } finally {
                this.end();
            }
            // 检测状态
            this.finishLock.checkForException();
            this.processDeregisterQueue();
            // 获取当前选择器监听的事件的触发数量
            int var3 = this.updateSelectedKeys();
            // 本轮poll结束，重置WakeupSocket，为下次执行做准备
            this.resetWakeupSocket();
            // 最终返回获取到的事件数
            return var3;
        }
    }
}

整个过程下来其实也并不短暂，但大体就分为三步：

  • ①前置动作：判断通道数、获取阻塞时长、移除取消的事件以及判断是否需要被唤醒。
  • ②核心动作：更新并唤醒所有辅助线程、设置主线程中断的回调、执行poll拉取事件。
  • ③后置动作：唤醒辅助线程完成工作、检测状态、重置条件、获取事件数并返回。

在这里面，有一个辅助线程的概念，这跟最大文件描述符有关，每当选择器上注册的通道数超过1023时，新增一条线程来管理这些新增的通道。其实是1024，但其中有一个要用于唤醒，所以是1023（这里看可能有些懵，但待会分析过后就理解了）。

在这个过程中，最最最关键点在于其中的一行代码：

this.subSelector.poll();

在这里调用了poll方法，执行具体的事件拉取逻辑，进一步往下走：

// WindowsSelectorImpl类 → poll()方法
private int poll() throws IOException {
    return this.poll0(WindowsSelectorImpl.this.pollWrapper.pollArrayAddress, 
    Math.min(WindowsSelectorImpl.this.totalChannels, 1024), 
    this.readFds, this.writeFds, this.exceptFds,
    WindowsSelectorImpl.this.timeout);
}

// WindowsSelectorImpl类 → poll0()方法
private native int poll0(long var1, int var3, int[] var4, 
                int[] var5, int[] var6, long var7);

最后会调用WindowsSelectorImpl.poll()方法，而该方法最终会调用本地的native方法：poll0()方法，而在JVM的源码实现中，该方法最终会调用内核所提供的函数。

OK~，由于Windows有IDEA工具辅助，所以方便调试源码，因此这里以WindowsSelectorXXX系的举例说明，但由于整个Java-NIO的核心组件，都是基于工厂模式编写的源码，所以其他操作系统下的源码位置也相同，仅最终调用的内核函数不同！！！

最终稍做总结，JDK层面的源码入口，核心流程如下：

  • ①Selector抽象类 → select()抽象方法
  • ②SelectorImpl类 → select()方法
  • ③SelectorImpl类 → lockAndDoSelect()方法
  • ④SelectorImpl类 → doSelect()方法
  • ⑤XxxSelectorImpl类 → doSelect()方法
  • ⑥XxxSelectorImpl类 → poll()方法
  • ⑦XxxSelectorImpl类 → JNI本地的poll0()方法

如若在Windows系统下，上述的XxxSelectorImpl类则为WindowsSelectorImpl，同理，如若在Linux系统下，XxxSelectorImpl类则为EpollSelectorImpl。

最后，如果大家对于JDK层面的EPoll感兴趣，可自行反编译Linux版的JDK源码，EpollSelectorXXX的相关定义位于：jdk\src\solaris\classes\sun\nio\ch\目录下。

二、JDK源码级别的入口

   经过第一阶段的分析后，会发现最终其实调用了native本地方法poll0()，在之前的《JVM运行时数据区-本地方法栈》的文章提到过，当程序执行时碰到native关键字修饰的方法时，会调用C/C 所编写的本地方法库中的实现，那么又该如何查找native方法对应的源码呢？接着一起来聊一下。

①由于Oracle-jdk是收费的，所以咱们首先下载open-jdk1.8的源码，可以自行在Open-JDK官网下载，但官网下载时，常常会由于网络不稳定而中断，下载起来相当费劲，因此也为大家提供一下《open-jdk1.8》的源码链接。

②下载之后解压源码包，然后进入jdk8-master\jdk\src\目录，在其中你会看到不同操作系统下的Java实现，JDK源码会以操作系统的类型分包，不同系统的对应不同的实现，如下：
JDK-src
但关于Linux系统下的Java-NIO实现，实际上并不在linux目录中，而是在solaris目录，进入solaris目录如下：
solaris
solaris目录中还包含了LinuxOS、SunOS(SolarisOS/UnixOS)以及MacOS等操作系统下的Java-NIO实现，但关于MacOS下的Java-NIO完整实现，则位于前面的macosx目录中，这里仅包含一部分，结构如下：
目录结构

观察上图会发现，solaris目录中包含了KQueue、EPoll、Poll、DevPoll等IO多路复用模型的Java实现，但关于Mac-KQueue的完整实现则在macosx目录。

OK~，到目前为止大家对于JDK源码的目录结构应该有了基本认知。

稍微总结一下，重点就是搞清楚两个位置：

  • ➊jdk8-master\jdk\src\xxxOS\classes\sun\nio\ch：对应nio包下的Java代码。
  • ➋jdk8-master\jdk\src\xxxOS\native\sun\nio\ch：对应nio包中native方法的JNI代码。

③搞清楚JDK源码目录的结构后，那以之前分析的Windows-NIO为例：

private native int poll0(long var1, int var3, int[] var4, 
                int[] var5, int[] var6, long var7);

对于poll0()这个本地方法，又该如何查找对应的源码呢？根据上述的源码结构，先去到\windows\native\sun\nio\ch目录中，然后找到与之对应的WindowsSelectorImpl.c文件，最终就能在该文件中定位到对应的JNI方法：Java_sun_nio_ch_WindowsSelectorImpl_00024SubSelector_poll0（名字略微有些长）。

④找到对应的JNI方法源码后，其中存在这么一行：
win-select

观察之后不难发现，其实最终还会调用到OS内核的提供的select()函数，所以poll0()实际上会依赖OS提供的多路复用函数实现相应的功能，对于其他操作系统而言，也是同理。

但是接下来只会重点叙述Linux下的三大IO多路复用函数：select、poll、epoll，而对于Windows-select、Mac-kqueue不会进行深入讲解（不是不想分析，而是由于Windows、Mac系统都属于闭源的，想分析也无法获取其具体的源码实现过程）。

三、文件描述符与自实现网络服务器

   到目前可得知：Java中的NIO最终会依赖于操作系统所提供的多路复用函数去实现，而Linux系统下对应的则是epoll模型，但epoll的前身则是select、poll，因此我们先分析select、poll多路复用函数，再分析其缺点，逐步引出epoll的由来，最终进一步对其进行全面剖析。

   相信大家在学习Linux时，都听说过“Linux本质上就是一个文件系统”这句话，在Linux-OS中，万事万物皆为文件，连网络连接也不例外，因此在分析多路复用模型之前，咱们首先对这些基础概念做一定了解。

3.1、文件描述符(FD)

   在上述中提到过：Linux的理念就是“一切皆文件”，在Linux中几乎所有资源都是以文件的形式呈现的。如磁盘的数据是文件，网络套接字是文件，系统配置项也是文件等等，所有的数据内容在Linux都是通过文件系统来管理的。
既然所有的内容都是文件，那当我们要操作这些内容时，又该如何处理呢？为了方便系统执行，Linux都是通过文件描述符File Descriptor对文件进行操作，对于文件描述符这个概念可以通过一个例子来理解：

Object obj = new Object();

上述是Java创建对象的一行代码，类比Linux的文件系统，后面new Object()实例化出来的对象可以当成是具体的文件内容，而前面的引用obj则可理解为是文件描述符。Linux通过FD操作文件，其实本质上与Java中通过reference引用操作对象的过程无异。

而当出现网络套接字连接时，所有的网络连接都会以文件描述符的形式在内核中存在，也包括后面会提及的多路复用函数select、poll、epoll都会基于FD对网络连接进行操作，因此先阐明这点，作为后续分析的基础。

3.2、自己设计网络连接服务器

   在分析之前，我们先自己设想一下，如果有个需求：请自己设计一套网络连接系统，那么此时你会怎么做呢？此刻例如来了5个网络连接，如下：
socket
那么又该如何处理这些请求呢？最简单的方式：
网络服务器
对于每个到来的网络连接都为其创建一条线程，每个连接由单独的线程负责处理，所以最初的BIO也是这样来的，由于设计起来非常简单，所以它成为了最初的网络IO模型，但这种方式的缺陷非常明显，在之前的BIO章节也曾分析过，无法支撑高并发的流量访问，因此这种多线程的方式去实现自然行不通了，兜兜转转又得回到单线程的角度去思考，单线程如何处理多个网络请求呢？最简单的方式，伪代码如下：

// 不断轮询监听所有的网络连接
while(true){
    // 遍历所有的网络套接字连接
    for(SocketFD xFD : FDS){
        // 判断网络连接中是否有数据
        if (xFD.data != null){
            // 从套接字中读取网络数据
            readData();
            // 将网络数据交给应用程序处理（写入对应的程序缓冲区）
            processingData();
            // ......
        }
    }
}

如上代码，当有网络连接到来时，将其加入FDS数组中，然后由单条线程不断的轮询监听所有网络套接字，如果套接字中有数据，则从中将网络数据读取出来，然后将读取到的网络数据交给应用程序处理。

这似乎是不是就通过单线程的方式解决了多个网络连接的问题？答案是Yes，但相较而言，性能自然不堪入目，如果内核是这样去处理网络连接，对于并发支持自然也上不去，那Linux内核具体是如何处理的呢？一起来看看。

四、多路复用函数 - select()

   在JDK1.8的源码中，刚刚似乎并未发现Selectxxx这系列的定义，这是由于Linux内核2.6之后的版本中，已经使用epoll代替了select，所以对应的JDK1.5之后版本，也将Linux-select的实现给移除了，所以如若想观测到Linux-select相关的实现，那还需先安装一个kernel-2.6以下的Linux系统，以及还需要下载JDK1.5的源码，这样才能分析完整的select实现。

我大致过了一下内核中的源码，对于select函数的实现大致在2000行左右，大致看下来后，由于对C语言没有那么熟悉，并且源码实现较长，因此后续不再以全源码链路的方式剖析，而是适当结合部分核心源码进行阐述。当然，如若你的C语言功底还算扎实，那可以下载《Linux2.6.28.6版本内核源码》解压调试。

先讲清楚接下来的分析思路，在后续分析IO多路复用函数时，大体会以调用入口 → 函数定义 → 核心结构体 → 核心源码 → 函数缺陷这个思路进行展开。

4.1、Java-select函数的JNI入口

   对于Open-JDK1.4、1.5的源码，由于年代较久远了，实在没有找到对应的JDK源码，所以在这里分析Linux-select函数时，就以前面分析的Windows-select思路举例说明，如下：

  • ①Java中通过调用选择器的select()方法监听客户端连接。
  • ②线程执行时，会执行到当前平台对应的选择器实现类的doSelect()方法。
  • ③接着会调用实现类对应的poll()轮询方法，最终在该方法中会调用其native方法。
  • ④当线程需要执行本地方法时，触发JNI调用，会在本地方法库中查找对应的C实现。
  • ⑤定位到native本地方法对应的C语言函数，然后执行对应的C代码。
  • ⑥在C代码的函数中，最终会发起系统调用，那假设此时系统调用的函数为select()。

此时，对于Java是如何调用底层操作系统内核函数的过程就分析出来了，但是由于这里没有下载到对应版本的源码，因此无法通过源码进行演示，但就算没有对应的源码作为依据也无大碍，因为无论是什么类型的操作系统，也无论调用的是哪个多路复用函数，本质上入口都是相同的，只是JNI调用时会存在些许差异。

4.2、内核select函数的定义

   OK~，得知了Java-NIO执行的前因后果后，现在来聊一聊最初NIO会调用的系统函数：select，在Linux中的定义如下：

// 定义位于/sys/select.h文件中
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds,
           fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);

select函数定义中，存在五个参数，如下：

  • nfds：表示FDS中有效的FD数量，全部文件描述符的最大值 1。
  • readfds：表示需要监控读事件发生的文件描述符集合。
  • writefds：表示需要监控写事件发生的文件描述符集合。
  • exceptfds：表示需要监控异常/错误发生的文件描述符集合。
  • timeout：表示select在没有事件触发的情况下，会阻塞的时间。

4.3、select结构体 - fd_set、timeval

   在上述中简单了解select的定义与参数后，大家可能会有些晕乎乎的，这是由于这五个参数中涉及到两组类型的定义，分别为fd_set、timeval，先来看看它们是如何定义的：

// 相关定义位于linux/types.h、linux/posix_types.h文件中
// -------linux/types.h----------
// 这里定义了一个__kerenl_fd_set的类型，别名为fd_set。
typedef __kerenl_fd_set fd_set;
省略其他.....

