前言

网络I/O，可以理解为网络上的数据流。通常我们会基于socket与远端建立一条TCP或者UDP通道，然后进行读写。单个socket时，使用一个线程即可高效处理；然而如果是10K个socket连接，或者更多，我们如何做到高性能处理？

• 基本概念介绍
• 网络I/O的读写过程
• linux下的五种网络I/O模型
• 多路复用I/O深入理解一波
• Reactor模型
• Proacotr模型

基本概念介绍

• 进程(线程)切换
• 所有系统都有调度进程的能力，它可以挂起一个当前正在运行的进程，并恢复之前挂起的进程
• 进程(线程)的阻塞
• 运行中的进程，有时会等待其他事件的执行完成，比如等待锁，请求I/O的读写；进程在等待过程会被系统自动执行阻塞，此时进程不占用CPU
• 文件描述符
• 在Linux，文件描述符是一个用于表述指向文件引用的抽象化概念，它是一个非负整数。当程序打开一个现有文件或者创建一个进程，socket套接字时，内核都会向进程返回一个文件描述符
• linux信号处理
• Linux进程运行中可以接受来自系统或者进程的信号值，然后根据信号值去运行相应捕捉函数；信号相当于是硬件中断的软件模拟

在零拷贝机制篇章已介绍过 用户空间和内核空间 和 缓冲区 ，这里就省略了

网络IO的读写过程

• 当在用户空间发起对socket套接字的读操作时，会导致进程上下文切换，用户进程阻塞（R1）等待网络数据流到来，从网卡复制到内核；（R2）然后从内核缓冲区向用户进程缓冲区复制。此时进程切换恢复，处理拿到的数据
• 这里我们给socket读操作的第一阶段起个别名R1，第二阶段称为R2
• 当在用户空间发起对socket的写操作时（send），导致上下文切换，用户进程阻塞等待（1）数据从用户进程缓冲区复制到内核缓冲区。数据copy完成，此时进程切换恢复

linux五种网络IO模型

阻塞式I/O (blocking IO)

ssize_t recvfrom ( int sockfd, void *buf, size_t len, unsigned int flags, struct sockaddr *from, socket_t *fromlen) ; 复制代码

• 最基础的I/O模型就是阻塞I/O模型，也是最简单的模型。所有的操作都是顺序执行的
• 阻塞IO模型中，用户空间的应用程序执行一个系统调用（recvform），会导致应用程序被阻塞，直到内核缓冲区的数据准备好，并且将数据从内核复制到用户进程。最后进程才被系统唤醒处理数据
• 在R1、R2连续两个阶段，整个进程都被阻塞

非阻塞式I/O (nonblocking IO)

• 非阻塞IO也是一种同步IO。它是基于轮询（polling）机制实现，在这种模型中，套接字是以非阻塞的形式打开的。就是说I/O操作不会立即完成，但是I/O操作会返回一个错误代码(EWOULDBLOCK)，提示操作未完成
• 轮询检查内核数据，如果数据未准备好，则返回EWOULDBLOCK。进程再继续发起recvfrom调用，当然你可以暂停去做其他事
• 直到内核数据准备好，再拷贝数据到用户空间，然后进程拿到非错误码数据，接着进行数据处理。需要注意，拷贝数据整个过程，进程仍然是属于阻塞的状态
• 进程在R2阶段阻塞，虽然在R1阶段没有被阻塞，但是需要不断轮询

多路复用I/O (IO multiplexing)

• 一般后端服务都会存在大量的socket连接，如果一次能查询多个套接字的读写状态，若有任意一个准备好，那就去处理它，效率会高很多。这就是“I/O多路复用”，多路是指多个socket套接字，复用是指复用同一个进程
• linux提供了select、poll、epoll等多路复用I/O的实现方式，是现阶段主流框架常用的高性能I/O模型
• select或poll、epoll是阻塞调用
• 与阻塞IO不同，select不会等到socket数据全部到达再处理，而是有了一部分socket数据准备好就会恢复用户进程来处理。怎么知道有一部分数据在内核准备好了呢？答案：交给了系统系统处理吧
• 进程在R1、R2阶段也是阻塞；不过在R1阶段有个技巧，在多进程、多线程编程的环境下，我们可以只分配一个进程（线程）去阻塞调用select，其他线程不就可以解放了吗

信号驱动式I/O (SIGIO)

• 需要提供一个信号捕捉函数，并和socket套接字关联；发起sigaction调用之后进程就能解放去处理其他事
• 当数据在内核准备好后，进程会收到一个SIGIO信号，继而中断去运行信号捕捉函数，调用recvfrom把数据从内核读取到用户空间，再处理数据
• 可以看出用户进程是不会阻塞在R1阶段，但R2还是会阻塞等待
• 性能优于多路复用I/O

异步IO (POSIX的aio_系列函数)

• 相对同步IO，异步IO在用户进程发起异步读（aio_read）系统调用之后，无论内核缓冲区数据是否准备好，都不会阻塞当前进程；在aio_read系统调用返回后进程就可以处理其他逻辑
• socket数据在内核就绪时，系统直接把数据从内核复制到用户空间，然后再使用信号通知用户进程
• R1、R2两阶段时进程都是非阻塞的
• 性能高于信号驱动式I/O

