前言
I/O多路複用有很多種實現。在linux上，2.4內核前主要是select和poll，自Linux 2.6內核正式引入epoll以來，epoll已經成爲了目前實現高性能網絡服務器的必備技術。儘管他們的使用方法不盡相同，但是本質上卻沒有什麼區別。本文將重點探討將放在EPOLL的實現與使用詳解。
爲什麼會是EPOLL
select的缺陷
高併發的核心解決方案是1個線程處理所有連接的“等待消息準備好”，這一點上epoll和select是無爭議的。但select預估錯誤了一件事，當數十萬併發連接存在時，可能每一毫秒只有數百個活躍的連接，同時其餘數十萬連接在這一毫秒是非活躍的。select的使用方法是這樣的：
返回的活躍連接 ==select（全部待監控的連接）。
什麼時候會調用select方法呢？在你認爲需要找出有報文到達的活躍連接時，就應該調用。所以，調用select在高併發時是會被頻繁調用的。這樣，這個頻繁調用的方法就很有必要看看它是否有效率，因爲，它的輕微效率損失都會被“頻繁”二字所放大。它有效率損失嗎？顯而易見，全部待監控連接是數以十萬計的，返回的只是數百個活躍連接，這本身就是無效率的表現。被放大後就會發現，處理併發上萬個連接時，select就完全力不從心了。
此外，在Linux內核中，select所用到的FD_SET是有限的，即內核中有個參數__FD_SETSIZE定義了每個FD_SET的句柄個數。
其次，內核中實現 select是用輪詢方法，即每次檢測都會遍歷所有FD_SET中的句柄，顯然，select函數執行時間與FD_SET中的句柄個數有一個比例關係，即 select要檢測的句柄數越多就會越費時。看到這裏，您可能要要問了，你爲什麼不提poll？筆者認爲select與poll在內部機制方面並沒有太大的差異。相比於select機制，poll只是取消了最大監控文件描述符數限制，並沒有從根本上解決select存在的問題。
接下來我們看張圖，當併發連接爲較小時，select與epoll似乎並無多少差距。可是當併發連接上來以後，select就顯得力不從心了。
圖 1.主流I/O複用機制的benchmark
epoll高效的奧祕
epoll精巧的使用了3個方法來實現select方法要做的事：
- 新建epoll描述符==epoll_create()
- epoll_ctrl(epoll描述符，添加或者刪除所有待監控的連接)
- 返回的活躍連接 ==epoll_wait（ epoll描述符 ）
與select相比，epoll分清了頻繁調用和不頻繁調用的操作。例如，epoll_ctrl是不太頻繁調用的，而epoll_wait是非常頻繁調用的。這時，epoll_wait卻幾乎沒有入參，這比select的效率高出一大截，而且，它也不會隨着併發連接的增加使得入參越發多起來，導致內核執行效率下降。
筆者在這裏不想過多貼出epoll的代碼片段。如果大家有興趣，可以參考文末貼出的博文鏈接和Linux相關源碼。
要深刻理解epoll，首先得了解epoll的三大關鍵要素：mmap、紅黑樹、鏈表。
epoll是通過內核與用戶空間mmap同一塊內存實現的。mmap將用戶空間的一塊地址和內核空間的一塊地址同時映射到相同的一塊物理內存地址（不管是用戶空間還是內核空間都是虛擬地址，最終要通過地址映射映射到物理地址），使得這塊物理內存對內核和對用戶均可見，減少用戶態和內核態之間的數據交換。內核可以直接看到epoll監聽的句柄，效率高。
紅黑樹將存儲epoll所監聽的套接字。上面mmap出來的內存如何保存epoll所監聽的套接字，必然也得有一套數據結構，epoll在實現上採用紅黑樹去存儲所有套接字，當添加或者刪除一個套接字時（epoll_ctl），都在紅黑樹上去處理，紅黑樹本身插入和刪除性能比較好，時間複雜度O(logN)。
下面幾個關鍵數據結構的定義
添加以及返回事件
通過epoll_ctl函數添加進來的事件都會被放在紅黑樹的某個節點內，所以，重複添加是沒有用的。當把事件添加進來的時候時候會完成關鍵的一步，那就是該事件都會與相應的設備（網卡）驅動程序建立回調關係，當相應的事件發生後，就會調用這個回調函數，該回調函數在內核中被稱爲：ep_poll_callback,這個回調函數其實就所把這個事件添加到rdllist這個雙向鏈表中。一旦有事件發生，epoll就會將該事件添加到雙向鏈表中。那麼當我們調用epoll_wait時，epoll_wait只需要檢查rdlist雙向鏈表中是否有存在註冊的事件，效率非常可觀。這裏也需要將發生了的事件複製到用戶態內存中即可。
epoll_wait的工作流程：
- epoll_wait調用ep_poll，當rdlist爲空（無就緒fd）時掛起當前進程，直到rdlist不空時進程才被喚醒。
- 文件fd狀態改變（buffer由不可讀變爲可讀或由不可寫變爲可寫），導致相應fd上的回調函數ep_poll_callback()被調用。