// -------linux/posix_types.h----------
/* 
  unsigned long表示无符号长整型，占4bytes/32bits
  sizeof()函数是求字节的长度，sizeof(unsigned long)=4
  因此最终这里的__NFDBITS=(8 * 4)=32
*/
#undef __NFDBITS
#define __NFDBITS (8 * sizeof(unsigned long))

// 这里限制了最大长度为1024（可修改，不推荐）
#undef __FD_SETSIZE
#define __FD_SETSIZE 1024

// 根据前面的__NFDBITS求出long数组的最大容量为：1024/32=32个
#undef __FD_SET_LONGS
#define __FD_SET_LONGS (__FD_SETSIZE/__NFDBITS)

// 这两组定义则是用于置位、复位（清除置位）的
#undef __FDELT
#define __FDELT(d) ((d) / __NFDBITS)
#undef __FDMASK
#define __FDMASK(d) (1UL << (d) % __NFDBITS)

// 这里定义了__kerenl_fd_set类型，本质上是一个long数组
typedef struct {
    unsigned long fds_bits [__FDSET_LONGS];
} __kerenl_fd_set;

观察上述源码，其实你会发现fd_set的定义是__kerenl_fd_set类型的，而__kerenl_fd_set的定义本质上就是一个long数组，同时在__kerenl_fd_set的定义中，也声明了最大长度为1024，相信了解过多路复用函数的小伙伴都知道select模型的最大缺陷之一就在于：最多只能监听1024个文件描述符，而对于具体是为什么，相信看到这个源码大家就彻底清楚了。

PS：首先基于上述的知识，已经得知最大长度为1024，但这1024并非代表着：数组可以拥有1024个long元素，而是限制了这个long数组最多只能有1024个比特位的长度，也就是数组中最多能拥有1024/32=32个元素。对于这点，在源码中也有定义，大家可参考源码中的注释。

OK~，那这个long类型的数组究竟有什么作用呢？简单来说明一下，在这个fd_set的数组中，其实每个位对应着一个FD文件描述符的状态，0代表没有事件发生，1则代表有事件触发，如下图：
fd_set

在这个数组中，所有的long元素，在计算机底层本质上都会被转换成bit存储，而每一个bit位都对应着一个FD，所以这个数组本质上就组成了一个位图结构，同时为了方便操作这个位图，在之前的sys/select.h文件中还提供了一组宏函数，如下：

// 位于/sys/select.h文件中
// 将一个fd_set数组所有位都置零
int FD_ZERO(int fd, fd_set *fdset);
// 将指定的某个位复位（赋零）
int FD_CLR(int fd, fd_set *fdset);
// 将指定的某个位置位（赋一）
int FD_SET(int fd, fd_set *fd_set);   
// 检测指定的某个位是否被置位
int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset);

// 这里则是上述宏函数的实现（位操作过程）
# define __FD_ZERO(set)  \
  do {									      \
    unsigned int __i;							      \
    fd_set *__arr = (set);						      \
    for (__i = 0; __i < sizeof (fd_set) / sizeof (__fd_mask);   __i)	      \
      __FDS_BITS (__arr)[__i] = 0;					      \
  } while (0)
  
#define __FD_SET(d, set) \
  ((void) (__FDS_BITS (set)[__FD_ELT (d)] |= __FD_MASK (d)))
#define __FD_CLR(d, set) \
  ((void) (__FDS_BITS (set)[__FD_ELT (d)] &= ~__FD_MASK (d)))
#define __FD_ISSET(d, set) \
  ((__FDS_BITS (set)[__FD_ELT (d)] & __FD_MASK (d)) != 0)

对于定义的几组宏函数，可以参考上述注释中的解释，而对于这些函数是如何实现的，大家可以自行阅读贴出的源码。接下来再看看timeval结构体是如何定义的：

struct timeval {
   long    tv_sec;         /* 秒 */
   long    tv_usec;        /* 毫秒 */
};

其实这个结构体就是一个阻塞的时间，好比select传入的timeout参数为3，则timeval.tv_sec=3、timeval.tv_usec=3000，代表调用select()没有获取到有效事件的情况下，在3s内会不断循环检测。当然，这个timeout的值会分为三种情况：

  • 0：表示调用select()函数后不等待，没有就绪事件时直接返回。
  • NULL：表示调用select()函数后无限等待，阻塞至出现中断信号或触发事件后返回。
  • 正数：表示调用select()函数后，在指定的时间内等待事件触发，超时则返回。

至此，对于select()函数所需参数中，涉及到的两个结构体已经弄明白了，那么再回来看看select()的五个参数。

int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds,
           fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);

调用select()时，中间的三个参数要求传入fd_set类型，它们分别对应着：那些文件描述符需要监听读事件发生、那些文件描述符需要监听写事件发生、那些文件描述符需要监听异常错误发生。当调用select()函数后会陷入阻塞，直到有描述符的事件就绪（有数据可读、可写或出现异常错误）或超时后才会返回。而select()函数返回也会存在三种状态：

  • 0：当描述符集合中没有事件触发，并且超出设置的时间后，会返回0。
  • -1：当select执行过程中，出现异常/错误时则会返回-1。
  • 正数：如果监视的文件描述符集合中有事件发生（有数据），则会对应的事件数量。

4.4、select()函数的使用案例

   在上述中已经对于select()函数的一些基础知识建立了认知，接下来上个伪代码感受一下select()函数的使用过程：

/* ----------①---------- */
// 创建服务端socket套接字，并监听客户端连接
serverSockfd = socket(AF_INET,SOCK_STREAM,0);
// 省略.....
bind(serverSockfd,IP,Port);
listen(serverSockfd,numfds);
// 这里是已经接收的客户端连接集合
fds[numfds] = accept(serverSockfd,.....);

/* ----------②---------- */
// 将所有的客户端连接，分别加入对应的位图中
FD_SET readfds, writefds, exceptfds;
int read_count = 0, write_count = 0, except_count = 0;
for (i = 0; i < numfds; i  ) {
    if (fds[i].events == 读取事件){
        // 加入readfds
    }
    if (fds[i].events == 写入事件){
        // 加入writefds
    }
    // 省略.....
}

/* ----------③---------- */
// 求出最大的fds值
maxfds = ....;
struct timeval timevalue, *tv;
// 省略.....

/* ----------④---------- */
while(1){
    // 初始化位图
    FD_ZERO(readfds);
    FD_ZERO(writefds);
    FD_ZERO(exceptfds);
    // 分别对每个位图中需要监听的FD进行置位
    for (i = 0; i < numfds; i  ) {
        if (fds[i].events == 读取事件){
	    FD_SET(fds[i],&readfds);
	}
	// 省略其他置位处理.....
    }
    
    // 调用select函数
    int result = select(maxfds 1, &readfds, &writefds, &exceptfds, tv);
    
    /* ----------⑤---------- */
    if (result == 0){
	// 处理超时并返回....
    }
    if (result < 0){
	// 处理异常并返回....
    }
    
    /* ----------⑥、⑦---------- */
    // 能执行到这里，代表select()返回大于0
    for (i = 0; i < numfds; i  ) {
	if(FD_ISSET(fds[i],&readfds)){
	    // 读取被置位的socket.....
	    read(fds[i], buffer,0,MAXBUF);
	}
	// 省略其他......
    }
}

上述的伪代码虽然看着较多，但本质上并不难，大体分为如下几步：

  • ①创建服务端的Socket套接字并绑定相关的地址，建立监听，等待客户端连接。
  • ②将所有的客户端连接，根据注册的事件，分别将其加入到对应的位图中。
  • ③求出文件描述符的最大值，并对于超时时间这个参数进行初始化构建。
  • ④对位图做置位，调用select()函数并传入的相关参数，等待内核处理完成。
  • ⑤根据内核的返回结果，进行对应处理，如超时处理、异常处理、事件处理等。
  • ⑥如果没有超时以及出现错误，那么则遍历判断那个FD有数据的（被置位）。
  • ⑦对于有事件发生的FD，根据其事件类型进行对应的处理（读、写数据）。

对于这个伪代码，其实也是调用select()函数的通用模型，以Java的JNI调用为例，其实大体的过程也是相同的，如下：
select调用

没有下载到JDK1.5的源码，所以以Windows-select的调用为例。

4.5、内核select函数核心源码

   在上述过程中，我们调用了select()函数实现了IO多路复用，但调用之后select()的执行过程，相对而言其实是未知，那么接着再来看看select()的核心源码，剖析一下调用select后，内核究竟会如何处理。

内核源码的执行流程：sys_select() → SYSCALL_DEFINE5() → core_sys_select() → do_select() → f_op->poll/tcp_poll()。

所有的系统调用，都可以在它的名字前加上“sys_”前缀，这就是它在内核中对应的函数。比如系统调用open、read、write、select，与之对应的内核函数为：sys_open、sys_read、sys_write、sys_select，因此上述的sys_select()其实就是select()函数再内核中对应的函数。

接着来看看SYSCALL_DEFINE5()、core_sys_select()函数的内容：

// 位于fs/select.c文件中（sys_select函数）
SYSCALL_DEFINE5(select, int, n, fd_set __user *, inp, fd_set __user *, outp,
    fd_set __user *, exp, struct timeval __user *, tvp)
{
	struct timespec end_time, *to = NULL;
	struct timeval tv;
	int ret;
    // 判断是否传入了超时时间
	if (tvp) {
		if (copy_from_user(&tv, tvp, sizeof(tv))) 
			return -EFAULT;

		to = &end_time;
		// 如果已经到了超时时间，则中断执行并返回
		if (poll_select_set_timeout(to,
				tv.tv_sec   (tv.tv_usec / USEC_PER_SEC),
				(tv.tv_usec % USEC_PER_SEC) * NSEC_PER_USEC))
			return -EINVAL;
	}
    // 未超时或没有设置超时时间的情况下，调用core_sys_select
	ret = core_sys_select(n, inp, outp, exp, to);
	ret = poll_select_copy_remaining(&end_time, tvp, 1, ret);

	return ret;
}

// 位于fs/select.c文件中（core_sys_select函数）
int core_sys_select(int n, fd_set __user *inp, fd_set __user *outp,
			   fd_set __user *exp, struct timespec *end_time)
{
	fd_set_bits fds;
	void *bits;
	int ret, max_fds;
	unsigned int size;
	struct fdtable *fdt;
	/* 由于涉及到了用户态和内核态的切换，因此将位图存储在栈上，
	   （尽量提升状态切换时的效率，这里采用栈的方式存储） */
	long stack_fds[SELECT_STACK_ALLOC/sizeof(long)];

	ret = -EINVAL;
	if (n < 0)
		goto out_nofds;

	// 先计算出max_fds值
	rcu_read_lock();
	fdt = files_fdtable(current->files);
	max_fds = fdt->max_fds;
	rcu_read_unlock();
	if (n > max_fds)
		n = max_fds;

	// 根据前面计算的max_fds值，判断一下前面开栈空间是否足够
	// （在这里涉及到一个新的结构体：fd_set_bits，稍后详细分析）
	size = FDS_BYTES(n);
	bits = stack_fds;
	if (size > sizeof(stack_fds) / 6) {
		// 如果空间不够则调用内核的kmalloc为fd_set_bits分配更大的空间
		ret = -ENOMEM;
		bits = kmalloc(6 * size, GFP_KERNEL);
		if (!bits)
			goto out_nofds;
	}
	// 将fd_set_bits中六个位图指针指向分配好的内存位置
	fds.in      = bits;
	fds.out     = bits     size;
	fds.ex      = bits   2*size;
	fds.res_in  = bits   3*size;
	fds.res_out = bits   4*size;
	fds.res_ex  = bits   5*size;
    
    // 将用户空间提交的三个fd_set拷贝到内核空间
	if ((ret = get_fd_set(n, inp, fds.in)) ||
	    (ret = get_fd_set(n, outp, fds.out)) ||
	    (ret = get_fd_set(n, exp, fds.ex)))
		goto out;
	zero_fd_set(n, fds.res_in);
	zero_fd_set(n, fds.res_out);
	zero_fd_set(n, fds.res_ex);
    