多路复用IO深入理解一波

select

int select ( int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout) ; 复制代码

• 1）使用copy_from_user从用户空间拷贝fd_set到内核空间
• 2）注册回调函数__pollwait
• 3）遍历所有fd，调用其对应的poll方法（对于socket，这个poll方法是sock_poll，sock_poll根据情况会调用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll）
• 4）以tcp_poll为例，其核心实现就是__pollwait，也就是上面注册的回调函数
• 5）__pollwait的主要工作就是把current（当前进程）挂到设备的等待队列中，不同的设备有不同的等待队列，对于tcp_poll来说，其等待队列是sk->sk_sleep（注意把进程挂到等待队列中并不代表进程已经睡眠了）。在设备收到一条消息（网络设备）或填写完文件数据（磁盘设备）后，会唤醒设备等待队列上睡眠的进程，这时current便被唤醒了
• 6）poll方法返回时会返回一个描述读写操作是否就绪的mask掩码，根据这个mask掩码给fd_set赋值
• 7）如果遍历完所有的fd，还没有返回一个可读写的mask掩码，则会调用schedule_timeout（调用select的进程，也就是current）进入睡眠
• 8） 当设备驱动发生自身资源可读写后，会唤醒其等待队列上睡眠的进程。如果超过一定的超时时间（timeout指定），还是没人唤醒，则调用select的进程会重新被唤醒获得CPU，进而重新遍历fd，判断有没有就绪的fd
• 9）把fd_set从内核空间拷贝到用户空间

select的缺点

• 每次调用select，都需要把fd集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在fd很多时会很大
• 同时每次调用select都需要在内核遍历传递进来的所有fd，这个开销在fd很多时也很大
• select支持的文件描述符数量太小了，默认是1024

epoll

int epoll_create ( int size) ; int epoll_ctl ( int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event) ; int epoll_wait ( int epfd, struct epoll_event *events, int maxevents, int timeout) ; 复制代码

• 调用epoll_create，会在内核cache里建个 红黑树 用于存储以后epoll_ctl传来的socket，同时也会再建立一个 rdllist双向链表 用于存储准备就绪的事件。当epoll_wait调用时，仅查看这个rdllist双向链表数据即可
• epoll_ctl在向epoll对象中添加、修改、删除事件时，是在rbr红黑树中操作的，非常快
• 添加到epoll中的事件会与设备(如网卡)建立回调关系，设备上相应事件的发生时会调用回调方法，把事件加进rdllist双向链表中；这个回调方法在内核中叫做ep_poll_callback

epoll的两种触发模式

• epoll有EPOLLLT和EPOLLET两种触发模式，LT是默认的模式，ET是“高速”模式（只支持no-block socket）
• LT（水平触发）模式下，只要这个文件描述符还有数据可读， 每次epoll_wait都会触发它的读事件
• ET（边缘触发）模式下，检测到有I/O事件时，通过 epoll_wait 调用会得到有事件通知的文件描述符，对于文件描述符，如可读，则必须将该文件描述符一直读到空（或者返回EWOULDBLOCK）， 否则下次的epoll_wait不会触发该事件

epoll相比select的优点

• 解决select三个缺点
• 对于第一个缺点 ：epoll的解决方案在epoll_ctl函数中。每次注册新的事件到epoll句柄中时（在epoll_ctl中指定EPOLL_CTL_ADD），会把所有的fd拷贝进内核，而不是在epoll_wait的时候重复拷贝。epoll保证了每个fd在整个过程中只会拷贝一次(epoll_wait不需要复制)
• 对于第二个缺点 ：epoll为每个fd指定一个回调函数，当设备就绪，唤醒等待队列上的等待者时，就会调用这个回调函数，而这个回调函数会把就绪的fd加入一个就绪链表。epoll_wait的工作实际上就是在这个就绪链表中查看有没有就绪的fd(不需要遍历)
• 对于第三个缺点 ：epoll没有这个限制，它所支持的FD上限是最大可以打开文件的数目，这个数字一般远大于2048，举个例子，在1GB内存的机器上大约是10万左右，一般来说这个数目和系统内存关系很大
• epoll的高性能
• epoll使用了红黑树来保存需要监听的文件描述符事件，epoll_ctl增删改操作快速
• epoll不需要遍历就能获取就绪fd，直接返回就绪链表即可
• linux2.6 之后使用了mmap技术，数据不在需要从内核复制到用户空间，零拷贝

关于epoll的IO模型是同步异步的疑问

• 概念定义
• 同步I/O操作：导致请求进程阻塞，直到I/O操作完成
• 异步I/O操作：不导致请求进程阻塞，异步只用处理I/O操作完成后的通知，并不主动读写数据，由系统内核完成数据的读写
• 阻塞，非阻塞：进程/线程要访问的数据是否就绪，进程/线程是否需要等待
• 异步IO的概念是要求无阻塞I/O调用。前面有介绍到I/O操作分两阶段：R1等待数据准备好。R2从内核到进程拷贝数据。虽然epoll在2.6内核之后采用mmap机制，使得其在R2阶段不需要复制，但是它在R1还是阻塞的。因此归类到同步IO

Reactor模型