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epoll的网络模型，从redis，memcached到nginx，一起搞定
epoll 是 linux 特有的一个 I/O 事件通知机制。很久以来对 epoll 如何能够高效处理数以百万记的文件描述符很有兴趣。近期学习、研究了 epoll 源码，在这个过程中关于 epoll 数据结构和作者的实现思路产生出不少疑惑，在此总结为了 10 个问题并逐个加以解答和分析。
Question 1：是否所有的文件类型都可以被 epoll 监视？
答案：不是。看下面这个实验代码：
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <sys/epoll.h>
#include <stdlib.h>
#include <sys/types.h>
#include <sys/stat.h>
#include <fcntl.h>
#include <errno.h>
#define MAX_EVENTS 1
int main (void)
{
int epfd;
epfd = epoll_create(100); /* 创建epoll实例，预计监听100个fd */
if (epfd < 0) {
perror ("epoll_create");
}
struct epoll_event *events;
int nr_events, i;
events = malloc (sizeof (struct epoll_event) * MAX_EVENTS);
if (!events) {
perror("malloc");
return 1;
}
/* 打开一个普通文本文件 */
int target_fd = open ("./11.txt", O_RDONLY);
printf("target_fd %dn", target_fd);
int target_listen_type = EPOLLIN;
for (i = 0; i < 1; i++) {
int ret;
events[i].data.fd = target_fd; /* epoll调用返回后，返回给应用进程的fd号 */
events[i].events = target_listen_type; /* 需要监听的事件类型 */
ret = epoll_ctl (epfd, EPOLL_CTL_ADD, target_fd, &events[i]); /* 注册fd到epoll实例上 */
if (ret) {
printf("ret %d, errno %dn", ret, errno);
perror ("epoll_ctl");
}
}
/* 应用进程阻塞在epoll上，超时时长置为-1表示一直等到有目标事件才会返回 */
nr_events = epoll_wait(epfd, events, MAX_EVENTS, -1);
if (nr_events < 0) {
perror ("epoll_wait");
free(events);
return 1;
}
for (i = 0; i < nr_events; i++) {
/* 打印出处于就绪状态的fd及其事件 */
printf("event=%d on fd=%dn", events[i].events, events[i].data.fd);
}
free (events);
close(epfd);
return 0;
}
编译、运行上面的代码，会打印出下列信息：
gcc epoll_test.c -o epdemo
./epdemo
target_fd 4
ret -1, errno 1
epoll_ctl: Operation not permitted
正常打开了"txt"文件 fd=4, 但调用 epoll_ctl 监视这个 fd 时却 ret=-1 失败了, 并且错误码为 1，错误信息为"Operation not permitted"。错误码指明这个 fd 不能够被 epoll 监视。
那什么样的 fd 才可以被 epoll 监视呢？
只有底层驱动实现了 file_operations 中 poll 函数的文件类型才可以被 epoll 监视！socket 类型的文件驱动是实现了 poll 函数的，因此才可以被 epoll 监视。struct file_operations 声明位置是在 include/linux/fs.h 中。
Question 2：ep->wq 的作用是什么？
答案：wq 是一个等待队列，用来保存对某一个 epoll 实例调用 epoll_wait()的所有进程。
一个进程调用 epoll_wait()后，如果当前还没有任何事件发生，需要让当前进程挂起等待（放到 ep->wq 里）；当 epoll 实例监视的文件上有事件发生后，需要唤醒 ep->wq 上的进程去继续执行用户态的业务逻辑。之所以要用一个等待队列来维护关注这个 epoll 的进程，是因为有时候调用 epoll_wait()的不只一个进程，当多个进程都在关注同一个 epoll 实例时，休眠的进程们通过这个等待队列就可以逐个被唤醒了。
多个进程关注同一个 epoll 实例，那么有事件发生后先唤醒谁？后唤醒谁？还是一起全唤醒？这涉及到一个称为“惊群效应”的问题。
Question 3：什么是 epoll 惊群？
答案：多个进程等待在 ep->wq 上，事件触发后所有进程都被唤醒，但只有其中 1 个进程能够成功继续执行的现象。其他被白白唤起的进程等于做了无用功，可能会造成系统负载过高的问题。下面这段代码能够直观感受什么是 epoll 惊群：
#include <sys/types.h>
#include <sys/socket.h>
#include <sys/epoll.h>
#include <netdb.h>