    // 调用select模型的核心函数do_select()
	ret = do_select(n, &fds, end_time);

	if (ret < 0)
		goto out;
	// 检测到有信号则系统调用退出，返回用户空间执行信号处理函数
	if (!ret) {
		ret = -ERESTARTNOHAND;
		if (signal_pending(current))
			goto out;
		ret = 0;
	}

	if (set_fd_set(n, inp, fds.res_in) ||
	    set_fd_set(n, outp, fds.res_out) ||
	    set_fd_set(n, exp, fds.res_ex))
		ret = -EFAULT;
// goto跳转的对应点
out:
	if (bits != stack_fds)
		kfree(bits);
out_nofds:
	return ret;
}

源码看过去，看起来有些多，对于C语言不太熟悉的小伙伴可能看的会一脸懵，但没关系，我们不去讲细了，重点理解其主干内容，上述源码分为如下几步：

  • ①先判断调用select()时，是否设置了超时时间：
    • 是：记录一下超时的时间点，并判断一下是否超时，超时则中断并返回。
    • 否：没有超时或没设置超时时间，则调用core_sys_select()函数。
  • ②计算出最大的文件描述符，然后采用开栈方式存储递交的参数值。
  • ③根据计算出的max_fds值，判断开栈空间能否可以存储递交的参数值：
    • 不能：调用内核的kmalloc分配器为fd_set_bits分配更大的空间（新分配的内存是在堆）。
    • 能：更改fd_set_bits中的指针指向，然后将递交的三个fd_set拷贝到内核空间。
  • ④上述工作全部已就绪后，调用select()函数中的核心函数：do_select()处理。

在上述过程中，理解起来并不复杂，唯一的疑惑点就在于多出了一个新的结构体：fd_set_bits，那它究竟是什么意思呢？先来看看它的定义：

typedef struct {
    unsigned long *in, *out, *ex;
    unsigned long *res_in, *res_out, *res_ex;
} fd_set_bits;

很明显，fd_set_bits是由六个元素组成的，这六个元素分别对应着六个位图，其中前三个则对应调用select()函数时递交的三个参数：readfds、writefds、exceptfds，而后三个则对应着select()执行完成之后返回的位图，为什么还需要有后面三个呢？

因为select()在遍历需要监听的文件描述符列表时，也需要三个对应的位图来记录哪些FD中是有数据的，因此也需要有三个位图对应着传入的三个位图，在select()执行完成后，如若有Socket中存在数据需要处理，那则会将这三个位图中对应的Socket位置进行置位，然后从内核空间再将其拷贝回用户空间，以供程序处理。

OK~，了解fd_set_bits结构后，对于core_sys_select函数中做的工作就自然理解了，一句话总结一下这个函数做的工作：

core_sys_select只不过是在为后面要调用的do_select()函数做准备工作而已。

当然，在上述的core_sys_select函数中还涉及到两个函数：get_fd_set()、set_fd_set()，其实现如下：

// 调用了copy_from_user()函数，也就是从用户空间拷贝数据到内核空间
static inline
int get_fd_set(unsigned long nr, void __user *ufdset, unsigned long *fdset)
{
	nr = FDS_BYTES(nr);
	if (ufdset)
		return copy_from_user(fdset, ufdset, nr) ? -EFAULT : 0;

	memset(fdset, 0, nr);
	return 0;
}

// 调用了__copy_to_user()函数，也就是将数据从内核空间拷贝回用户空间
static inline unsigned long __must_check
set_fd_set(unsigned long nr, void __user *ufdset, unsigned long *fdset)
{
	if (ufdset)
		return __copy_to_user(ufdset, fdset, FDS_BYTES(nr));
	return 0;
}

从最终调用的copy_from_user()、copy_to_user()两个函数中就能得知，这就是用于用户空间与内核空间之间数据拷贝的函数而已。

那么再来看看select()的核心函数do_select()吧，先上源码：

int do_select(int n, fd_set_bits *fds, struct timespec *end_time)
{
	ktime_t expire, *to = NULL;
	// -------- 核心结构：poll_wqueues -------------
	struct poll_wqueues table;
	poll_table *wait;
	int retval, i, timed_out = 0;
	unsigned long slack = 0;
    
    // 先获取一下最大的文件描述符
	rcu_read_lock();
	retval = max_select_fd(n, fds);
	rcu_read_unlock();
    // 如果获取到的值为负数，则返回select()执行过程中错误
	if (retval < 0)
		return retval;
	n = retval;
    
    // 初始化poll_wqueues结构体中的poll_table，并更改__pollwait的指针指向
	poll_initwait(&table);
	wait = &table.pt;
	
	// 如果系统调用select()函数时，设置的超时时间为0，
	// 那么赋值timed_out = 1，表示未获取到事件的情况下不阻塞，直接返回。
	if (end_time && !end_time->tv_sec && !end_time->tv_nsec) {
		wait = NULL;
		timed_out = 1;
	}
    
    // 如果设置了超时时间，则预估一下还剩下多少时间
	if (end_time && !timed_out)
		slack = estimate_accuracy(end_time);

	retval = 0; // 这个是最终返回的值
	// 开启轮询，这里是核心！！！
	for (;;) {
		unsigned long *rinp, *routp, *rexp, *inp, *outp, *exp;
        
        // 对于每个需要监听的fd，向其等待队列中注册后一个entry
		set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
        
        // 准备工作
		inp = fds->in; outp = fds->out; exp = fds->ex;
		rinp = fds->res_in; routp = fds->res_out; rexp = fds->res_ex;
		for (i = 0; i < n;   rinp,   routp,   rexp) {
			unsigned long in, out, ex, all_bits, bit = 1, mask, j;
			unsigned long res_in = 0, res_out = 0, res_ex = 0;
			const struct file_operations *f_op = NULL;
			struct file *file = NULL;
            
            // 做一次位或操作，对于并集为0的FD直接忽略
            // （在前面分析过，只有置位=1的，才代表这个FD需要被监听事件）
			in = *inp  ; out = *outp  ; ex = *exp  ;
			all_bits = in | out | ex;
			if (all_bits == 0) {
				i  = __NFDBITS;
				continue;
			}
            
            // 内层循环：开始对需要监听的FD进行扫描（核心中的核心！！）
			for (j = 0; j < __NFDBITS;   j,   i, bit <<= 1) {
				int fput_needed;
				if (i >= n)
					break;
				if (!(bit & all_bits))
					continue;
				file = fget_light(i, &fput_needed);
				// 这里是重点：主要做了f_op->poll这个操作（具体含义后面细聊）
				if (file) {
					f_op = file->f_op;
					mask = DEFAULT_POLLMASK;
					// 检测对应的FD是否能够进行IO操作
					if (f_op && f_op->poll)
					    // 会调用具体设备的poll()方法
						mask = (*f_op->poll)(file, retval ? NULL : wait);
					fput_light(file, fput_needed);
					
					// 判断对应的文件描述符目前的状态
					// 如果是可读状态，则将其res_in集合对应的坑位置1
					if ((mask & POLLIN_SET) && (in & bit)) {
						res_in |= bit;
						retval  ;
					}
					// 如果是可写状态，则将其res_out集合.......
					if ((mask & POLLOUT_SET) && (out & bit)) {
						res_out |= bit;
						retval  ;
					}
					if ((mask & POLLEX_SET) && (ex & bit)) {
						res_ex |= bit;
						retval  ;
					}
				}
			}
			// 对于监听到有数据的FD，赋值给之前要返回的位图中
			if (res_in)
				*rinp = res_in;
			if (res_out)
				*routp = res_out;
			if (res_ex)
				*rexp = res_ex;
			cond_resched();
		}
		// 如果扫描到了活跃FD、或出现超时、出现唤醒信号以及指向碰到错误
		// 中断循环扫描，返回到之前的core_sys_select()函数中
		// 如若是被唤醒或超时了，则会重新扫描一次所有FD
		wait = NULL;
		if (retval || timed_out || signal_pending(current))
			break;
		if (table.error) {
			retval = table.error;
			break;
		}

		// 第一次循环时，如果设置了超时时间，那么则将时间赋值给to指针
		if (end_time && !to) {
			expire = timespec_to_ktime(*end_time);
			to = &expire;
		}
        /* 未扫描到活跃的FD，则调用schedule_hrtimeout_range函数，
        函数作用：让当前程序进入睡眠，让出CPU资源，避免无效扫描浪费CPU，
        调用时传入了to，这是调用时指定的阻塞时间，超时则返回0，
        如果在睡眠过程中，被socket唤醒则返回-EINTR  */
		if (!schedule_hrtimeout_range(to, slack, HRTIMER_MODE_ABS))
			timed_out = 1; // 睡眠超时后置1，方便后面退出循环返回到上层
	}
	__set_current_state(TASK_RUNNING);
    
    // 清理各个驱动程序的等待队列头，
    // 同时释放所有空出来的poll_table_page页(包含的poll_table_entry)
	poll_freewait(&table);
    
    // 返回扫描到的活跃FD数量
	return retval;
}

对于源码的执行过程，在上面都已给出了相关注释，但看起来有些费力，我们稍后再去总结一遍，但在此之前我们需要先理解两个内容：活跃FD数、poll_wqueues结构体。

活跃FD数：表示有事件发生的文件描述符，比如一个网络套接字中有数据可读，那么这个Socket对应的FD则可记为一次活跃数。如果一个FD同时触发了两个事件，那么则会计算两次活跃数。

poll_wqueues结构体则属于do_select()函数中的一个核心结构，定义如下：

// 位于include/linux/poll.h文件中
struct poll_wqueues {
    // 驱动注册，回调函数__pollwait的指针
    poll_table pt;
    // 如果下面的inline_entries不够 就会需要
    struct poll_table_page * table;
    int error;
     // 记录下面的table使用过的下标
    int inline_index;
    // 对应下述的poll_table_entry结构
    struct poll_table_entry inline_entries[N_INLINE_POLL_ENTRIES];
};

// 加入等待队列的节点
struct poll_table_entry {
	struct file * filp;
	wait_queue_t wait;
	wait_queue_head_t * wait_address;
};

// 回调函数的指针
typedef struct poll_table_struct {
    poll_queue_proc qproc;
} poll_table;

对于这个结构体而言，核心就在于其中的pt成员，它是poll_table类型的，不过想要理解它，那首先必须明白一个知识点：

当某个进程需要对一个IO设备（例如socket）进行读写时，如果发现此设备的数据暂且还未就绪，所以不能进行读写操作，当前进程就需要阻塞等待。为了实现阻塞进程，那每个socket/IO设备都有个等待队列，当进程需要阻塞等待数据时，就可以将该进程添加到对应的等待队列中进行休眠，当socket数据就绪后，再唤醒队列中的进程。

而poll_table结构就是为了将进程添加到等待队列中而创造的，在上述源码中调用poll_initwait()函数后，就会将poll_wqueues中的poll_table成员的poll_queue.proc设置为__pollwait()回调函数，当后续执行到f_op->poll()时会调用poll_wait()函数，最终就会执行到这里设置的__pollwait()回调，这两个函数实现如下：

// 将当前进程添加到wait参数指定的等待列表(poll_table)中
poll_wait(struct file *filp, wait_queue_head_t *queue, poll_table *wait)
{
	if (p && wait_address)
		p->qproc(filp, wait_address, p);
}

// 设置唤醒回调函数为pollwake函数，并将poll_table_entry.wait加入等待队列
static void __pollwait(struct file *filp, wait_queue_head_t *wait_address,
				poll_table *p)
{
    struct poll_wqueues *pwq = container_of(p, struct poll_wqueues, pt);
	struct poll_table_entry *entry = poll_get_entry(p);
	if (!entry)
		return;
	get_file(filp);
	entry->filp = filp;
	// 设置等待队列头
	entry->wait_address = wait_address;
	// 设置关注的事件
	entry->key = p->key;
	// 设置等待队列节点的回调函数为pollwake()
	init_waitqueue_func_entry(&entry->wait, pollwake);
	// 私有数据 poll_wqueues
	entry->wait.private = pwq;
	// 将 poll_table_entry 添加到对应的等待队列上
	add_wait_queue(wait_address, &entry->wait);
}

