epoll机制和简述

在linux的网络编程中，很长的时间都在使用select来作事件触发。在linux新的内核中，有了一种替换它的机制，就是epoll。相比于select，epoll最大的好处在于它不会随着监听fd数目的增加而下降效率。由于在内核中的select实现中，它是采用轮询来处理的，轮询的fd数目越多，天然耗时越多。而且，linux/posix_types.h头文件有这样的声明：

#define__FD_SETSIZE   1024

         表示select最多同时监听1024个fd，固然，能够经过修改头文件再重编译内核来扩大这个数目，但这彷佛并不治本。

epoll的接口很是简单，一共就三个函数：
1.建立epoll句柄
   int epfd = epoll_create(intsize);                                                                   

       建立一个epoll的句柄，size用来告诉内核这个监听的数目一共有多大。这个参数不一样于select()中的第一个参数，给出最大监听的fd+1的值。须要注意的是，当建立好epoll句柄后，它就是会占用一个fd值，在linux下若是查看/proc/进程id/fd/，是可以看到这个fd的，因此在使用完epoll后，必须调用close()关闭，不然可能致使fd被耗尽。
函数声明：int epoll_create(int size)
该 函数生成一个epoll专用的文件描述符。它实际上是在内核申请一空间，用来存放你想关注的socket fd上是否发生以及发生了什么事件。size就是你在这个epoll fd上能关注的最大socket fd数。随你定好了。只要你有空间。可参见上面与select之不一样
2.将被监听的描述符添加到epoll句柄或从epool句柄中删除或者对监听事件进行修改。

函数声明：int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event)
该函数用于控制某个epoll文件描述符上的事件，能够注册事件，修改事件，删除事件。
参数：
epfd：由 epoll_create 生成的epoll专用的文件描述符；
op：要进行的操做例如注册事件，可能的取值EPOLL_CTL_ADD 注册、EPOLL_CTL_MOD 修 改、EPOLL_CTL_DEL 删除

fd：关联的文件描述符；
event：指向epoll_event的指针；
若是调用成功返回0,不成功返回-1

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

   epoll的事件注册函数，它不一样与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。

           第一个参数是epoll_create()的返回值，
           第二个参数表示动做，用三个宏来表示：
           EPOLL_CTL_ADD：       注册新的fd到epfd中；
          EPOLL_CTL_MOD：      修改已经注册的fd的监听事件；
           EPOLL_CTL_DEL：        从epfd中删除一个fd；
         第三个参数是须要监听的fd，
          第四个参数是告诉内核须要监听什么事件，structepoll_event结构以下：

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

struct epoll_event {
__uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};

        events能够是如下几个宏的集合：
         EPOLLIN：            触发该事件，表示对应的文件描述符上有可读数据。(包括对端SOCKET正常关闭)；
         EPOLLOUT：         触发该事件，表示对应的文件描述符上能够写数据；
        EPOLLPRI：           表示对应的文件描述符有紧急的数据可读（这里应该表示有带外数据到来）；
        EPOLLERR：        表示对应的文件描述符发生错误；
         EPOLLHUP：        表示对应的文件描述符被挂断；
        EPOLLET：           将EPOLL设为边缘触发(Edge Triggered)模式，这是相对于水平触发(Level Triggered)来讲的。
        EPOLLONESHOT：  只监听一次事件，当监听完此次事件以后，若是还须要继续监听这个socket的话，须要再次把这个socket加入到EPOLL队列里。
如：
struct epoll_event ev;
//设置与要处理的事件相关的文件描述符
ev.data.fd=listenfd;
//设置要处理的事件类型
ev.events=EPOLLIN|EPOLLET;
//注册epoll事件
epoll_ctl(epfd,EPOLL_CTL_ADD,listenfd,&ev);
3.等待事件触发，当超过timeout尚未事件触发时，就超时。
   int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, intmaxevents, int timeout);
    等待事件的产生，相似于select()调用。参数events用来从内核获得事件的集合，maxevents告以内核这个events有多大(数组成员的个数)，这个maxevents的值不能大于建立epoll_create()时的size，参数timeout是超时时间（毫秒，0会当即返回，-1将不肯定，也有说法说是永久阻塞）。
    该函数返回须要处理的事件数目，如返回0表示已超时。
    返回的事件集合在events数组中，数组中实际存放的成员个数是函数的返回值。返回0表示已经超时。
函数声明:int epoll_wait(int epfd,struct epoll_event * events,int maxevents,int timeout)
该函数用于轮询I/O事件的发生；
参数：
epfd:由epoll_create 生成的epoll专用的文件描述符；
epoll_event:用于回传代处理事件的数组；
maxevents:每次能处理的事件数；
timeout:等待I/O事件发生的超时值(单位我也不太清楚)；-1至关于阻塞，0至关于非阻塞。通常用-1便可
返回发生事件数。
epoll_wait运行的原理是
等侍注册在epfd上的socket fd的事件的发生，若是发生则将发生的sokct fd和事件类型放入到events数组中。
并 且将注册在epfd上的socket fd的事件类型给清空，因此若是下一个循环你还要关注这个socket fd的话，则须要用epoll_ctl(epfd,EPOLL_CTL_MOD,listenfd,&ev)来从新设置socket fd的事件类型。这时不用EPOLL_CTL_ADD,由于socket fd并未清空，只是事件类型清空。这一步很是重要。
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从man手册中，获得ET和LT的具体描述以下
EPOLL事件有两种模型：
Edge Triggered(ET)       //高速工做方式，错误率比较大，只支持no_block socket (非阻塞socket)
LevelTriggered(LT)       //缺省工做方式，即默认的工做方式,支持blocksocket和no_blocksocket，错误率比较小。

