说起网络 socket，大家自然会想到 TCP ，用的最多也是 TCP，UDP 在大家的印象中是作为 TCP 的补充而存在，是无连接、不可靠、无序、无流量控制的传输层协议。UDP的无连接性已经深入人心，协议上的无连接性指的是一个 UDP 的 Endpoint1(IP,PORT)，可以向多个 UDP 的 Endpointi ( IP ， PORT )发送数据包，也可以接收来自多个 UDP 的 Endpointi(IP,PORT) 的数据包。实现上，考虑这样一个特殊情况：UDP Client 在 Endpoint_C1只往 UDP Server 的 Endpoint_S1 发送数据包，并且只接收来自 Endpoint_S1 的数据包，把 UDP 通信双方都固定下来，这样不就形成一条单向的虚”连接”了么？
估计很多同学认为UDP的连接性只是将UDP通信双方都固定下来了，一对一只是多对多的一个特例而已，这样UDP连接不连接到无所谓了。果真如此吗？其实不然，UDP的连接性可以带来以下两个好处：
我们知道linux系统有用户空间(用户态)和内核空间(内核态)之分，对于x86处理器以及大多数其它处理器，用户空间和内核空间之前的切换是比较耗时(涉及到上下文的保存和恢复，一般3种情况下会发生用户态到内核态的切换：发生系统调用时、产生异常时、中断时)。那么对于一个高性能的服务应该减少频繁不必要的上下文切换，如果切换无法避免，那么尽量减少用户空间和内核空间的数据交换，减少数据拷贝。熟悉socket编程的同学对下面几个系统调用应该比较熟悉了，由于UDP是基于用户数据报的，只要数据包准备好就应该调用一次send或sendto进行发包，当然包的大小完全由应用层逻辑决定的。
细看两个系统调用的参数便知道，sendto比send的参数多2个，这就意味着每次系统调用都要多拷贝一些数据到内核空间，同时，参数到内核空间后，内核还需要初始化一些临时的数据结构来存储这些参数值(主要是对端Endpoint_S的地址信息)，在数据包发出去后，内核还需要在合适的时候释放这些临时的数据结构。进行UDP通信的时候，如果首先调用connect绑定对端Endpoint_S的后，那么就可以直接调用send来给对端Endpoint_S发送UDP数据包了。用户在connect之后，内核会永久维护一个存储对端Endpoint_S的地址信息的数据结构，内核不再需要分配/删除这些数据结构，只需要查找就可以了，从而减少了数据的拷贝。这样对于connect方而言，该UDP通信在内核已经维护这一个“连接”了，那么在通信的整个过程中，内核都能随时追踪到这个“连接”。
int connect(int socket, const struct sockaddr *address,
socklen_t address_len);
ssize_t send(int socket, const void *buffer, size_t length,
int flags);
ssize_t sendto(int socket, const void *message,
size_t length,
int flags, const struct sockaddr *dest_addr,
socklen_t dest_len);
ssize_t recv(int socket, void *buffer, size_t length,
int flags);
ssize_t recvfrom(int socket, void *restrict buffer,
size_t length,
int flags, struct sockaddr *restrict address,
socklen_t *restrict address_len);
相信大家写 UDP Socket 程序的时候，有时候在第一次调用 sendto 给一个 unconnected UDP socket 发送 UDP 数据包时，接下来调用 recvfrom() 或继续调sendto的时候会返回一个 ECONNREFUSED 错误。对于一个无连接的 UDP 是不会返回这个错误的，之所以会返回这个错误，是因为你明确调用了 connect 去连接远端的 Endpoint_S 了。那么这个错误是怎么产生的呢？没有调用 connect 的 UDP Socket 为什么无法返回这个错误呢？
当一个 UDP socket 去 connect 一个远端 Endpoint_S 时，并没有发送任何的数据包，其效果仅仅是在本地建立了一个五元组映射，对应到一个对端，该映射的作用正是为了和 UDP 带外的 ICMP 控制通道捆绑在一起，使得 UDP socket 的接口含义更加丰满。这样内核协议栈就维护了一个从源到目的地的单向连接，当下层有ICMP(对于非IP协议，可以是其它机制)错误信息返回时，内核协议栈就能够准确知道该错误是由哪个用户socket产生的，这样就能准确将错误转发给上层应用了。对于下层是IP协议的时候，ICMP 错误信息返回时，ICMP 的包内容就是出错的那个原始数据包，根据这个原始数据包可以找出一个五元组，根据该五元组就可以对应到一个本地的connect过的UDP socket，进而把错误消息传输给该 socket，应用程序在调用socket接口函数的时候，就可以得到该错误消息了。
对于一个无“连接”的UDP，sendto系统调用后，内核在将数据包发送出去后，就释放了存储对端Endpoint_S的地址等信息的数据结构了，这样在下层的协议有错误返回的时候，内核已经无法追踪到源socket了。