OK~，到这里看的可能会有些懵，因为这是跟后续的唤醒动作有关的，待会儿结合具体的设备驱动一起来理解，现在咱们重点先分析一下do_select()函数的核心过程：

  • ①准备阶段：获取最大文件描述符值、设置阻塞回调、处理超时时间等。
  • ②开启轮询，将不需要监听的FD忽略，需要监听的FD都向其等待队列注册一个entry。
  • ③开启循环将所有需要监听的FD全部扫描一遍，判断FD对应的设备是否有数据可读写：
    • 有：直接跳到步骤⑤。
    • 没有：内核调用schedule让当前进程睡眠xx秒，让出cpu进入阻塞。
  • ④如果有FD主动唤醒了当前进程，或xx秒后自己醒了，再次跳回步骤③。
  • ⑤如果从文件描述符集合中扫描到了有数据可读写的FD，记录相应的活跃个数。
  • ⑥将就绪事件结果保存在fds的res_in、res_out、res_ex集合中，然后调用poll_freewait()函数移除各个驱动程序的等待队列头，最后返回对应的活跃FD数。

do_select()函数的核心流程总结给出来了，其实粗略理解起来也不难，唯一有些绕的估计就是进程阻塞/唤醒这块的内容，下面重点来说一下这块。

在do_select()中，扫描FD时有一个核心操作：
mask = (*f_op->poll)(file, retval ? NULL : wait);
在这步操作中，会调用文件描述符对应设备的poll检测当前是否能够进行IO操作，那么对于网络Socket套接字而言，调用poll之后，对应的接口就是sock_poll()，其定义位于net/ipv4/，如下：

static unsigned int sock_poll(struct file *file, poll_table * wait)
{
    struct socket *sock;
 
    sock = socki_lookup(file->f_dentry->d_inode);
    return sock->ops->poll(file, sock, wait);
}

实现很简单，首先会通过socki_lookup()函数将文件描述符转换为具体的Socket套接字，然后会调用该socket.poll()函数，例如这里的套接字是TCP类型的，那么对应的实现就是tcp_poll()函数：

// 位于net/ipv4/tcp/目录下
unsigned int tcp_poll(struct file *file, struct socket *sock, poll_table *wait)
{
	unsigned int mask;
	struct sock *sk = sock->sk;
	struct tcp_sock *tp = tcp_sk(sk);

	poll_wait(file, sk->sk_sleep, wait);
	if (sk->sk_state == TCP_LISTEN)
		return inet_csk_listen_poll(sk);
    // 用mask来记录socket数据是否可被读写
	mask = 0;
	// 开始进行判断
	if (sk->sk_err)
		mask = POLLERR;
	if (sk->sk_shutdown == SHUTDOWN_MASK || sk->sk_state == TCP_CLOSE)
		mask |= POLLHUP;
	if (sk->sk_shutdown & RCV_SHUTDOWN)
		mask |= POLLIN | POLLRDNORM | POLLRDHUP;
	if ((1 << sk->sk_state) & ~(TCPF_SYN_SENT | TCPF_SYN_RECV)) {
		int target = sock_rcvlowat(sk, 0, INT_MAX);

		if (tp->urg_seq == tp->copied_seq &&
		    !sock_flag(sk, SOCK_URGINLINE) &&
		    tp->urg_data)
			target--;
		if (tp->rcv_nxt - tp->copied_seq >= target)
			mask |= POLLIN | POLLRDNORM;

		if (!(sk->sk_shutdown & SEND_SHUTDOWN)) {
			if (sk_stream_wspace(sk) >= sk_stream_min_wspace(sk)) {
				mask |= POLLOUT | POLLWRNORM;
			} else {  /* send SIGIO later */
				set_bit(SOCK_ASYNC_NOSPACE,
					&sk->sk_socket->flags);
				set_bit(SOCK_NOSPACE, &sk->sk_socket->flags);

				/* Race breaker. If space is freed after
				 * wspace test but before the flags are set,
				 * IO signal will be lost.
				 */
				if (sk_stream_wspace(sk) >= sk_stream_min_wspace(sk))
					mask |= POLLOUT | POLLWRNORM;
			}
		}
		if (tp->urg_data & TCP_URG_VALID)
			mask |= POLLPRI;
	}
	// 最终返回当前socket是否可被读写
	return mask;
}

在这个函数中，首先会调用poll_wait()函数将当前进程添加到wait等待列表中，然后检测socket目前数据是否可以被读写，最终通过mask变量来记录当前套接字的数据是否可被读写，如果可读写会将对应的FD记录为活跃状态。如若不可读写则会先返回，然后等当前进程遍历完所有FD后，所有的FD都不能进行I/O操作的情况下，当前进程则会进入休眠阻塞状态。

如果进程陷入休眠阻塞状态后，它被再次唤醒只有两种情况：
①为进程设置的休眠时间到了自己醒来。
②由对应的驱动设备主动唤醒。

第一种情况都懂就不聊了，重点来说说第二种，这种唤醒则是由I/O设备决定的，之前分析__pollwait函数时，在最后调用了add_wait_queue(wait_address, &entry->wait)函数，在对应的等待队列上插入了一个entry，那当I/O设备的数据就绪后，就会去遍历等待队列找到这个entry，然后会调用设置好的pollwake()回调函数唤醒对应的进程。此时由于数据已经准备好了，所以当select被唤醒后，自然就能扫描到对应的FD变为了可读写状态，然后返回给用户态的程序。

当然，对于唤醒这块的具体实现位于/sys/wait.h、wait.c文件中，感兴趣的可自行研究。

至此，select()函数被调用后，在内核具体是如何工作的，整个源码流程也就大致分析清楚了，现在咱们会简单总结一下，梳理清楚完整流程。

4.6、select底层原理小结

   在经过上述一系列分析后，我们大致摸透了select()运行的底层原理，但估摸着大家看下来都有一点云里雾里的感觉，因此再简单的写一个完整流程的总结：

  • ①外部调用select()函数，传入最大文件描述符值、三个FD集合以及超时时间。
  • ②用六个位图组成的fd_set_bits结构存储传入的FD集合，用kmalloc为其分配栈空间。
  • ③将用户态传递的fd_set拷贝到内核空间，紧接着调用do_select()函数。
  • ④获取传入的最大文件描述符值、设置阻塞回调函数、处理超时时间等。
  • ⑤开启轮询，将不需要监听的FD忽略，需要监听的FD都向其等待队列注册一个entry。
  • ⑥开启循环将所有需要监听的FD全部扫描一遍，判断FD对应的设备是否有数据可读写：
    • 有：直接跳到步骤⑧。
    • 没有：内核调用schedule让当前进程睡眠xx秒，让出cpu进入阻塞。
  • ⑦如果有FD主动唤醒了当前进程，或xx秒后自己醒了，再次跳回步骤⑥。
  • ⑧如果从文件描述符集合中扫描到了有数据可读写的FD，记录相应的活跃个数。
  • ⑨将就绪事件结果保存在fds的res_in、res_out、res_ex集合中，然后调用poll_freewait()函数移除各个驱动程序的等待队列头，最后返回对应的活跃FD数。
  • ⑩将扫描到的FD从内核拷贝会用户态空间，同时向程序返回已触发的事件数。

其实整个流程下来，select分析的内容颇多，这是因为它也是后续两个函数的基础，把它的过程弄明白了，在分析后面的函数时，过程也是换汤不换药的，步骤都大致相同。

4.7、select的缺点分析与思考

   详细了解了select()函数后，再来想想它有哪些不足的地方呢？

①由32个long元素组成的fd_set，最大只能表示1024位，因此最多只能监听1024个socket，所以对于高并发的I/O场景很难提供支持。

②因为监听FD的工作是内核完成的，所以每次调用select()时，都需将FD集合从用户态拷贝到内核态空间，这个过程开销会较大。

③当监听的FD集合中，某个Socket上有数据可读写后，会唤醒陷入睡眠的select，但select醒来后也不知道那个FD有数据，因此会重新将整个集合遍历一次，造成了很大程度上的浪费。

④每次调用select函数时，由于需要监听的文件描述符不同，所以需要构建新的fd_set集合，也就是上一次使用过的fd_set不可被重用，造成较大的资源开销。

上述四点，则是select多路复用模型的四个致命缺陷，由于这些原因导致它并不适合于一些高性能的场景，因此才有后续的poll、epoll等模型出现。

但在分析其他两个函数之前，再思考一个问题，假设此时CPU正在处理一个IO数据，但此刻另外一个Socket上也来了数据，那么这个数据会被丢弃吗？

答案是不会的，因为有专门用于处理I/O数据的硬件：DMA控制器以及网卡，在网络连接到来时，如果CPU正在处理另外一条网络连接的数据，新连接的网络数据并不会被丢弃，而是会由网卡将数据接收并放入内核缓冲区。同理，如果是本地IO，则会由DMA控制器处理。

五、多路复用函数 - poll()

   poll函数则是基于select函数创造出来的，其实它和select的区别不大，唯一一点区别就在于：核心结构不同了，在poll中出现了一种新的结构体pollfd，它不存在最大数量的限制。但其实poll的性能与select差距是不大的，因此可以将poll理解成增强版select。

5.1、poll()函数的定义

poll的定义也和select相差不大，准确来说，所有的多路复用函数定义都差不多，如下：

int poll(struct pollfd* fds, nfds_t nfds, int timeout);

相较之前的select函数，poll的入参少了两个，这是因为在其中将结构体优化成了pollfd，关于这点待会儿聊。先看看三个入参：

  • fds：这是由pollfd组成的数组，数组每个元素表示要监听的文件描述符及相应的事件。
  • nfds：这里表示数组中一共传了多少个元素。
  • timeout：这个参数很好理解，表示未获取到就绪事件时，允许的等待时间。

然后再看看这个函数的返回，也是一个int值，和select函数的返回值含义相同，也包括后续会分析的epoll，返回值也是int类型，其含义也都一样。

5.2、poll()的核心结构体：pollfd

紧接着再来看看poll的结构体：pollfd，其定义如下：

struct pollfd{
  int fd;
  short events;
  short revents;
};

这个结构体中有三个成员，分别对应着：文件描述符、需要监听的事件以及触发的事件，其中fd、events是在调用时就需传入的，而revents则是由内核监听到事件触发后填充的。

5.3、poll()底层源码分析

   了解了pollfd结构之后，对于poll()的使用方式和select大致相同，所以不再举例说明，接下来再看看poll()的源码过程，其实过程也大致与select相似，并且其实现也同样位于select.c文件中，执行流程如下：

sys_poll → SYSCALL_DEFINE3 → do_sys_poll → do_poll → f_op->poll

整个过程中，最核心的就是do_poll()函数，但先来看看前面的函数实现：

// 位于fs/select.c文件中（sys_select函数）
SYSCALL_DEFINE3(poll, struct pollfd __user *, ufds, unsigend int, 
    nfds, long, timeout_msesc)
{
	struct timespec end_time, *to = NULL;
	int ret;
    // 判断是否传入了超时时间，如果传入了则进行相应的超时处理
	if (timeout_msesc > 0) {
		to = &end_time;
		poll_select_timeout(to, timeout_msesc / MSEC_PER_SEC,
		    NSEC_PER_MSEC * (timeout_msecs % MSEC_PER_SEC));
	}
	   
	// 调用最为核心的 do_sys_poll()函数
	ret = do_sys_poll(n, inp, outp, exp, to);
    
    if (ret == -EINTR) {
        struct restart_block *restart_block;
        
        restart_block = &current_thread_info()->restart_block;
        restart_block->fn = do_restart_poll;
        restart_block->poll.ufds = ufds;
        restart_block->poll.nfds = nfds;
        
        if (timeout_msesc >= 0) {
            restart_block->poll.tv_sec = end_time.tv_sec;
            restart_block->poll.tv_nsec = end_time.tv_nsec;
            restart_block->poll.has_timeout = 1;
        } else 
            restart_block->poll.has_timeout = 0;
    
        ret = -ERESTART_REESTARTBLOCK;
    }
	return ret;
}

这个函数仅是过渡的作用，稍微做了一些辅助工作，然后就直接调用了do_sys_poll，那么再来看看这个，源码实现如下：

int do_sys_poll(struct pollfd __user *ufds, unsigned int nfds,
		struct timespec *end_time)
{   
    // 这里依旧用到了poll_wqueues结构
	struct poll_wqueues table;
 	int err = -EFAULT, fdcount, len, size;
	// 这里和select相同，采用栈方式存储用户态传递的数据
	// 同时在这里是基于long做了对齐填充的，能够充分利用局部性原理
	long stack_pps[POLL_STACK_ALLOC/sizeof(long)];
	// poll_list是新的结构体：本质上是一个单向链表
	struct poll_list *const head = (struct poll_list *)stack_pps;
 	struct poll_list *walk = head; // 定义链表头结点
 	unsigned long todo = nfds;

	if (nfds > current->signal->rlim[RLIMIT_NOFILE].rlim_cur)
		return -EINVAL;

	len = min_t(unsigned int, nfds, N_STACK_PPS);
	// 将用户空间传入的所有FD，以链表的形式填充在poll_list中
	for (;;) {
		walk->next = NULL;
		walk->len = len;
		if (!len)
			break;
        // 将用户态传递的数据拷贝到内核空间
		if (copy_from_user(walk->entries, ufds   nfds-todo,
					sizeof(struct pollfd) * walk->len))
			goto out_fds;

		todo -= walk->len;
		if (!todo)
			break;
        