- ep_poll_callback將相應fd對應epitem加入rdlist，導致rdlist不空，進程被喚醒，epoll_wait得以繼續執行。
- ep_events_transfer函數將rdlist中的epitem拷貝到txlist中，並將rdlist清空。
- ep_send_events函數（很關鍵），它掃描txlist中的每個epitem，調用其關聯fd對用的poll方法。此時對poll的調用僅僅是取得fd上較新的events（防止之前events被更新），之後將取得的events和相應的fd發送到用戶空間（封裝在struct epoll_event，從epoll_wait返回）。
小結
表 1. select、poll和epoll三種I/O複用模式的比較（ 摘錄自《linux高性能服務器編程》）
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系統調用 |
select |
poll |
epoll |
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事件集合 |
用哦過戶通過3個參數分別傳入感興趣的可讀，可寫及異常等事件 內核通過對這些參數的在線修改來反饋其中的就緒事件 這使得用戶每次調用select都要重置這3個參數 |
統一處理所有事件類型，因此只需要一個事件集參數。 用戶通過pollfd.events傳入感興趣的事件，內核通過 修改pollfd.revents反饋其中就緒的事件 |
內核通過一個事件表直接管理用戶感興趣的所有事件。 因此每次調用epoll_wait時，無需反覆傳入用戶感興趣 的事件。epoll_wait系統調用的參數events僅用來反饋就緒的事件 |
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應用程序索引就緒文件 描述符的時間複雜度 |
O(n) |
O(n) |
O(1) |
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最大支持文件描述符數 |
一般有最大值限制 |
65535 |
65535 |
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工作模式 |
LT |
LT |
支持ET高效模式 |
| 內核實現和工作效率 | 採用輪詢方式檢測就緒事件，時間複雜度：O(n) |
採用輪詢方式檢測就緒事件，時間複雜度：O(n) |
採用回調方式檢測就緒事件，時間複雜度：O(1) |
行文至此，想必各位都應該已經明瞭爲什麼epoll會成爲Linux平臺下實現高性能網絡服務器的首選I/O複用調用。
需要注意的是：epoll並不是在所有的應用場景都會比select和poll高很多。尤其是當活動連接比較多的時候，回調函數被觸發得過於頻繁的時候，epoll的效率也會受到顯著影響！所以，epoll特別適用於連接數量多，但活動連接較少的情況。
接下來，筆者將介紹一下epoll使用方式的注意點。
EPOLL的使用
文件描述符的創建
在epoll早期的實現中，對於監控文件描述符的組織並不是使用紅黑樹，而是hash表。這裏的size實際上已經沒有意義。
註冊監控事件
函數說明：
fd：要操作的文件描述符
op：指定操作類型
操作類型：
EPOLL_CTL_ADD：往事件表中註冊fd上的事件
EPOLL_CTL_MOD：修改fd上的註冊事件
EPOLL_CTL_DEL：刪除fd上的註冊事件
event：指定事件，它是epoll_event結構指針類型
epoll_event定義：
結構體說明：
events：描述事件類型，和poll支持的事件類型基本相同（兩個額外的事件：EPOLLET和EPOLLONESHOT，高效運作的關鍵）
data成員：存儲用戶數據
epoll_wait函數
1 #include <sys/epoll.h> 2 int epoll_wait ( int epfd, struct epoll_event* events, int maxevents, int timeout );
函數說明：
返回：成功時返回就緒的文件描述符的個數，失敗時返回-1並設置errno
timeout：指定epoll的超時時間，單位是毫秒。當timeout爲-1是，epoll_wait調用將永遠阻塞，直到某個時間發生。當timeout爲0時，epoll_wait調用將立即返回。
maxevents：指定最多監聽多少個事件
events：檢測到事件，將所有就緒的事件從內核事件表中複製到它的第二個參數events指向的數組中。
EPOLLONESHOT事件
使用場合：