这里有个注意点要说明一下，由于UDP和下层协议都是不可靠的协议，所以，不能总是指望能够收到远端回复的ICMP包，例如：中间的一个节点或本机禁掉了ICMP，socket api调用就无法捕获这些错误了。
在多核(多CPU)的服务器中，为了充分利用机器CPU资源，TCP服务器大多采用accept/fork模式，TCP服务的MPM机制(multi processing module)，不管是预先建立进程池，还是每到一个连接创建新线程/进程，总体都是源于accept/fork的变体。然而对于UDP却无法很好的采用PMP机制，由于UDP的无连接性、无序性，它没有通信对端的信息，不知道一个数据包的前置和后续，它没有很好的办法知道，还有没后续的数据包以及如果有的话，过多久才会来，会来多久，因此UDP无法为其预先分配资源。
要进行多处理，就免不了要在相同的地址端口上处理数据，SO_REUSEADDR允许端口的重用，只要确保四元组的唯一性即可。对于TCP，在bind的时候所有可能产生四元组不唯一的bind都会被禁止(于是，ip相同的情况下，TCP套接字处于TIME_WAIT状态下的socket，才可以重复绑定使用)；对于connect，由于通信两端中的本端已经明确了，那么只允许connect从来没connect过的对端(在明确不会破坏四元组唯一性的connect才允许发送SYN包)；对于监听listen端，四元组的唯一性油connect端保证就OK了。
TCP通过连接来保证四元组的唯一性，一个connect请求过来，accept进程accept完这个请求后(当然不一定要单独accept进程)，就可以分配socket资源来标识这个连接，接着就可以分发给相应的worker进程去处理该连接后续的事情了。这样就可以在多核服务器中，同时有多个worker进程来同时处理多个并发请求，从而达到负载均衡，CPU资源能够被充分利用。
UDP的无连接状态(没有已有对端的信息)，使得UDP没有一个有效的办法来判断四元组是否冲突，于是对于新来的请求，UDP无法进行资源的预分配，于是多处理模式难以进行，最终只能“守株待兔“，UDP按照固定的算法查找目标UDP socket，这样每次查到的都是UDP socket列表固定位置的socket。UDP只是简单基于目的IP和目的端口来进行查找，这样在一个服务器上多个进程内创建多个绑定相同IP地址(SO_REUSEADDR)，相同端口的UDP socket，那么你会发现，只有最后一个创建的socket会接收到数据，其它的都是默默地等待，孤独地等待永远也收不到UDP数据。UDP这种只能单进程、单处理的方式将要破灭UDP高效的神话，你在一个多核的服务器上运行这样的UDP程序，会发现只有一个核在忙，其他CPU核心处于空闲的状态。创建多个绑定相同IP地址，相同端口的UDP程序，只会起到容灾备份的作用，不会起到负载均衡的作用。
要实现多处理，那么就要改变UDP Socket查找的考虑因素，对于调用了connect的UDP Client而言，由于其具有了“连接”性，通信双方都固定下来了，那么内核就可以根据4元组完全匹配的原则来匹配。于是对于不同的通信对端，可以查找到不同的UDP Socket从而实现多处理。而对于server端，在使用SO_REUSEPORT选项(linux 3.9以上内核)，这样在进行UDP socket查找的时候，源IP地址和源端口也参与进来了，内核查找算法可以保证：
这样对于不同client发来的数据包就能查找到不同的UDP socket从而实现多处理。这样看来，似乎采用SO_REUSEADDR、SO_REUSEPORT这两个socket选项并利用内核的socket查找算法，我们在多核CPU服务器上多个进程内创建多个绑定相同端口，相同IP地址的UDP socket就能做到负载均衡充分利用多核CPU资源了。然而事情远没这么顺利、简单。
通过上面我们知道，在采用SO_REUSEADDR、SO_REUSEPORT这两个socket选项后，内核会根据UDP数据包的4元组来查找本机上的所有相同目的IP地址，相同目的端口的socket中的一个socket的位置，然后以这个位置上的socket作为接收数据的socket。那么要确保来至同一个Client Endpoint的UDP数据包总是被同一个socket来处理，就需要保证整个socket链表的socket所处的位置不能改变，然而，如果socket链表中间的某个socket挂了的话，就会造成socket链表重新排序，这样会引发问题。于是基本的解决方案是在整个服务过程中不能关闭UDP socket(当然也可以全部UDP socket都close掉，从新创建一批新的)。要保证这一点，我们需要所有的UDP socket的创建和关闭都由一个master进行来管理，worker进程只是负责处理对于的网络IO任务，为此我们需要socket在创建的时候要带有CLOEXEC标志(SOCK_CLOEXEC)。
到此，为了充分利用多核CPU资源，进行UDP的多处理，我们会预先创建多个进程，每个进程都创建一个或多个绑定相同端口，相同IP地址(SO_REUSEADDR、SO_REUSEPORT)的UDP socket，这样利用内核的UDP socket查找算法来达到UDP的多进程负载均衡。然而，这完全依赖于Linux内核处理UDP socket查找时的一个算法，我们不能保证其它的系统或者未来的Linux内核不会改变算法的行为；同时，算法的查找能否做到比较好的均匀分布到不同的UDP socket，(每个处理进程只处理自己初始化时候创建的那些UDP socket)负载是否均衡是个问题。于是，我们多么想给UPD建立一个accept模型，按需分配UDP socket来处理。