        // 在这里如若空间不够，也会调用kmalloc分配更大的空间
		len = min(todo, POLLFD_PER_PAGE);
		size = sizeof(struct poll_list)   sizeof(struct pollfd) * len;
		walk = walk->next = kmalloc(size, GFP_KERNEL);
		if (!walk) {
			err = -ENOMEM;
			goto out_fds;
		}
	}
    // 这里依旧调用了poll_initwait函数做了初始化工作
	poll_initwait(&table);
	// 然后这里是重点：调用了do_poll()函数对FD做监听
	fdcount = do_poll(nfds, head, &table, end_time);
	// 善后工作：清空各设备等待队列上的节点信息
	poll_freewait(&table);
    
	for (walk = head; walk; walk = walk->next) {
		struct pollfd *fds = walk->entries;
		int j;
        // 这是最后的工作：将监听到的事件填充到revents中，
        // 然后通过__put_user写回用户态空间，最后利用goto跳转返回
		for (j = 0; j < walk->len; j  , ufds  )
			if (__put_user(fds[j].revents, &ufds->revents))
				goto out_fds;
  	}

	err = fdcount;
out_fds:
	walk = head->next;
	while (walk) {
		struct poll_list *pos = walk;
		walk = walk->next;
		kfree(pos);
	}

	return err;
}

在这里面，其实就是将之前的do_select()函数的工作拆开了，拆为了do_sys_poll、do_poll两个函数实现，其他过程大致与do_select函数相同，不同点在于这里面又出现了一个新的结构体：poll_list，定义如下：

struct poll_list {
    struct poll_list *next;
    int len;
    struct pollfd entries[0];
};

从上述结构体的成员很明显就可看出，这是一个典型的单向的数组链表结构，第一个成员代表下一个节点（数组链表）是谁，第二个成员代表后面可变长数组的元素数量，第三个成员则是一个变长数组，里面存放当前这段内存上的pollfd。

对于这个变长数组大家会存在些许疑惑，明明上面定义的长度为[0]，为何可以变长呢？这是利用到了C语言里的数组拓展技术，感兴趣的可点击>>这里<<详细了解。

同时，对于“数组链表结构”大家可能有些许疑惑，链表、数组这是两个结构，为何会被组合在一块呢？这是由于poll中，会先采用栈上分配的方式存储pollfd，但是当用户态传入的pollfd过多时，栈上内存可能不太够用，因此就会调用kmalloc分配新的内存，而前面分析select时提过：kmalloc分配的新空间是基于堆内存的，所以此时poll就会同时使用多块内存，示意图如下：
poll_list

也就是说：如果栈上能存储用户空间传递的pollfd，那么只会出现一个poll_list在栈上，如果存储不下则会有多个，除开第一个数组外，其他的都在堆上，因此poll_list结构中的指针会指向另外一个数组。

OK~，弄明白了poll_list结构体后，对于do_sys_poll函数的执行流程就不再重复了，大家可参考我源码中给出的备注，下面直入主题，一起来看看do_poll()函数会做什么工作：

static int do_poll(unsigned int nfds,  struct poll_list *list,
		   struct poll_wqueues *wait, struct timespec *end_time)
{   
    // 在这里会注册等待阻塞时的回调函数
	poll_table* pt = &wait->pt;
	ktime_t expire, *to = NULL;
	int timed_out = 0, count = 0;
	unsigned long slack = 0;

	// 处理超时时间
	if (end_time && !end_time->tv_sec && !end_time->tv_nsec) {
		pt = NULL;
		timed_out = 1;
	}
	if (end_time && !timed_out)
		slack = estimate_accuracy(end_time);
    
    // 开启轮询：一直监听所有的pollfd
	for (;;) {
		struct poll_list *walk;

		set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
		// 外层循环：遍历所有的poll_list
		for (walk = list; walk != NULL; walk = walk->next) {
			struct pollfd * pfd, * pfd_end;
			pfd = walk->entries;
			pfd_end = pfd   walk->len;
			// 内存循环：遍历poll_list.entries数组中的所有pollfd
			for (; pfd != pfd_end; pfd  ) {
				// 对于每个pollfd对应的驱动的poll()
				if (do_pollfd(pfd, pt)) {
					// 返回值不为0，表示当前FD有数据可读写，count  
					count  ;
					pt = NULL;
				}
			}
		}
		// 这里是防止下次循环时再次注册等待队列
		pt = NULL;
		if (!count) {
			count = wait->error;
			if (signal_pending(current))
				count = -EINTR;
		}
		if (count || timed_out)
			break;

		// 在第一次循环时，如果设置了超时时间，那么做一次转换
		if (end_time && !to) {
			expire = timespec_to_ktime(*end_time);
			to = &expire;
		}
        
        // 如若没有FD出现读写事件，则让当前进程陷入睡眠阻塞状态
		if (!schedule_hrtimeout_range(to, slack, HRTIMER_MODE_ABS))
			timed_out = 1;
	}
	__set_current_state(TASK_RUNNING);
	// 最终返回扫描出的活跃FD数量
	return count;
}

其实在这个过程中，无非就是开启轮询对之前的poll_list进行遍历，然后会对每个pollfd调用do_pollfd函数，就是检测每个FD上数据是否可读写，如果所有pollfd都遍历完成后，依旧没有发现可读写的FD，则让当前进程睡眠阻塞，由于在函数最开始也设置了回调函数，因此当某个FD数据准备就绪后，会由对应的驱动程序唤醒poll。最后再把do_pollfd函数的实现放出来：

static inline unsigned int do_pollfd(struct pollfd *pollfd, poll_table *pwait)
{
    // 定义了一个mask接收FD的可读写状态
	unsigned int mask;
	int fd;

	mask = 0;
	fd = pollfd->fd;
	if (fd >= 0) {
		int fput_needed;
		struct file * file;

		file = fget_light(fd, &fput_needed);
		mask = POLLNVAL;
		if (file != NULL) {
			mask = DEFAULT_POLLMASK;
			// 在这里又再次对每个FD的poll进行了调用
			if (file->f_op && file->f_op->poll)
			    // 这行代码与之前select函数的相同
				mask = file->f_op->poll(file, pwait);
			/* Mask out unneeded events. */
			mask &= pollfd->events | POLLERR | POLLHUP;
			fput_light(file, fput_needed);
		}
	}
	pollfd->revents = mask;
	return mask;
}

这个函数的工作不出所料，的确就是对每个FD进行了询问：“你的数据可不可以让我进行读写操作呀”？剩下的工作与select函数后面的过程相同，因此不再继续分析，想要加深印象的再跳回select最后那段分析即可。

5.4、poll()总结与劣势浅谈

   到目前为止，关于多路复用模型中的poll()函数也分析明白了，其实有了select函数的基础后，对于poll而言，看起来相信应该是十分轻松的。当然，由于poll()函数的实现和select大致是相同的，因此也不再花费时间去对它进行总结。

相较于select而言，由于poll内部是基于数组链表构建的，所以没有select位图的限制，也就解决了select中最多只能监听1024个连接的缺陷。同时由于内核返回监听到的事件时，是通过pollfd.revents进行传递的，因此pollfd是可以被重用的，在下次使用时将pollfd.revents置零即可。但对于其他两点缺陷，在poll中也依旧存在，不过在epoll中却得到了解决，所以接下来重点分析epoll实现。

六、多路复用函数 - epoll()

   epoll也是IO多路复用模型中最重要的函数，几乎目前绝大部分的高性能框架，都是基于它构建的，例如Nginx、Redis、Netty等，所以对于掌握epoll知识的必要性显得越发重要。因为在你理解epoll之前，你只知道这些技术栈性能很高，但不清楚为什么，而你理解epoll之后，对于这些技术栈性能高的原因也就自然就懂了，那接下来我们一起聊聊epoll。

   epoll与之前的select、poll函数不同，它整个过程由epoll_create、epoll_ctl、epoll_wait三个函数组成，同时最关键的点也在于：epoll直接在内核中维护着一个FD集合，外部不再需要将整个要监听的FD集合拷贝到内核了，而是调用epoll_ctl函数进行管理即可。

对于Java-NIO中的JNI入口，和之前分析的思路相同，因此就不再进行演示，感兴趣的自己根据执行流程，打开相应的目录文件就可以看到。

接着重点看看epoll系列的函数定义。

6.1、epoll函数定义

   刚刚聊到过，epoll存在三个函数，它们的定义都位于sys/epoll.h文件中，那么接下来一个个瞧瞧，先看看epoll_create：

int epoll_create(int size);
int epoll_create1(int flags);

你没看错，create函数其实有两个，但对于入参为size的函数在很早之前就被弃用了，因此一般调用create函数都是在调用epoll_create1()，这个函数的作用是申请内核创建一个epollfd文件，同时申请一个eventpoll结构体（稍后讲），然后返回epollfd对应的文件描述符。最后再聊聊它的入参：

  • size：代表指定内核中维护的FD集合长度，2.6.8版本之后成为了动态集合，被弃用。
  • flags：这个参数主要有两个传递值：
    • 0：正常创建epollfd传入的值。
    • EPOLL_CLOEXEC：当fork子进程时，子进程不会包含epoll的fd（多进程epoll时使用）。

了解了create函数后，再来看看epoll_ctl函数的定义：

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

先来说说ctl函数的作用吧，这个函数主要就是对于内核维护的epollfd集合进行增删改操作，参数释义如下：

  • epfd：表示指定要操作的epollfd。
  • op：表示当前要进行的操作，选项如下：
    • EPOLL_CTL_ADD：注册操作，代表要往内核维护的集合中新增一个epollfd。
    • EPOLL_CTL_MOD：修改操作，代表要更改某个epollfd所对应的事件。
    • EPOLL_CTL_DEL：删除操作，代表要哦承诺内核的集合中移除一个epollfd。
  • fd：表示epollfd对应的文件描述符。
  • event：表示当前描述符的事件队列。

最后看看epoll_wait函数的定义：

int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event* evlist, int maxevents, int timeout);

这个函数的作用就类似于之前的select、poll，调用之后会阻塞等待至I/O事件发生，参数释义如下：

  • epfd：表示一个等待事件发生的epollfd。
  • evlist：这里用于接收内核已监听到的事件集合。
  • maxevents：指上述集合出现就绪事件时，一次能够拷贝的最大长度。
    • 如果上述集合中的就绪事件小于该值，则一次性全部拷贝过来。
    • 如果上述集合中的就绪事件大于该值，则一次最多拷贝maxevents个事件。
  • timeout：这个参数和之前的select、poll相同，指定超时时间。

OK，简单了解三个函数后，大家需牢记的一点是：这三个函数都是配套使用的，遵循上述的顺序，以create、ctl、wait这种方式依次进行调用，然后就能对一或多个文件描述符进行监听。当然，对于调用后究竟发生了什么？我们接下来通过源码的方式去揭开面纱。

6.2、epoll的核心结构体

   在epoll中存在两个核心结构体：epoll_event、eventpoll，这两个结构体贯穿了epoll整个流程，这里先简单看看它们的定义：

struct epoll_event
{
  // epoll注册的事件
  uint32_t events; 
  // 这个可以理解成epoll要监听的FD详细结构体
  epoll_data_t data;
} __attribute__ ((__packed__));

// 上述data成员的结构定义
typedef union epoll_data
{
    // 自定义的附带信息，一般传事件的回调函数，当事件发生时，
    // 通过回调函数将事件添加到list上（Java-Linux-AIO的实现原型）
    void *ptr;
    // 要监听的描述符对应
    int fd;
    uint32_t u32;
    uint64_t u64;
} epoll_data_t;