一個線程在讀取完某個socket上的數據後開始處理這些數據，而數據的處理過程中該socket又有新數據可讀，此時另外一個線程被喚醒來讀取這些新的數據。
於是，就出現了兩個線程同時操作一個socket的局面。可以使用epoll的EPOLLONESHOT事件實現一個socket連接在任一時刻都被一個線程處理。
作用：
對於註冊了EPOLLONESHOT事件的文件描述符，操作系統最多出發其上註冊的一個可讀，可寫或異常事件，且只能觸發一次。
使用：
註冊了EPOLLONESHOT事件的socket一旦被某個線程處理完畢，該線程就應該立即重置這個socket上的EPOLLONESHOT事件，以確保這個socket下一次可讀時，其EPOLLIN事件能被觸發，進而讓其他工作線程有機會繼續處理這個sockt。
效果：
儘管一個socket在不同事件可能被不同的線程處理，但同一時刻肯定只有一個線程在爲它服務，這就保證了連接的完整性，從而避免了很多可能的競態條件。
LT與ET模式
在這裏，筆者強烈推薦《徹底學會使用epoll》系列博文，這是筆者看過的，對epoll的ET和LT模式講解最爲詳盡和易懂的博文。下面的實例均來自該系列博文。限於篇幅原因，很多關鍵的細節，不能完全摘錄。
話不多說，直接上代碼。
程序一：
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/epoll.h>
int main(void)
{
int epfd,nfds;
struct epoll_event ev,events[5]; //ev用於註冊事件，數組用於返回要處理的事件
epfd = epoll_create(1); //只需要監聽一個描述符——標準輸入
ev.data.fd = STDIN_FILENO;
ev.events = EPOLLIN|EPOLLET; //監聽讀狀態同時設置ET模式
epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, STDIN_FILENO, &ev); //註冊epoll事件
for(;;)
{
nfds = epoll_wait(epfd, events, 5, -1);
for(int i = 0; i < nfds; i++)
{
if(events[i].data.fd==STDIN_FILENO)
printf("welcome to epoll's word!\n");
}
}
}
編譯並運行，結果如下：
- 當用戶輸入一組字符，這組字符被送入buffer，字符停留在buffer中，又因爲buffer由空變爲不空，所以ET返回讀就緒，輸出”welcome to epoll's world！”。
- 之後程序再次執行epoll_wait，此時雖然buffer中有內容可讀，但是根據我們上節的分析，ET並不返回就緒，導致epoll_wait阻塞。（底層原因是ET下就緒fd的epitem只被放入rdlist一次）。
- 用戶再次輸入一組字符，導致buffer中的內容增多，根據我們上節的分析這將導致fd狀態的改變，是對應的epitem再次加入rdlist，從而使epoll_wait返回讀就緒，再次輸出“Welcome to epoll's world！”。
接下來我們將上面程序的第11行做如下修改：
編譯並運行，結果如下：
程序陷入死循環，因爲用戶輸入任意數據後，數據被送入buffer且沒有被讀出，所以LT模式下每次epoll_wait都認爲buffer可讀返回讀就緒。導致每次都會輸出”welcome to epoll's world！”。
程序二：
編譯並運行，結果如下：
本程序依然使用LT模式，但是每次epoll_wait返回讀就緒的時候我們都將buffer（緩衝）中的內容read出來，所以導致buffer再次清空，下次調用epoll_wait就會阻塞。所以能夠實現我們所想要的功能——當用戶從控制檯有任何輸入操作時，輸出”welcome to epoll's world！”
程序三：
編譯並運行，結果如下：
程序依然使用ET，但是每次讀就緒後都主動的再次MOD IN事件，我們發現程序再次出現死循環，也就是每次返回讀就緒。但是注意，如果我們將MOD改爲ADD，將不會產生任何影響。別忘了每次ADD一個描述符都會在epitem組成的紅黑樹中添加一個項，我們之前已經ADD過一次，再次ADD將阻止添加，所以在次調用ADD IN事件不會有任何影響。
程序四：
編譯並運行，結果如下：
這個程序的功能是隻要標準輸出寫就緒，就輸出“welcome to epoll's world”。我們發現這將是一個死循環。下面具體分析一下這個程序的執行過程：
- 首先初始buffer爲空，buffer中有空間可寫，這時無論是ET還是LT都會將對應的epitem加入rdlist，導致epoll_wait就返回寫就緒。