在高性能Server编程中，对于TCP Server而已有比较成熟的解决方案，TCP天然的连接性可以充分利用epoll等高性能event机制，采用多路复用、异步处理的方式，哪个worker进程空闲就去accept连接请求来处理，这样就可以达到比较高的并发，可以极限利用CPU资源。然而对于UDP server而言，由于整个Svr就一个UDP socket，接收并响应所有的client请求，于是也就不存在什么多路复用的问题了。UDP svr无法充分利用epoll的高性能event机制的主要原因是，UDP svr只有一个UDP socket来接收和响应所有client的请求。然而如果能够为每个client都创建一个socket并虚拟一个“连接”与之对应，这样不就可以充分利用内核UDP层的socket查找结果和epoll的通知机制了么。server端具体过程如下：
通过上面的步骤，这样 UDP svr 就能充分利用 epoll 的事件通知机制了。第一次收到一个新的 client 的 UDP 数据包，就创建一个新的UDP socket和这个client对应，这样接下来的数据交互和事件通知都能准确投递到这个新的UDP socket fd了。
这里的UPD和Epoll结合方案，有以下几个注意点：
上面的UDP和Epoll结合的accept模型有个不好处理的小尾巴(也就是上面的注意点[2])，这个小尾巴的存在其本质是UDP和4元组没有必然的对应关系，也就是UDP的无连接性。
2.3 UDP Fork 模型 - UDP accept模型之按需建立UDP处理进程
为了充分利用多核 CPU (为简化讨论，不妨假设为8核)，理想情况下，同时有8个工作进程在同时工作处理请求。于是我们会初始化8个绑定相同端口，相同IP地址(SO_REUSEADDR、SO_REUSEPORT)的 UDP socket ，接下来就靠内核的查找算法来达到client请求的负载均衡了。由于内核查找算法是固定的，于是，无形中所有的client被划分为8类，类型1的所有client请求全部被路由到工作进程1的UDP socket由工作进程1来处理，同样类型2的client的请求也全部被工作进程2来处理。这样的缺陷是明显的，比较容易造成短时间的负载极端不均衡。
一般情况下，如果一个 UDP 包能够标识一个请求，那么简单的解决方案是每个 UDP socket n 的工作进程 n，自行 fork 出多个子进程来处理类型n的 client 的请求。这样每个子进程都直接 recvfrom 就 OK 了，拿到 UDP 请求包就处理，拿不到就阻塞。
然而，如果一个请求需要多个 UDP 包来标识的情况下，事情就没那么简单了，我们需要将同一个 client 的所有 UDP 包都路由到同一个工作子进程。为了简化讨论，我们将注意力集中在都是类型n的多个client请求UDP数据包到来的时候，我们怎么处理的问题，不同类型client的数据包路由问题交给内核了。这样，我们需要一个master进程来监听UDP socket的可读事件，master进程监听到可读事件，就采用MSG_PEEK选项来recvfrom数据包，如果发现是新的Endpoit(ip、port)Client的UDP包，那么就fork一个新的进行来处理该Endpoit的请求。具体如下：
该fork模型很别扭，过多的探测行为，一个数据包来了，会”惊群”唤醒所有worker子进程，大家都去PEEK一把，最后只有一个worker进程能够取出UDP包来处理。同时到来的数据包只能排队被取出。更为严重的是，由于recvfrom的排他唤醒，可能会造成死锁。考虑下面一个场景：
假设有 worker1、worker2、worker3、和 master 共四个进程都阻塞在 poll 调用上，client1 的一个新的 UDP 包过来，这个时候，四个进程会被同时唤醒，worker1比较神速，赶在其他进程前将 UPD 包取走了( worker1可以处理 client1的 UDP 包)，于是其他三个进程的 recvfrom 扑空，它们 worker2、worker3、和 master 按序全部阻塞在 recvfrom 上睡眠( worker2、worker3 排在 master 前面先睡眠的)。这个时候，一个新 client4 的 UDP 包packet4到来，(由于recvfrom的排他唤醒)这个时候只有worker2会从recvfrom的睡眠中醒来，然而worker而却不能处理该请求UDP包。如果没有新UDP包到来，那么packet4一直留在内核中，死锁了。之所以recv是排他的，是为了避免“承诺给一个进程”的数据被其他进程取走了。
通过上面的讨论，不管采用什么手段，UDP的accept模型总是那么别扭，总有一些无法自然处理的小尾巴。UDP的多路负载均衡方案不通用，不自然，其本因在于UPD的无连接性、无序性(无法标识数据的前续后继)。我们不知道 client 还在不在，于是难于决策虚拟的”连接”何时终止，以及何时结束掉fork出来的worker子进程(我们不能无限 fork 吧)。于是，在没有好的决策因素的时候，超时似乎是一个比较好选择，毕竟当所有的裁决手段都失效的时候，一切都要靠时间来冲淡。
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