上述的epoll_event简单来说，可以将其理解成由“文件描述符-需要监听的事件”组成的键值对结构，其中data是文件描述符的详细结构（可以理解成对应着一个FD），而events则代表着该FD需要监听的事件，这些事件是在调用epoll_ctl函数时，由用户态程序指定的，主要有下述一些事件项：

  • EPOLLIN：表示文件描述符可读。
  • EPOLLOUT：表示文件描述符可写。
  • EPOLLPRI：表示文件描述符有带外数据可读。
  • EPOLLERR：表示文件描述符发生错误。
  • EPOLLHUP：表示文件描述符被挂断。
  • EPOLLET：将 EPOLL 设为边缘触发(Edge Trigger)模式（后续分析）。
  • EPOLLONESHOT：表示对这个文件描述符只监听一次事件。

简单有个概念之后，再来看看另外一个核心结构体eventpoll：

struct eventpoll {
    // 这个是一把自旋锁（多线程Epoll时使用）
    spinlock_t lock;
    // 这个是一把互斥锁（多线程Epoll时使用）
    // 添加、修改、删除、监听、返回时都会使用这把锁确保线程安全
    struct mutex mtx;
    // 调用epoll_wait()时, 会在这个等待队列上休眠阻塞
	wait_queue_head_t wq;
	// 这个是用于epollfd本身被poll时使用（一般用不上）
	wait_queue_head_t poll_wait;
    // 存储所有I/O事件已经就绪的FD链表
    struct list_head rdllist;
    // 红黑树结构：存放所有需要监听的节点
    struct rb_root rbr;
    // 一个连接着所有树节点的单向链表
    struct epitem *ovflist;
    // 这里保存一些用户变量, 如fd监听数量的最大值等
   	struct user_struct *user;
};

struct epitem {
    // 红黑树节点（red_black_node的缩写）
    struct rb_node rbn;
    // 链表节点，方便存储到eventpoll.rdllist中
    struct list_head rdllink;
    // 下一个节点指针
    struct epitem *next;
    // 当前epitem对应的fd
    struct epoll_filefd ffd;
    // 这两个不太懂，似乎跟等待队列有关
    int nwait;
    struct list_head pwqlist;
    // 当前epitem属于那个eventpoll
    struct eventpoll *ep;
    // 链表头
    struct list_head fllink;
    // 当前epitem对应的事件（FD需要监听的事件）
    struct epoll_event event;
};

在前面提到过，epoll舍弃了select、poll函数中的思想，不再从用户态全量拷贝FD集合到内核，而是自己在内核中维护了一个FD集合，而对于FD的管理则是基于eventpoll结构实现的，eventpoll主要负责管理epoll事件，在其内部主要有三个成员需要咱们重点关注：

  • list_head rdllist：存放所有I/O事件已就绪的列表。
  • rb_root rbr：用于存放注册时epollfd描述符的红黑树结构。
  • wait_queue_head_t wq：休眠阻塞时的等待队列。

当然，对于这个结构体在后续源码中会经常看到，因此稍后会结合源码理解。

6.3、Epoll源码深度历险

   整个Epoll机制由于是三个函数组成的，因此调试源码时则需要依次调试，我们依旧按照epoll的调用顺序对其源码进行剖析。

6.3.1、epoll_create()函数源码分析

epoll_create()函数对应的系统调用为SYSCALL_DEFINE1()，展开后则对应着内核的sys_epoll_create函数，如下：

SYSCALL_DEFINE1(epoll_create, int, size)
{
    if (size <= 0)
        return -EINVAL;
    // 直接调用了create1函数
    return sys_epoll_create1(0);
}

从上述这点即可看出，为何说size入参实际上在后续的版本被弃用了，因为无论传入的size等于多少，本质上只会判断一下是否小于0，然后就调用了create1()函数，入参则被写死为0了。接着来看看sys_epoll_create1()：

SYSCALL_DEFINE1(epoll_create1, int, flags)
{
    int error;
    struct eventpoll *ep = NULL;//主描述符
    // 检查一下常量一致性（没啥用）
    BUILD_BUG_ON(EPOLL_CLOEXEC != O_CLOEXEC);
    // 判断一下flags是否传递了CLOEXEC
    if (flags & ~EPOLL_CLOEXEC)
        return -EINVAL;
    // 创建一个eventpoll并为其分配空间，分配出错则直接返回执行错误
    error = ep_alloc(&ep);
    if (error < 0)
        return error;
    // 这里是创建一个匿名真实的FD并与eventpoll关联（稍后细聊）
    error = anon_inode_getfd("[eventpoll]", &eventpoll_fops, ep,
                 O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC));
    // 如果前面匿名FD创建失败，释放之前为ep分配的空间
    if (error < 0)
        ep_free(ep);
    // 返回匿名FD或错误码
    return error;
}

static int ep_alloc(struct eventpoll **pep)
{
	int error;
	struct user_struct *user;
	struct eventpoll *ep;
    // 调用kzalloc为ep分配空间
	user = get_current_user();
	error = -ENOMEM;
	ep = kzalloc(sizeof(*ep), GFP_KERNEL);
	if (unlikely(!ep))
		goto free_uid;
    // 对ep的每个成员进行初始化
	spin_lock_init(&ep->lock);
	mutex_init(&ep->mtx);
	init_waitqueue_head(&ep->wq);
	init_waitqueue_head(&ep->poll_wait);
	INIT_LIST_HEAD(&ep->rdllist);
	ep->rbr = RB_ROOT;
	ep->ovflist = EP_UNACTIVE_PTR;
	ep->user = user;

	*pep = ep;
	DNPRINTK(3, (KERN_INFO "[%p] eventpoll: ep_alloc() ep=%p\n",
		     current, ep));
	return 0;
// 分配空间失败时，清空之前的初始化值，返回错误码
free_uid:
	free_uid(user);
	return error;
}

sys_epoll_create1()源码也并不复杂，总共就两步：

  • ①调用ep_alloc()函数创建并初始化一个eventpoll对象。
  • ②调用anon_inode_getfd()函数把eventpoll对象映射到一个FD上，并返回这个FD。

不过对于第二步，这玩意儿说起来也比较复杂，想深入研究的可以看看 Linux创建匿名FD 的知识，我们这里就简单的概述一下：

由于epollfd本身在操作系统上并不存在真正的文件与之对应，所以内核需要为其分配一个真正的struct file结构，并且能够具备真正的FD，然后前面创建出的eventpoll对象则会作为一个私有数据保存在file.private_data指针上。这样做的目的在于：为了能够通过FD找到一个真实的struct file，并且能够通过这个file找到eventpoll对象，然后再通过eventpoll找到epollfd，从而能够形成一条“关系链”。

6.3.2、epoll_ctl()函数源码分析

epoll_create()函数的源码并不复杂，现在紧接着再来看看管理操作epoll的epoll_ctl()源码实现，这个函数与之对应的系统调用为SYSCALL_DEFINE4()，展开后则对应sys_epoll_ctl()，下面一起看看：

SYSCALL_DEFINE4(epoll_ctl, int, epfd, int, op, int, fd,
		struct epoll_event __user *, event)
{
	int error;
	struct file *file, *tfile;
	struct eventpoll *ep;
	struct epitem *epi;
	struct epoll_event epds;
    // 错误处理动作及从用户空间将epoll_event结构拷贝到内核空间
	DNPRINTK(3, (KERN_INFO "[%p] eventpoll: sys_epoll_ctl(%d, %d, %d, %p)\n",
		     current, epfd, op, fd, event));
	error = -EFAULT;
	if (ep_op_has_event(op) &&
	    copy_from_user(&epds, event, sizeof(struct epoll_event)))
		goto error_return;

	// 通过传入的epfd得到前面创建的真实struct file结构
	error = -EBADF;
	file = fget(epfd);
	if (!file)
		goto error_return;

	// 这里是获取到需要监听的FD对应的真实struct file结构
	tfile = fget(fd);
	if (!tfile)
		goto error_fput;

	// 判断一下要监听的目标设备是否实现了poll逻辑
	error = -EPERM;
	if (!tfile->f_op || !tfile->f_op->poll)
		goto error_tgt_fput;

	// 判断一下传递的epfd是否有对应的eventpoll对象
	error = -EINVAL;
	if (file == tfile || !is_file_epoll(file))
		goto error_tgt_fput;

	// 根据private_data指针获取其中存放的eventpoll对象（上面聊过的）
	ep = file->private_data;
    
    // 接下来的操作会开始对内核中的结构进行修改，先加锁确保操作安全
	mutex_lock(&ep->mtx);
    // 先从红黑树结构中，根据FD查找一下对应的节点是否存在
	epi = ep_find(ep, tfile, fd);
	error = -EINVAL;
	// 开始判断用户具体要执行何种操作
	switch (op) {
	// 如果是要注册（向内核添加一个FD）
	case EPOLL_CTL_ADD:
	    // 先判断之前是否已经添加过一次当前FD
		if (!epi) {
		    // 如果没有添加，则调用ep_insert()函数将当前fd注册
			epds.events |= POLLERR | POLLHUP;
			error = ep_insert(ep, &epds, tfile, fd);
		} else // 之前这个FD添加过一次，则返回错误码，不允许重复注册
			error = -EEXIST;
		break;
	// 如果是删除（从内核中移除一个FD）
	case EPOLL_CTL_DEL:
	    // 如果前面从红黑树中能找到与FD对应的节点
		if (epi)
		    // 调用ep_remove()函数移除相应的节点
			error = ep_remove(ep, epi);
		else // 如果红黑树上都没有FD对应的节点，则无法移除，返回错误码
			error = -ENOENT;
		break;
	// 如果是修改（修改内核中FD对应的事件）
	case EPOLL_CTL_MOD:
	    // 和上面的删除同理，调用ep_modify()修改FD对应的节点信息
		if (epi) {
			epds.events |= POLLERR | POLLHUP;
			error = ep_modify(ep, epi, &epds);
		} else // 树上没有对应的节点，依旧返回错误码
			error = -ENOENT;
		break;
	}
	// 修改完成之后，为了确保其他进程可操作，记得释放锁哦~
	mutex_unlock(&ep->mtx);

// 这里是对应上述各种错误情况的goto
error_tgt_fput:
	fput(tfile);
error_fput:
	fput(file);
error_return:
	DNPRINTK(3, (KERN_INFO "[%p] eventpoll: sys_epoll_ctl(%d, %d, %d, %p) = %d\n",
		     current, epfd, op, fd, event, error));
	return error;
}

epoll_ctl()函数的实现过程，看起来是相当直观明了，总结一下：

  • ①先将用户传递的epoll事件集合epoll_event结构从用户空间拷贝到内核。
  • ②通过epfd找到与之对应的struct file结构，再找到FD对应的file结构。
  • ③判断要监听的FD设备是否实现了poll功能，再根据private_data获取eventpoll。
  • ④上锁，然后通过传入的fd在红黑树中查找有没有对应的节点，然后处理用户操作。
  • ⑤如果是注册操作，先判断当前FD之前是否注册过，在树上是否有相应节点：
    • 有：代表之前已经添加过一次，不能重复添加，返回错误码。
    • 没有：调用ep_insert()函数，将当前FD添加到红黑树中。
  • ⑥如果是删除操作，先看一下树上有没有与目标FD对应的节点：
    • 有：调用ep_remove()函数，将当前FD对应的节点从树上移除。
    • 没有：代表FD之前都没有添加过，找不到要移除的节点，返回错误码。
  • ⑦如果是修改操作，先看一下树上有没有与目标FD对应的节点：
    • 有：调用ep_modify()函数，根据用户的操作项，修改对应节点信息。
    • 没有：代表FD之前都没有添加过，找不到要修改的节点，返回错误码。
  • ⑧操作完成后，释放锁，同时如果前面有错误则利用goto处理前面的错误信息。

相信认真看一遍源码，以及上述流程后，对于epoll_ctl()函数的逻辑就明白了，当然，诸位有些绕的地方估计在epoll内部结构之间的关系，上个图理解：
epoll结构
整个结构关联起来略显复杂，但如若之前的epoll_create()函数真正理解后，其实也并不难懂，调用epoll_create后会先创建两个结构体：一个file结构、一个eventpoll结构，然后会将eventpoll保存在file.private_data指针中，同时再将这个file的文件描述符返回给调用者（用户态程序），此时这个返回的FD就是所谓的epollfd。