- 程序想標準輸出輸出”welcome to epoll's world”和換行符，因爲標準輸出爲控制檯的時候緩衝是“行緩衝”,所以換行符導致buffer中的內容清空，這就對應第二節中ET模式下寫就緒的第二種情況——當有舊數據被髮送走時，即buffer中待寫的內容變少得時候會觸發fd狀態的改變。所以下次epoll_wait會返回寫就緒。如此循環往復。
程序五：
編譯並運行，結果如下：
與程序四相比，程序五隻是將輸出語句的printf的換行符移除。我們看到程序成掛起狀態。因爲第一次epoll_wait返回寫就緒後，程序向標準輸出的buffer中寫入“welcome to epoll's world！”，但是因爲沒有輸出換行，所以buffer中的內容一直存在，下次epoll_wait的時候，雖然有寫空間但是ET模式下不再返回寫就緒。回憶第一節關於ET的實現，這種情況原因就是第一次buffer爲空，導致epitem加入rdlist，返回一次就緒後移除此epitem，之後雖然buffer仍然可寫，但是由於對應epitem已經不再rdlist中，就不會對其就緒fd的events的在檢測了。
程序六：
編譯並運行，結果如下：
程序六相對程序五僅僅是修改ET模式爲默認的LT模式，我們發現程序再次死循環。這時候原因已經很清楚了，因爲當向buffer寫入”welcome to epoll's world！”後，雖然buffer沒有輸出清空，但是LT模式下只有buffer有寫空間就返回寫就緒，所以會一直輸出”welcome to epoll's world！”,當buffer滿的時候，buffer會自動刷清輸出，同樣會造成epoll_wait返回寫就緒。
程序七：
編譯並運行，結果如下：
程序七相對於程序五在每次向標準輸出的buffer輸出”welcome to epoll's world！”後，重新MOD OUT事件。所以相當於每次都會返回就緒，導致程序循環輸出。
經過前面的案例分析，我們已經瞭解到，當epoll工作在ET模式下時，對於讀操作，如果read一次沒有讀盡buffer中的數據，那麼下次將得不到讀就緒的通知，造成buffer中已有的數據無機會讀出，除非有新的數據再次到達。對於寫操作，主要是因爲ET模式下fd通常爲非阻塞造成的一個問題——如何保證將用戶要求寫的數據寫完。
要解決上述兩個ET模式下的讀寫問題，我們必須實現：
- 對於讀，只要buffer中還有數據就一直讀；
- 對於寫，只要buffer還有空間且用戶請求寫的數據還未寫完，就一直寫。
ET模式下的accept問題
請思考以下一種場景：在某一時刻，有多個連接同時到達，服務器的 TCP 就緒隊列瞬間積累多個就緒連接，由於是邊緣觸發模式，epoll 只會通知一次，accept 只處理一個連接，導致 TCP 就緒隊列中剩下的連接都得不到處理。在這種情形下，我們應該如何有效的處理呢？
解決的方法是：解決辦法是用 while 循環抱住 accept 調用，處理完 TCP 就緒隊列中的所有連接後再退出循環。如何知道是否處理完就緒隊列中的所有連接呢？ accept 返回 -1 並且 errno 設置爲 EAGAIN 就表示所有連接都處理完。
關於ET的accept問題，這篇博文的參考價值很高，如果有興趣，可以鏈接過去圍觀一下。
ET模式爲什麼要設置在非阻塞模式下工作
因爲ET模式下的讀寫需要一直讀或寫直到出錯（對於讀，當讀到的實際字節數小於請求字節數時就可以停止），而如果你的文件描述符如果不是非阻塞的，那這個一直讀或一直寫勢必會在最後一次阻塞。這樣就不能在阻塞在epoll_wait上了，造成其他文件描述符的任務飢餓。
epoll的使用實例
這樣的實例，網上已經有很多了（包括參考鏈接），筆者這裏就略過了。
小結
LT：水平觸發，效率會低於ET觸發，尤其在大併發，大流量的情況下。但是LT對代碼編寫要求比較低，不容易出現問題。LT模式服務編寫上的表現是：只要有數據沒有被獲取，內核就不斷通知你，因此不用擔心事件丟失的情況。
ET：邊緣觸發，效率非常高，在併發，大流量的情況下，會比LT少很多epoll的系統調用，因此效率高。但是對編程要求高，需要細緻的處理每個請求，否則容易發生丟失事件的情況。
從本質上講：與LT相比，ET模型是通過減少系統調用來達到提高並行效率的。
總結
epoll使用的梳理與總結到這裏就告一段落了。限於篇幅原因，很多細節都被略過了。後面參考給出的鏈接，強烈推薦閱讀。疏謬之處，萬望斧正！
備註
本文有相當份量的內容參考借鑑了網絡上各位網友的熱心分享，特別是一些帶有完全參考的文章，其後附帶的鏈接內容更直接、更豐富，筆者只是做了一下歸納&轉述，在此一併表示感謝。
參考
《Linux高性能服務器編程》
《徹底學會使用epoll》（系列博文）
《epoll源碼分析(全) 》
from:https://blog.csdn.net/shenya1314/article/details/73691088