#include <string.h>
#include <stdio.h>
#include <unistd.h>
#include <fcntl.h>
#include <stdlib.h>
#include <errno.h>
#include <sys/wait.h>
#define PROCESS_NUM 10
static int create_and_bind (char *port)
{
int fd = socket(PF_INET, SOCK_STREAM, 0);
struct sockaddr_in serveraddr;
serveraddr.sin_family = AF_INET;
serveraddr.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_ANY);
serveraddr.sin_port = htons(atoi(port));
bind(fd, (struct sockaddr*)&serveraddr, sizeof(serveraddr));
return fd;
}
static int make_socket_non_blocking (int sfd)
{
int flags, s;
flags = fcntl (sfd, F_GETFL, 0);
if (flags == -1)
{
perror ("fcntl");
return -1;
}
flags |= O_NONBLOCK;
s = fcntl (sfd, F_SETFL, flags);
if (s == -1)
{
perror ("fcntl");
return -1;
}
return 0;
}
#define MAXEVENTS 64
int main (int argc, char *argv[])
{
int sfd, s;
int efd;
struct epoll_event event;
struct epoll_event *events;
sfd = create_and_bind("8001");
if (sfd == -1)
abort ();
s = make_socket_non_blocking (sfd);
if (s == -1)
abort ();
s = listen(sfd, SOMAXCONN);
if (s == -1)
{
perror ("listen");
abort ();
}
efd = epoll_create(MAXEVENTS);
if (efd == -1)
{
perror("epoll_create");
abort();
}
event.data.fd = sfd;
//event.events = EPOLLIN | EPOLLET;
event.events = EPOLLIN;
s = epoll_ctl(efd, EPOLL_CTL_ADD, sfd, &event);
if (s == -1)
{
perror("epoll_ctl");
abort();
}
/* Buffer where events are returned */
events = calloc(MAXEVENTS, sizeof event);
int k;
for(k = 0; k < PROCESS_NUM; k++)
{
int pid = fork();
if(pid == 0)
{
/* The event loop */
while (1)
{
int n, i;
n = epoll_wait(efd, events, MAXEVENTS, -1);
printf("process %d return from epoll_wait!n", getpid());
for (i = 0; i < n; i++)
{
if ((events[i].events & EPOLLERR) || (events[i].events & EPOLLHUP) || (!(events[i].events & EPOLLIN)))
{
/* An error has occured on this fd, or the socket is not ready for reading (why were we notified then?) */
fprintf (stderr, "epoll errorn");
close (events[i].data.fd);
continue;
}
else if (sfd == events[i].data.fd)
{
/* We have a notification on the listening socket, which means one or more incoming connections. */
struct sockaddr in_addr;
socklen_t in_len;
int infd;
char hbuf[NI_MAXHOST], sbuf[NI_MAXSERV];
in_len = sizeof in_addr;
infd = accept(sfd, &in_addr, &in_len);
if (infd == -1)
{
printf("process %d accept failed!n", getpid());
break;
}
printf("process %d accept successed!n", getpid());
/* Make the incoming socket non-blocking and add it to the list of fds to monitor. */
close(infd);
}
}
}
}
}
int status;
wait(&status);
free (events);
close (sfd);
return EXIT_SUCCESS;
}