然后当我们调用epoll_ctl()尝试将一个要监听的SocketFD加入到内核时，我们首先需要传递一个epfd，而后再ctl()函数内部会根据这个epfd找到之前创建的file结构，再根据其private_data指针找到前面创建的eventpoll对象，然后定位该对象的内部成员：rbr红黑树，在将要监听的FD封装成epitem节点加入树中。

当然，为了求证上述观点，接下来再看看ep_insert()函数的实现。

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;
    // 这里是一个新的结构体（类似于select、poll中的poll_wqueues结构）
    struct ep_pqueue epq;
    // 检查目前是否达到了当前用户进程的最大监听数
    if (unlikely(atomic_read(&ep->user->epoll_watches) >=
             max_user_watches))
        return -ENOSPC;
    // 利用SLAB机制分配一个epitem节点
    if (!(epi = kmem_***_alloc(epi_***, GFP_KERNEL)))
        return -ENOMEM;
    // 初始化epitem节点的一些成员
    INIT_LIST_HEAD(&epi->rdllink);
    INIT_LIST_HEAD(&epi->fllink);
    INIT_LIST_HEAD(&epi->pwqlist);
    epi->ep = ep;
    // 将要监听的FD以及它的file结构设置到epitem.ffd成员中
    ep_set_ffd(&epi->ffd, tfile, fd);
    epi->event = *event;
    epi->nwait = 0;
    epi->next = EP_UNACTIVE_PTR;
    // 同时开始准备调用fd对应设备的poll
    epq.epi = epi;
    // 这里和select、poll差不多，设置执行poll_wait()时，
    // 其回调函数为ep_ptable_queue_proc(稍后分析)
    init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc);
    // tfile是需要监听的fd对应的file结构
    // 这里就是去调用fd对应设备的poll，询问I/O数据是否可读写
    revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);
    // 这里是防止执行出现错误的检测动作
    error = -ENOMEM;
    if (epi->nwait < 0)
        goto error_unregister;
    // 每个FD会将所有监听自己的epitem链起来
    spin_lock(&tfile->f_lock);
    list_add_tail(&epi->fllink, &tfile->f_ep_links);
    spin_unlock(&tfile->f_lock);
    // 上述所有工作完成后，将epitem插入到红黑树中
    ep_rbtree_insert(ep, epi);
    // 判断一下前面调用poll之后，对应设备上的I/O事件是否就绪
    if ((revents & event->events) && !ep_is_linked(&epi->rdllink)) {
        // 如果已经就绪，那直接将当前epitem节点添加到eventpoll.rdllist中
        list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
        // 同时唤醒正在阻塞等待的进程
        if (waitqueue_active(&ep->wq))
            wake_up_locked(&ep->wq);
        if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
            pwake  ;
    }
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    atomic_inc(&ep->user->epoll_watches);
    // 调用poll_wait()执行回调函数（为了防止锁资源占用，这是在锁外调用）
    if (pwake)
        ep_poll_safewake(&ep->poll_wait);
    return 0;
// 执行出错的goto代码块
error_unregister:
    ep_unregister_pollwait(ep, epi);
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    if (ep_is_linked(&epi->rdllink))
        list_del_init(&epi->rdllink);
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    kmem_***_free(epi_***, epi);
    return error;
}

其实对于ep_insert()这个函数呢，说清楚来也并不复杂，简单总结一下：

  • ①对于要监听的FD会先分配一个epitem节点，并且根据FD对节点进行初始化。
  • ②最开始声明了一个结构体ep_pqueue，然后会利用它为FD设置poll_wait回调函数。
  • ③尝试调用FD对应设备的poll，询问当前FD的I/O数据是否可被读写。
  • ④调用ep_rbtree_insert()函数将已经构建好的epitem节点插入红黑树中。
  • ⑤判断一下当前FD的I/O事件是否已就绪（可被读写），如果可以则唤醒等待的进程。

当然，对于新的结构体ep_pqueue，它的功能和之前聊到的poll_wqueues功能大致相同，主要用于设置唤醒回调，定义如下：

struct ep_pqueue {
    poll_table pt;
    struct epitem *epi;
};

很明显就可以看出，与poll_wqueues结构中同样存在poll_table成员，不熟悉的跳回之前讲poll_wqueues的环节。不过Epoll与Select、Poll还是存在些许不同的，在之前设置poll_wait()的回调函数是__pollwait()，但在这里设置的确是ep_ptable_queue_proc()函数，那这个函数会做什么事情呢？来看看：

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_***_alloc(pwq_***, GFP_KERNEL))) {
        // 初始化等待队列, 指定ep_poll_callback为唤醒时的回调函数
        init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait, ep_poll_callback);
        pwq->whead = whead;
        pwq->base = epi;
        // 将节点加入到等待队列中.....
        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;
    }
}

上述重心我们只需要知道一个点，这个函数会在执行f_op->poll时被调用的，在这里最重要的是设置了一个唤醒时的回调函数ep_poll_callback()，也就是当某个设备上I/O事件就绪后，唤醒进程时会调用的函数，实现如下：

static int ep_poll_callback(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key)
{
    int pwake = 0;
    unsigned long flags;
    // 从等待队列获取epitem节点（主要目的在于要确认哪个进程在等待当前设备就绪）
    struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait);
    // 获取当前epitem节点所在的eventpoll
    struct eventpoll *ep = epi->ep;
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    if (!(epi->event.events & ~EP_PRIVATE_BITS)) // 检测错误
        goto out_unlock;
    // 检测目前设备上就绪的事件是否为我们要监听的事件
    if (key && !((unsigned long) key & epi->event.events))
        // 如果不是，则直接跳转goto
        goto out_unlock;
    // 这里是用来处理事件并发出现时的情况，
    // 假设当前的回调方法被执行，但epoll_wait()已经获取到了别的IO事件，
    // 那么此时将当前设备发生的事件，epitem会用一个链表存储，
    // 此时不立即发给应用程序，也不丢弃本次IO事件，
    // 而是等待下次调用epoll_wait()函数时返回
    if (unlikely(ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR)) {
        if (epi->next == EP_UNACTIVE_PTR) {
            epi->next = ep->ovflist;
            ep->ovflist = epi;
        }
        // 然后直接跳转goto
        goto out_unlock;
    }
    // 正常情况下，将当前已经触发IO事件的epitem节点放入readylist就绪列表
    if (!ep_is_linked(&epi->rdllink))
        list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
    // 唤醒调用epoll_wait后阻塞的进程...
    if (waitqueue_active(&ep->wq))
        wake_up_locked(&ep->wq);
    // 如果epollfd也在被poll, 也唤醒队列里面的所有成员(多进程epoll情况)
    if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
        pwake  ;
// 前面的goto跳转处理
out_unlock:
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    if (pwake)
        ep_poll_safewake(&ep->poll_wait);
    return 1;
}

这个唤醒回调函数，主要干的事情就是处理了几种特殊情况，然后将IO事件就绪的节点添加到了eventpoll.readylist就绪列表，紧接着唤醒了调用epoll_wait()函数后阻塞的进程。

至此，epoll_ctl()函数调用后，会执行的流程就已经分析明白了。当然，对于具体如何插入、移除、修改节点的函数就不分析了，这里就是红黑树结构的知识，大家可参考HashMap集合的元素管理原理。接下来重点看看epoll_wait()函数。

6.3.3、epoll_wait()函数源码分析

epoll_wait()也是整个Epoll机制中最重要的一步，前面的create、ctl函数都仅仅是在为wait函数做准备工作，epoll_wait()是一个阻塞函数，调用后会导致当前程序发生阻塞等待，直至获取到有效的IO事件或超时为止。

epoll_wait()对应的系统调用为SYSCALL_DEFINE4()函数，展开后则是sys_epoll_wait()，不多说直接上源码：

SYSCALL_DEFINE4(epoll_wait, int, epfd, struct epoll_event __user *, events,
        int, maxevents, int, timeout)
{
    int error;
    struct file *file;
    struct eventpoll *ep;
    // 获取的最大事件数量必须大于0，并且不超出ep的最大事件数
    if (maxevents <= 0 || maxevents > EP_MAX_EVENTS)
        return -EINVAL;
     // 内核会验证用户接收事件的这一段内存空间是不是有效的.
    if (!access_ok(VERIFY_WRITE, events, maxevents * sizeof(struct epoll_event))) {
        error = -EFAULT;
        goto error_return;
    }
    error = -EBADF;
    // 根据epollfd获取对应的struct file真实文件
    file = fget(epfd);
    if (!file)
        goto error_return;
    error = -EINVAL;
    // 检查一下获取到的file是不是一个epollfd
    if (!is_file_epoll(file))
        goto error_fput;
    // 获取file的private_data数据，也就是根据file获取eventpoll对象
    ep = file->private_data;
    // 获取到eventpoll对象调用ep_poll()函数（这个是核心函数！）
    error = ep_poll(ep, events, maxevents, timeout);
error_fput:
    fput(file);
error_return:
    return error;
}

上述逻辑也不难，首先对于用户态调用epoll_wait()函数时传递的一些参数进行了效验，因为内核对于进程采取的态度是绝对不信任，因此对于用户进程递交的任何参数都会进行效验，确保无误后才会采取下一步措施。当上述代码前面效验了参数的“合法性”后，又根据epfd获取了对应的file，然后又根据file获取到了eventpoll对象，最后调用了ep_poll()函数并传入了eventpoll对象，再看看这个函数：

static int ep_poll(struct eventpoll *ep, struct epoll_event __user *events,
           int maxevents, long timeout)
{
    int res, eavail;
    unsigned long flags;
    long jtimeout;
    // 等待队列
    wait_queue_t wait;
    // 如果调用epoll_wait时传递了阻塞时间，那么先计算休眠时间, 
    // 毫秒要转换为HZ电磁波动的频率（比较严谨，控制的非常精细）
    jtimeout = (timeout < 0 || timeout >= EP_MAX_MSTIMEO) ?
        MAX_SCHEDULE_TIMEOUT : (timeout * HZ   999) / 1000;
retry:
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    res = 0;
    // 判断一下eventpoll.readylist事件就绪列表是否为空
    if (list_empty(&ep->rdllist)) {
        // 初始化等待队列，准备将当前进程挂起阻塞
        init_waitqueue_entry(&wait, current);
        // 挂载到如果eventpoll.wq等待队列中
        __add_wait_queue_exclusive(&ep->wq, &wait);
        
        // 核心循环！
        for (;;) {
            // 准备进入阻塞，先将当前进程设置为睡眠状态(可被信号唤醒)
            set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
            // 如果睡眠之前，readylist中有数据了或已经到了给定的超时事件
            if (!list_empty(&ep->rdllist) || !jtimeout)
                break; // 不睡了，直接中断循环
            // 如果出现唤醒信号，也中断循环，不睡了退出干活
            if (signal_pending(current)) {
                res = -EINTR;
                break;
            }
            // 上述的几个情况都未发生，在这里准备正式进入睡眠状态
            spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
            // 开始睡觉(如果指定了阻塞时间，jtimeout时间过后会自动醒来)
            jtimeout = schedule_timeout(jtimeout); // 正式进入睡眠阻塞
            spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
        }
        // 出现唤醒信号、或事件已就绪、或已超时，则将进程从等待队列移除
        __remove_wait_queue(&ep->wq, &wait);
        // 这里设置一下当前进程的状态为运行状态（活跃状态）
        set_current_state(TASK_RUNNING);
    }
    // 因为超时的情况下当前进程也会醒来，所以这里需要再次判断一下：
    // 目前到底是否已经有数据就绪了，这里会返回一个布尔值给 eavail
    eavail = !list_empty(&ep->rdllist) || ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR;
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    // 如果确定有事件发生，那则调用ep_send_events()将事件拷贝给用户进程
    if (!res && eavail &&
        !(res = ep_send_events(ep, events, maxevents)) && jtimeout)
        goto retry;
    // 最后返回本次监听到的事件数
    return res;
}