假若有这样一个例子：(LT方式，即默认方式下，内核会继续通知，能够读数据，ET方式，内核不会再通知，能够读数据)
1.咱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外一端被写入了2KB的数据
3. 调用epoll_wait(2)，而且它会返回RFD，说明它已经准备好读取操做
4. 而后咱们读取了1KB的数据
5. 调用epoll_wait(2)......

Edge Triggered工做模式：
        若是咱们在第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)以后将有可能会挂起，由于剩余的数据还存在于文件的输入缓冲区内，并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工做模式才会汇报事件。所以在第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，由于在第2步执行了一个写操做，而后，事件将会在第3步被销毁。由于第4步的读取操做没有读空文件输入缓冲区内的数据，所以咱们在第5步调用epoll_wait(2)完成后，是否挂起是不肯定的。epoll工做在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以免因为一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操做把处理多个文件描述符的任务饿死。最好如下面的方式调用ET模式的epoll接口，在后面会介绍避免可能的缺陷。(LT方式能够解决这种缺陷)
  i   基于非阻塞文件句柄
  ii  只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时(认为读完)才须要挂起，等待。但这并非说每次read()时都须要循环读，直到读到产生一个EAGAIN才认为这次事件处理完成，当read()返回的读到的数据长度小于请求的数据长度时(即小于sizeof(buf))，就能够肯定此时缓冲中已没有数据了，也就能够认为此事读事件已处理完成。

Level Triggered工做模式         (默认的工做方式)
     相反的，以LT方式调用epoll接口的时候，它就至关于一个速度比较快的poll(2)，而且不管后面的数据是否被使用，所以他们具备一样的职能。由于即便使用ET模式的epoll，在收到多个chunk的数据的时候仍然会产生多个事件。调用者能够设定EPOLLONESHOT标志，在epoll_wait(2)收到事件后epoll会与事件关联的文件句柄从epoll描述符中禁止掉。所以当EPOLLONESHOT设定后，使用带有EPOLL_CTL_MOD标志的epoll_ctl(2)处理文件句柄就成为调用者必须做的事情。

而后详细解释ET, LT:
         //没有对就绪的fd进行IO操做，内核会不断的通知。
         LT(leveltriggered)是缺省的工做方式，而且同时支持block和no-blocksocket。在这种作法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，而后你能够对这个就绪的fd进行IO操做。若是你不做任何操做，内核仍是会继续通知你的，因此，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的表明。
          //没有对就绪的fd进行IO操做，内核不会再进行通知。
         ET(edge-triggered)是高速工做方式，只支持no-blocksocket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核经过epoll告诉你。而后它会假设你知道文件描述符已经就绪，而且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你作了某些操做致使那个文件描述符再也不为就绪状态了(好比，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于必定量时致使了一个EWOULDBLOCK错误）。可是请注意，若是一直不对这个fd做IO操做(从而致使它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once),不过在TCP协议中，ET模式的加速效用仍须要更多的benchmark确认（这句话不理解）。

另外，当使用epoll的ET模型(epoll的非默认工做方式)来工做时，当产生了一个EPOLLIN事件后，
        读数据的时候须要考虑的是当recv()返回的大小若是等于要求的大小，即sizeof(buf)，那么颇有多是缓冲区还有数据未读完，也意味着该次事件尚未处理完，因此还须要再次读取：
while(rs)           //ET模型
{
          buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);
          if(buflen < 0)
          {
                        //因为是非阻塞的模式,因此当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读
                        // 在这里就看成是该次事件已处理处.
                         if(errno== EAGAIN || errno == EINT)  //即当buflen<0且errno=EAGAIN时，表示没有数据了。(读/写都是这样)                               break;                         else