IO 多路复用介绍

IO多路复用

概念说明

 

在进行解释以前，首先要说明几个概念：

1. 用户空间和内核空间
2. 进程切换
3. 进程的阻塞
4. 文件描述符
5. 缓存 I/O

 

用户空间与内核空间

如今操做系统都是采用虚拟存储器，那么对32位操做系统而言，它的寻址空间（虚拟存储空间）为4G（2的32次方）。 
操做系统的核心是内核，独立于普通的应用程序，能够访问受保护的内存空间，也有访问底层硬件设备的全部权限。 
为了保证用户进程不能直接操做内核（kernel），保证内核的安全，操心系统将虚拟空间划分为两部分，一部分为内核空间，一部分为用户空间。 
针对linux操做系统而言，将最高的1G字节（从虚拟地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供内核使用，称为内核空间，而将较低的3G字节（从虚拟地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各个进程使用，称为用户空间。 

 

进程切换

为了控制进程的执行，内核必须有能力挂起正在CPU上运行的进程，并恢复之前挂起的某个进程的执行。这种行为被称为进程切换，这种切换是由操做系统来完成的。所以能够说，任何进程都是在操做系统内核的支持下运行的，是与内核紧密相关的。 

从一个进程的运行转到另外一个进程上运行，这个过程当中通过下面这些变化：

保存处理机上下文，包括程序计数器（用于存放下一条指令所在单元的地址的地方）和其余寄存器。

更新PCB信息。 

把进程的PCB移入相应的队列，如就绪、在某事件阻塞等队列。

选择另外一个进程执行，并更新其PCB。

更新内存管理的数据结构。

恢复处理机上下文。 
注：总而言之就是很耗资源的

 

进程的阻塞

正在执行的进程，因为期待的某些事件未发生，如请求系统资源失败、等待某种操做的完成、新数据还没有到达或无新工做作等，则由系统自动执行阻塞原语(Block)，使本身由运行状态变为阻塞状态。可见，进程的阻塞是进程自身的一种主动行为，也所以只有处于运行态的进程（得到CPU），才可能将其转为阻塞状态。当进程进入阻塞状态，是不占用CPU资源的。

 

文件描述符fd

 文件描述符（File descriptor）是计算机科学中的一个术语，是一个用于表述指向文件的引用的抽象化概念。 

文件描述符在形式上是一个非负整数。实际上，它是一个索引值，指向内核为每个进程所维护的该进程打开文件的记录表。当程序打开一个现有文件或者建立一个新文件时，内核向进程返回一个文件描述符。在程序设计中，一些涉及底层的程序编写每每会围绕着文件描述符展开。可是文件描述符这一律念每每只适用于UNIX、Linux这样的操做系统。

 

缓存 I/O

 

缓存 I/O 又被称做标准 I/O，大多数文件系统的默认 I/O 操做都是缓存 I/O。在 Linux 的缓存 I/O 机制中，操做系统会将 I/O 的数据缓存在文件系统的页缓存（ page cache ）中，也就是说，数据会先被拷贝到操做系统内核的缓冲区中，而后才会从操做系统内核的缓冲区拷贝到应用程序的地址空间。用户空间无法直接访问内核空间的，内核态到用户态的数据拷贝 

 

思考：为何数据必定要先到内核区，直接到用户内存不是更直接吗？
缓存 I/O 的缺点： 

 

数据在传输过程当中须要在应用程序地址空间和内核进行屡次数据拷贝操做，这些数据拷贝操做所带来的 CPU 以及内存开销是很是大的。

 

 

IO模式

 

对于一次IO访问（以read举例），数据会先被拷贝到操做系统内核的缓冲区中，而后才会从操做系统内核的缓冲区拷贝到应用程序的地址空间。因此说，当一个read操做发生时，它会经历两个阶段：
1. 等待数据准备 (Waiting for the data to be ready)  等待客户端链接(conn ,addr 客户端的每个链接就是一个socket对象)
2. 将数据从内核拷贝到进程中 (Copying the data from the kernel to the process)

正式由于这两个阶段，linux系统产生了下面五种网络模式的方案。
- 阻塞 I/O（blocking IO）
- 非阻塞 I/O（nonblocking IO）
- I/O 多路复用（ IO multiplexing）
- 信号驱动 I/O（ signal driven IO）
- 异步 I/O（asynchronous IO）

注：因为signal driven IO在实际中并不经常使用，因此我这只说起剩下的四种IO Model。

 

blocking IO （阻塞IO）

 

在linux中，默认状况下全部的socket都是blocking，一个典型的读操做流程大概是这样：

当用户进程调用了recvfrom这个系统调用，kernel就开始了IO的第一个阶段：准备数据（对于网络IO来讲，不少时候数据在一开始尚未到达。好比，尚未收到一个完整的UDP包。这个时候kernel就要等待足够的数据到来）。这个过程须要等待，也就是说数据被拷贝到操做系统内核的缓冲区中是须要一个过程的。而在用户进程这边，整个进程会被阻塞（固然，是进程本身选择的阻塞）。当kernel一直等到数据准备好了，它就会将数据从kernel中拷贝到用户内存，而后kernel返回结果，用户进程才解除block的状态，从新运行起来。