上述的ep_poll()函数，对比select、poll而言要简单很多，整个流程也没几步：

  • ①转换给定的阻塞时间，并判断就绪列表中事件是否已就绪，没有则准备休眠阻塞。
  • ②先初始化等待队列并挂载到eventpoll.wq中，然后进入循环，设置进程的状态。
  • ③在正式进入睡眠之前，再次检测是否有事件就绪、是否已超时、是否出现唤醒信号。
  • ④如果都没有出现，则调用schedule_timeout(jtimeout)函数让进程睡眠一定时间。
  • ⑤当睡眠超时、或出现唤醒信号、或事件已就绪，将当前进程从队列移除并设置运行状态。
  • ⑥有事件到来非超时的情况下，则调用ep_send_events()将就绪事件拷贝给用户进程。

OK~，上述总结的流程已经描述的十分清晰了，接下来再看看拷贝就绪事件的函数ep_send_events()：

static int ep_send_events(struct eventpoll *ep,
              struct epoll_event __user *events, int maxevents)
{
    struct ep_send_events_data esed;
    // 获取用户进程传递的maxevents值
    esed.maxevents = maxevents;
    // 获取用户态存放就绪事件的集合
    esed.events = events;
    // 调用ep_scan_ready_list()函数进行具体处理
    return ep_scan_ready_list(ep, ep_send_events_proc, &esed);
}

这个函数非常简单，一眼看明白了，其实最终的拷贝工作是由ep_scan_ready_list()完成的，那么再来看看它：

static int ep_scan_ready_list(struct eventpoll *ep,
                  int (*sproc)(struct eventpoll *,
                       struct list_head *, void *),
                  void *priv)
{
    int error, pwake = 0;
    unsigned long flags;
    struct epitem *epi, *nepi;
    LIST_HEAD(txlist);
    // 先上锁，防止出现安全问题
    mutex_lock(&ep->mtx);
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    // 将rdllist中所有就绪的节点转移到txlist，然后清空rdllist
    list_splice_init(&ep->rdllist, &txlist);
    ep->ovflist = NULL;
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    // sproc是前面调用当前函数时传递的ep_send_events_proc()，
    // 会通过这个函数处理每个epitem节点
    error = (*sproc)(ep, &txlist, priv);
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    // 之前曾讲到过，如果epoll正在拷贝数据时又发生了IO事件，
    // 那么则会将这些IO事件保存在ovflist组成一个链表，现在来处理这些事件
    for (nepi = ep->ovflist; (epi = nepi) != NULL;
         nepi = epi->next, epi->next = EP_UNACTIVE_PTR) {
        // 将这些直接放入readylist列表中
        if (!ep_is_linked(&epi->rdllink))
            list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
    }
    ep->ovflist = EP_UNACTIVE_PTR;
    // 上一次没有处理完的epitem节点, 重新插入到readylist
    // 因为epoll一次只能拷贝maxevents个事件返回用户态
    list_splice(&txlist, &ep->rdllist);
    // readylist不为空, 直接唤醒
    if (!list_empty(&ep->rdllist)) {
        // 唤醒的前置工作
        if (waitqueue_active(&ep->wq))
            wake_up_locked(&ep->wq);
        if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
            pwake  ;
    }
    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
    mutex_unlock(&ep->mtx);
    // 为了防止长时间占用锁，在锁外执行唤醒工作
    if (pwake)
        ep_poll_safewake(&ep->poll_wait);
    return error;
}

流程就不写了，源码中标注的很清楚，下面再来看看ep_send_events_proc()函数是如何处理每个epitem节点的：

// 注意点：这里的入参list_head并不是readylist，而是上面函数的txlist
static int ep_send_events_proc(struct eventpoll *ep, struct list_head *head,
                   void *priv)
{
    struct ep_send_events_data *esed = priv;
    int eventcnt;
    unsigned int revents;
    struct epitem *epi;
    struct epoll_event __user *uevent;
    // 先用循环扫描整个列表（不一定会全部处理，最多只处理maxevents个）
    for (eventcnt = 0, uevent = esed->events;
         !list_empty(head) && eventcnt < esed->maxevents;) {
        // 依次获取到其中的一个epitem节点
        epi = list_first_entry(head, struct epitem, rdllink);
        // 紧接着从列表中将这个节点移除
        list_del_init(&epi->rdllink);
        // 再次读取当前节点对应FD所触发的事件，其实在唤醒回调函数中，
        // 这个工作也执行过一次，那为啥这里还需要做一次呢？
        // 答案是：为了确保读到最新的事件，因为有些FD可能前面触发了读就
        // 绪事件，后面又触发了写就绪事件，因此这里要确保严谨性。
        revents = epi->ffd.file->f_op->poll(epi->ffd.file, NULL) &
            epi->event.events;
        if (revents) {
            // 调用__put_user将就绪的事件拷贝至用户进程传递的事件集合中
            if (__put_user(revents, &uevent->events) ||
                __put_user(epi->event.data, &uevent->data)) {
                list_add(&epi->rdllink, head);
                return eventcnt ? eventcnt : -EFAULT;
            }
            eventcnt  ;
            uevent  ;
            if (epi->event.events & EPOLLONESHOT)
                epi->event.events &= EP_PRIVATE_BITS;
            else if (!(epi->event.events & EPOLLET)) {
                // 大名鼎鼎的ET和LT，就在这一步会有不同（稍后分析）
                list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
            }
        }
    }
    return eventcnt;
}

处理每个epitem节点的函数中，重点就做了两件事：

  • ①读取了每个epitem节点最新的就绪事件。
  • ②调用__put_user()函数将就绪的事件拷贝至用户进程传递的evlist集合中。

至此，epoll_wait()函数的核心源码也全都走了一遍，最后来简单的总结一下。

6.3.4、Epoll被阻塞的进程是如何唤醒的？

   到这里，大家应该有个疑惑：epoll_wait()函数中，本质上只做了进程休眠阻塞的工作，那它什么时候会被唤醒呢？先对于这个点回答一下：大家还记得前面分析epoll_ctl()函数时，在其中调用了每个FD的poll吗？

revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);

也就是这行代码，在调用epoll_ctl()函数向内核插入一个节点时，就会先询问一次FD的IO数据是否可被读写，此时如果可以就会直接将这个节点添加到readylist列表中，但如果对应驱动设备的IO事件还未就绪，则会将当前进程注册到每个FD对应设备的等待队列上，并设置唤醒回调函数为ep_poll_callback()。

这样也就意味着，如果某个FD的事件就绪了，就会由对应的驱动设备执行这个回调，在ep_poll_callback()函数中，会先将对应的节点先插入到readylist列表，然后会尝试唤醒eventpoll等待队列中阻塞的进程。

当后续调用epoll_wait()函数时，会先判断readylist列表中是否有事件就绪，如果有就直接读取返回了，如果没有则会让当前进程阻塞休眠，并将当前进程添加到eventpoll等待队列中，然后某个FD的数据就绪后，则会唤醒这个队列中阻塞的进程，此时调用epoll_wait()陷入阻塞的进程就被唤醒工作了！！发现没有，Epoll的源码设计中是环环相扣的，十分巧妙！

OK~，搞清楚这点之后，Epoll的核心逻辑已经讲完了十之八九，还剩下Epoll的两种事件触发机制未讲到，来聊一聊吧。

6.4、Epoll的两种事件触发机制

   相信之前有简单了解过Epoll的小伙伴都明白，在Epoll中有两种事件触发模式，分别被称为水平触发与边缘触发，一般来说，边缘触发的性能远超于水平触发。

6.4.1、Epoll水平触发机制-LT模式

   LT模式也是Epoll的默认事件触发机制，也就是当某个FD（epitem节点）被处理后，如果还依旧存在事件或数据，则会再次将这个epitem节点加入readylist列表中，当下次调用epoll_wait()时依旧会返回给用户进程。

大家还记得前面分析ep_send_events_proc()函数时，最后的那两行代码吗？

else if (!(epi->event.events & EPOLLET)) {
    list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
}

在这个函数中，最后面做了一个简单的判断，如果当前Epoll的工作模式没有设置成EL，同时当前节点还有事件未处理，就会调用list_add_tail()函数将当前的epitem节点重新加入readylist列表。反之，ET模式下则不会这么做。

6.4.2、Epoll边缘触发机制-ET模式

   在ET模式中，就是和LT模式反过来的，当处理一个epitem节点时，就算其中还有事件没处理完，那我也不会将这个节点重新加入readylist列表，除非这个节点对应的FD又再次触发了新事件，然后再次执行了ep_poll_callback()回调函数，此时才会将其重新加入到readylist。

说人话简单一点：就是ET模式下，对于当前触发的事件，只会通知用户进程一次，就算没有处理也不会重复通知，除非这个FD发生新的事件。而LT模式下则相反，无论何种情况下都能确保事件不丢失。

那又该如何设置ET触发机制呢？其实也就是在调用epoll_ctl()函数时，指定感兴趣的监听事件时，多加一个EPOLLET即可。

基于Epoll机制构建的大部分高性能应用，一般都会采用ET模式，例如Nginx。

6.5、Epoll小结与一个争议的问题

   相较于之前的select函数存在的四个问题，在Epoll中得到了合理解决，但也并非Epoll的性能就一定比Select、Poll要好，在监听的文件描述符较少、且经常更换监听的目标FD的情况下，Select、Poll的性能反而会更佳。

当然，epoll在高并发的性能下，会有非常优异的表现，这是由于多方面原因造就的，比如在内核中维护FD避免反复拷贝切换、对于就绪事件回调通知，无需用户进程再次轮询查找、内部采用红黑树结构维护节点、退出ET事件触发机制等.......

   同时对于网上一个较为争议的问题：Epoll到底有没有试用MMAP共享内存呢？从Epoll源码的角度来看，其实是并未使用的，在向用户进程返回就绪事件时，本质上是调用了__put_user()函数将数据从内核拷贝到了用户态。当然，我Epoll的源码是基于内核3.x版本的，但听网上说在早版本里面用到了，但翻阅分析select源码时用的内核2.6版本源码，在里面Epoll都还未定义完整，仅有部分实现，所以也没有发现mmap相关的API调用。

不过在Java-NIO的FileChannel.transferTo()方法中，以及在Linux系统的sendfile()函数中确实用到了，因此操作本地文件数据时，确实会用到mmap共享内存。因此，Java-NIO中用到了mmap，但Epoll中应该未曾用到。

七、多路复用模型总结

   看到到这里，也就接近尾声了，上面已经对于Linux系统下提供的多路复用函数进行了全面深入剖析，大家反复阅读几遍，自然能够彻底弄懂select、poll、epoll这些函数的工作原理。

不过对于Epoll的分析还有一些内容未曾提及，也就是Epoll唤醒时的惊群问题，大家感兴趣的可自行去研究，这里只埋下一个引子，当然也并不复杂。

   而整个Java-NIO都是基于底层的多路复用函数构建的，但本篇仅分析了Linux系统下的多路复用实现，在本文开篇也提到过：JVM为了维持自己的跨平台性，因此在不同的系统下会分别调用不同的多路复用函数，比如Windows-Select、Mac-KQueue函数，其中Windows-Select与Linux-Select的实现类似，因此我从JNI调用的入参上来说大致相同。而Mac-KQueue则与Linux-Epoll类似。但对于其内部实现我并不清楚，毕竟是闭源的系统，大家有兴趣可以自行研究。

最后，还有Java-AIO的内容，其底层是如何实现的呢？在异步非阻塞式IO的支持方面，Windows系统反而做的更好，因为它有专门实现IOCP机制，但Linux、Mac系统则是通过KQueue、Epoll模拟实现的。

至此，最后也简单的总结一下本篇分析的select、poll、epoll三者之间的区别：

对比项 Select Poll Epoll
内部数据结构 数组位图 数组链表 红黑树
最大监听数 1024 理论无限制 理论无限制
事件查找机制 线性轮询 线性轮询 回调事件直接写回用户态
事件处理时间复杂度 O(n) O(n) O(1)
性能对比 FD越多越差 FD越多越差 FD增多不会造成影响
FD传递机制 用~核拷贝 用~核拷贝 内核维护结构

......，除上述之外，三者还存在很多细微差异，大家认真看懂本篇自然能心中明了，因此不再赘述，到此为本文画上句号。

本文由于整篇涉及到Linux内核源码的调试，由于自己本身不是C开发，所以调试起来也显得心里憔悴，但至少对于多路复用函数的核心源码都已阐明。当然，如若文中存在不足还请谅解，对于存在误区、疑义的地方也欢迎留言指正。最后，也希望大家动动手指点赞支持，在此万分感谢^_^

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