将服务端的监听 socket fd 加入到 epoll_wait 的监视集合中，这样当有客户端想要建立连接，就会事件触发 epoll_wait 返回。此时如果 10 个进程同时在 epoll_wait 同一个 epoll 实例就出现了惊群效应。所有 10 个进程都被唤起，但只有一个能成功 accept。
为了解决 epoll 惊群，内核后续的高版本又提供了 EPOLLEXCLUSIVE 选项和 SO_REUSEPORT 选项，我个人理解两种解决方案思路上的不同点在于：EPOLLEXCLUSIVE 是在唤起进程阶段起作用，只唤起排在队列最前面的 1 个进程；而 SO_REUSEPORT 是在分配连接时起作用，相当于每个进程自己都有一个独立的 epoll 实例，内核来决策把连接分配给哪个 epoll。
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Question 4：ep->poll_wait 的作用是什么？
答案：ep->poll_wait 是 epoll 实例中另一个等待队列。当被监视的文件是一个 epoll 类型时，需要用这个等待队列来处理递归唤醒。
在阅读内核代码过程中，ep->wq 还算挺好理解，但我发现伴随着 ep->wq 唤醒， 还有一个 ep->poll_wait 的唤醒过程。比如下面这段代码，在 eventpoll.c 中出现了很多次：
/* If the file is already "ready" we drop it inside the ready list */
if ((revents & event->events) && !ep_is_linked(&epi->rdllink)) {
list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
/* Notify waiting tasks that events are available */
if (waitqueue_active(&ep->wq))
wake_up_locked(&ep->wq);
if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
pwake++;
}
spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
atomic_long_inc(&ep->user->epoll_watches);
/* We have to call this outside the lock */
if (pwake)
ep_poll_safewake(&ep->poll_wait);
查阅很多资料后才搞明白其实 epoll 也是一种文件类型，其底层驱动也实现了 file_operations 中的 poll 函数，因此一个 epoll 类型的 fd 可以被其他 epoll 实例监视。而 epoll 类型的 fd 只会有“读就绪”的事件。当 epoll 所监视的非 epoll 类型文件有“读就绪”事件时，当前 epoll 也会进入“读就绪”状态。
因此如果一个 epoll 实例监视了另一个 epoll 就会出现递归。举个例子，如图所示：
- epollfd1 监视了 2 个“非 epoll”类型的 fd
- epollfd2 监视了 epollfd1 和 2 个“非 epoll”类型的 fd
如果 epollfd1 所监视的 2 个 fd 中有可读事件触发，fd 的 ep_poll_callback 回调函数会触发将 fd 放到 epollfd1 的 rdllist 中。此时 epollfd1 本身的可读事件也会触发，就需要从 epollfd1 的 poll_wait 等待队列中找到 epollfd2，调用 epollfd1 的 ep_poll_callback(将 epollfd1 放到 epollfd2 的 rdllist 中)。因此 ep->poll_wait 是用来处理 epoll 间嵌套监视的情况的。
Question 5：ep->rdllist 的作用是什么？
答案：epoll 实例中包含就绪事件的 fd 组成的链表。
通过扫描 ep->rdllist 链表，内核可以轻松获取当前有事件触发的 fd。而不是像 select()/poll() 那样全量扫描所有被监视的 fd，再从中找出有事件就绪的。因此可以说这一点决定了 epoll 的性能是远高于 select/poll 的。
看到这里你可能又产生了一个小小的疑问：为什么 epoll 中事件就绪的 fd 会“主动”跑到 rdllist 中去，而不用全量扫描就能找到它们呢？ 这是因为每当调用 epoll_ctl 新增一个被监视的 fd 时，都会注册一下这个 fd 的回调函数 ep_poll_callback， 当网卡收到数据包会触发一个中断，中断处理函数再回调 ep_poll_callback 将这个 fd 所属的“epitem”添加至 epoll 实例中的 rdllist 中。
Question 6：ep->ovflist 的作用是什么？
答案：在 rdllist 被占用时，用来在不持有 ep->lock 的情况下收集有就绪事件的 fd。
当 epoll 上已经有了一些就绪事件的时候，内核需要扫描 rdllist 将就绪的 fd 返回给用户态。这一步通过 ep_scan_ready_list 函数来实现。其中 sproc 是一个回调函数(也就是 ep_send_events_proc 函数)，来处理数据从内核态到用户态的复制。
/**
* ep_scan_ready_list - Scans the ready list in a way that makes possible for the scan code, to call f_op->poll(). Also allows for O(NumReady) performance.