因此，blocking IO的特色就是在IO执行的两个阶段都被block了。

非阻塞 I/O（nonblocking IO）

linux下，能够经过设置socket使其变为non-blocking。当对一个non-blocking socket执行读操做时，流程是这个样子：

当用户进程发出read操做时，若是kernel中的数据尚未准备好，那么它并不会block用户进程，而是马上返回一个error。从用户进程角度讲 ，它发起一个read操做后，并不须要等待，而是立刻就获得了一个结果。用户进程判断结果是一个error时，它就知道数据尚未准备好，因而它能够再次发送read操做。一旦kernel中的数据准备好了，而且又再次收到了用户进程的system call，那么它立刻就将数据拷贝到了用户内存，而后返回。

因此，nonblocking IO的特色是用户进程须要不断的主动询问kernel数据好了没有。

 

I/O 多路复用（ IO multiplexing）

IO multiplexing就是咱们说的select，poll，epoll，有些地方也称这种IO方式为event driven IO。select/epoll的好处就在于单个process就能够同时处理多个网络链接的IO。它的基本原理就是select，poll，epoll这个function会不断的轮询所负责的全部socket，当某个socket有数据到达了，就通知用户进程。

当用户进程调用了select，那么整个进程会被block，而同时，kernel会“监视”全部select负责的socket，当任何一个socket中的数据准备好了，select就会返回。这个时候用户进程再调用read操做，将数据从kernel拷贝到用户进程。

因此，I/O 多路复用的特色是经过一种机制一个进程能同时等待多个文件描述符，而这些文件描述符（套接字描述符）其中的任意一个进入读就绪状态，select()函数就能够返回。

这个图和blocking IO的图其实并无太大的不一样，事实上，还更差一些。由于这里须要使用两个system call (select 和 recvfrom)，而blocking IO只调用了一个system call (recvfrom)。可是，用select的优点在于它能够同时处理多个connection。

因此，若是处理的链接数不是很高的话，使用select/epoll的web server不必定比使用multi-threading + blocking IO的web server性能更好，可能延迟还更大。select/epoll的优点并非对于单个链接能处理得更快，而是在于能处理更多的链接。）

在IO multiplexing Model中，实际中，对于每个socket，通常都设置成为non-blocking，可是，如上图所示，整个用户的process实际上是一直被block的。只不过process是被select这个函数block，而不是被socket IO给block。

 

异步 I/O（asynchronous IO）

inux下的asynchronous IO其实用得不多。先看一下它的流程：

用户进程发起read操做以后，马上就能够开始去作其它的事。而另外一方面，从kernel的角度，当它受到一个asynchronous read以后，首先它会马上返回，因此不会对用户进程产生任何block。而后，kernel会等待数据准备完成，而后将数据拷贝到用户内存，当这一切都完成以后，kernel会给用户进程发送一个signal，告诉它read操做完成了。

 

sellect、poll、epoll三者的区别  

select 
select最先于1983年出如今4.2BSD中，它经过一个select()系统调用来监视多个文件描述符的数组，当select()返回后，该数组中就绪的文件描述符便会被内核修改标志位，使得进程能够得到这些文件描述符从而进行后续的读写操做。

select目前几乎在全部的平台上支持，其良好跨平台支持也是它的一个优势，事实上从如今看来，这也是它所剩很少的优势之一。

select的一个缺点在于单个进程可以监视的文件描述符的数量存在最大限制，在Linux上通常为1024，不过能够经过修改宏定义甚至从新编译内核的方式提高这一限制。

另外，select()所维护的存储大量文件描述符的数据结构，随着文件描述符数量的增大，其复制的开销也线性增加。同时，因为网络响应时间的延迟使得大量TCP链接处于非活跃状态，但调用select()会对全部socket进行一次线性扫描，因此这也浪费了必定的开销。

poll 
poll在1986年诞生于System V Release 3，它和select在本质上没有多大差异，可是poll没有最大文件描述符数量的限制。

poll和select一样存在一个缺点就是，包含大量文件描述符的数组被总体复制于用户态和内核的地址空间之间，而不论这些文件描述符是否就绪，它的开销随着文件描述符数量的增长而线性增大。另外，select()和poll()将就绪的文件描述符告诉进程后，若是进程没有对其进行IO操做，那么下次调用select()和poll()的时候将再次报告这些文件描述符，因此它们通常不会丢失就绪的消息，这种方式称为水平触发（Level Triggered）。

epoll 
直到Linux2.6才出现了由内核直接支持的实现方法，那就是epoll，它几乎具有了以前所说的一切优势，被公认为Linux2.6下性能最好的多路I/O就绪通知方法。

epoll能够同时支持水平触发和边缘触发（Edge Triggered，只告诉进程哪些文件描述符刚刚变为就绪状态，它只说一遍，若是咱们没有采起行动，那么它将不会再次告知，这种方式称为边缘触发），理论上边缘触发的性能要更高一些，可是代码实现至关复杂。

epoll一样只告知那些就绪的文件描述符，并且当咱们调用epoll_wait()得到就绪文件描述符时，返回的不是实际的描述符，而是一个表明就绪描述符数量的值，你只须要去epoll指定的一个数组中依次取得相应数量的文件描述符便可，这里也使用了内存映射（mmap）技术，这样便完全省掉了这些文件描述符在系统调用时复制的开销。

另外一个本质的改进在于epoll采用基于事件的就绪通知方式。在select/poll中，进程只有在调用必定的方法后，内核才对全部监视的文件描述符进行扫描，而epoll事先经过epoll_ctl()来注册一个文件描述符，一旦基于某个文件描述符就绪时，内核会采用相似callback的回调机制，迅速激活这个文件描述符，当进程调用epoll_wait()时便获得通知。

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