* @ep: Pointer to the epoll private data structure.
* @sproc: Pointer to the scan callback.
* @priv: Private opaque data passed to the @sproc callback.
* Returns: The same integer error code returned by the @sproc callback.
*/
static int ep_scan_ready_list(struct eventpoll *ep,
int (*sproc)(struct eventpoll *,
struct list_head *, void *),
void *priv)
由于 rdllist 链表业务非常繁忙（epoll 增加监视文件、修改监视文件、有事件触发...等情况都需要操作 rdllist)，所以在复制数据到用户空间时，加了一个 ep->mtx 互斥锁来保护 epoll 自身数据结构线程安全，此时其他执行流程里有争抢 ep->mtx 的操作都会因命中 ep->mtx 进入休眠。
但加锁期间很可能有新事件源源不断地产生，进而调用 ep_poll_callback(ep_poll_callback 不用争抢 ep->mtx 所以不会休眠)，新触发的事件需要一个地方来收集，不然就丢事件了。这个用来临时收集新事件的链表就是 ovflist。我的理解是：引入 ovflist 后新产生的事件就不用因为想向 rdllist 里写而去和 ep_send_events_proc 争抢自旋锁(ep->lock), 同时 ep_send_events_proc 也可以放心大胆地在无锁(不持有 ep->lock)的情况下修改 rdllist。
看代码时会发现，还有一个 txlist 链表，这个链表用来最后向用户态复制数据，rdllist 要先把自己的数据全部转移到 txlist，然后 rdllist 自己被清空。ep_send_events_proc 遍历 txlist 处理向用户空间复制，复制成功后如果是水平触发(LT)还要把这个事件还回 rdllist，等待下一次 epoll_wait 来获取它。
ovflist 上的 fd 会合入 rdllist 上等待下一次扫描；如果 txlist 上的 fd 没有处理完，最后也会合入 rdllist。这 3 个链表的关系是这样：
Question 7：epitem->pwqlist 队列的作用是什么？
答案：用来保存这个 epitem 的 poll 等待队列。
首先介绍下什么是 epitem。epitem 是 epoll 中很重要的一种数据结构， 是红黑树和 rdllist 的基本组成元素。需要监听的文件和事件信息，都被包装在 epitem 结构里。
struct epitem {
struct rb_node rbn; // 用于加入红黑树
struct list_head rdllink; // 用于加入rdllist
struct epoll_filefd ffd; // 包含被监视文件的文件指针和fd信息
struct list_head pwqlist; // poll等待队列
struct eventpoll *ep; // 所属的epoll实例
struct epoll_event event; // 关注的事件
/* 其他成员省略 */
};
回忆一下上文说到，每当用户调用 epoll_ctl()新增一个监视文件，都要给这个文件注册一个回调函数 ep_poll_callback, 当网卡收到数据后软中断会调用这个 ep_poll_callback 把这个 epitem 加入到 ep->rdllist 中。
pwdlist 就是跟 ep_poll_callback 注册相关的。
当调用 epoll_ctl()新增一个监视文件后，内核会为这个 epitem 创建一个 eppoll_entry 对象，通过 eppoll_entry->wait_queue_t->wait_queue_func_t 来设置 ep_poll_callback。pwdlist 为什么要做成一个队列呢，直接设置成 eppoll_entry 对象不就行了吗？实际上不同文件类型实现 file_operations->poll 用到等待队列数量可能不同。虽然大多数都是 1 个，但也有例外。比如“scullpipe”类型的文件就用到了 2 个等待队列。
pwqlist、epitem、fd、epoll_entry、ep_poll_callback 间的关系是这样：
Question 8：epmutex、ep->mtx、ep->lock 3 把锁的区别是？
答案：锁的粒度和使用目的不同。
- epmutex 是一个全局互斥锁，epoll 中一共只有 3 个地方用到这把锁。分别是 ep_free() 销毁一个 epoll 实例时、eventpoll_release_file() 清理从 epoll 中已经关闭的文件时、epoll_ctl() 时避免 epoll 间嵌套调用时形成死锁。我的理解是 epmutex 的锁粒度最大，用来处理跨 epoll 实例级别的同步操作。
- ep->mtx 是一个 epoll 内部的互斥锁，在 ep_scan_ready_list() 扫描就绪列表、eventpoll_release_file() 中执行 ep_remove()删除一个被监视文件、ep_loop_check_proc()检查 epoll 是否有循环嵌套或过深嵌套、还有 epoll_ctl() 操作被监视文件增删改等处有使用。可以看出上述的函数里都会涉及对 epoll 实例中 rdllist 或红黑树的访问，因此我的理解是 ep->mtx 是一个 epoll 实例内的互斥锁，用来保护 epoll 实例内部的数据结构的线程安全。
- ep->lock 是一个 epoll 实例内部的自旋锁，用来保护 ep->rdllist 的线程安全。自旋锁的特点是得不到锁时不会引起进程休眠，所以在 ep_poll_callback 中只能使用 ep->lock，否则就会丢事件。
Question 9：epoll 使用红黑树的目的是什么？
答案：用来维护一个 epoll 实例中所有的 epitem。
用户态调用 epoll_ctl()来操作 epoll 的监视文件时，需要增、删、改、查等动作有着比较高的效率。尤其是当 epoll 监视的文件数量达到百万级的时候，选用不同的数据结构带来的效率差异可能非常大。
从时间(增、删、改、查、按序遍历)、空间(存储空间大小、扩展性)等方面考量，红黑树都是非常优秀的数据结构(当然这以红黑树比较高的实现复杂度作为代价)。epoll 红黑树中的 epitem 是按什么顺序组织的。阅读代码可以发现是先比较 2 个文件指针的地址大小，如果相同再比较文件 fd 的大小。
/* Compare RB tree keys */
static inline int ep_cmp_ffd(struct epoll_filefd *p1, struct epoll_filefd *p2)
{
return (p1->file > p2->file ? +1 : (p1->file < p2->file ? -1 : p1->fd - p2->fd));
}
epoll、epitem、和红黑树间的组织关系是这样：
Question 10：什么是水平触发、边缘触发？
答案：水平触发(LT)和边缘触发(ET)是 epoll_wait 的 2 种工作模式。水平触发：关注点是数据（读操作缓冲区不为空，写操作缓冲区不为满），epoll_wait 总会返回就绪。LT 是 epoll 的默认工作模式。
边缘触发：关注点是变化，只有监视的文件上有数据变化发生（读操作关注有数据写进缓冲区，写操作关注数据从缓冲区取走），epoll_wait 才会返回。
看一个实验 ,直观感受下 2 种模式的区别, 客户端都是输入“abcdefgh” 8 个字符，服务端每次接收 2 个字符。
水平触发时，客户端输入 8 个字符触发了一次读就绪事件，由于被监视文件上还有数据可读故一直返回读就绪，服务端 4 次循环每次都能取到 2 个字符，直到 8 个字符全部读完。
边缘触发时，客户端同样输入 8 个字符但服务端一次循环读到 2 个字符后这个读就绪事件就没有了。等客户端再输入一个字符串后，服务端关注到了数据的“变化”继续从缓冲区读接下来的 2 个字符“c”和”d”。
小结
本文通过 10 个问题，其实也是从 10 个不同的视角去观察 epoll 这间宏伟的殿堂。至此也基本介绍完了 epoll 从监视事件，到内部数据结构组织、事件处理，最后到 epoll_wait 返回的整体工作过程。最后附上一张 epoll 相关数据结构间的关系图，在学习 epoll 过程中它曾解答了我心中不少的疑惑，我愿称之为灯塔~
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