簡介：
1、epoll的簡單介紹
2、epoll在LT和ET模式下的讀寫方式
一、epoll的接口非常簡單，一共就三個函數：
1. int epoll_create(int size);
創建一個epoll的句柄，size用來告訴內核這個監聽的數目一共有多大。這個參數不同於select()中的第一個參數，給出最大監聽的fd+1的值。需要注意的是，當創建好epoll句柄后，它就是會占用一個fd值，在linux下如果查看/proc/進程id/fd/，是能夠看到這個fd的，所以在使用完epoll后，必須調用close()關閉，否則可能導致fd被耗盡。
2. int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
epoll的事件注冊函數，它不同與select()是在監聽事件時告訴內核要監聽什么類型的事件，而是在這里先注冊要監聽的事件類型。第一個參數是epoll_create()的返回值，第二個參數表示動作，用三個宏來表示：
EPOLL_CTL_ADD：注冊新的fd到epfd中；
EPOLL_CTL_MOD：修改已經注冊的fd的監聽事件；
EPOLL_CTL_DEL：從epfd中刪除一個fd；
第三個參數是需要監聽的fd，第四個參數是告訴內核需要監聽什么事，struct epoll_event結構如下：
struct epoll_event {
__uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
events可以是以下幾個宏的集合：
EPOLLIN ：表示對應的文件描述符可以讀（包括對端SOCKET正常關閉）；
EPOLLIN事件：
EPOLLIN事件則只有當對端有數據寫入時才會觸發，所以觸發一次后需要不斷讀取所有數據直到讀完EAGAIN為止。否則剩下的數據只有在下次對端有寫入時才能一起取出來了。
現在明白為什么說epoll必須要求異步socket了吧？如果同步socket，而且要求讀完所有數據，那么最終就會在堵死在阻塞里。
EPOLLOUT：表示對應的文件描述符可以寫；
EPOLLOUT事件：
EPOLLOUT事件只有在連接時觸發一次，表示可寫，其他時候想要觸發，那要先准備好下面條件：
1.某次write，寫滿了發送緩沖區，返回錯誤碼為EAGAIN。
2.對端讀取了一些數據，又重新可寫了，此時會觸發EPOLLOUT。
簡單地說：EPOLLOUT事件只有在不可寫到可寫的轉變時刻，才會觸發一次，所以叫邊緣觸發，這叫法沒錯的！
其實，如果真的想強制觸發一次，也是有辦法的，直接調用epoll_ctl重新設置一下event就可以了，event跟原來的設置一模一樣都行（但必須包含EPOLLOUT），關鍵是重新設置，就會馬上觸發一次EPOLLOUT事件。
1. 緩沖區由滿變空.
2.同時注冊EPOLLIN | EPOLLOUT事件，也會觸發一次EPOLLOUT事件
這個兩個也會觸發EPOLLOUT事件
EPOLLPRI：表示對應的文件描述符有緊急的數據可讀（這里應該表示有帶外數據到來）；
EPOLLERR：表示對應的文件描述符發生錯誤；
EPOLLHUP：表示對應的文件描述符被掛斷；
EPOLLET： 將EPOLL設為邊緣觸發(Edge Triggered)模式，這是相對於水平觸發(Level Triggered)來說的。
EPOLLONESHOT：只監聽一次事件，當監聽完這次事件之后，如果還需要繼續監聽這個socket的話，需要再次把這個socket加入到EPOLL隊列里
3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
等待事件的產生，類似於select()調用。參數events用來從內核得到事件的集合，maxevents告之內核這個events有多大，這個maxevents的值不能大於創建epoll_create()時的size，參數timeout是超時時間（毫秒，0會立即返回，-1將不確定，也有說法說是永久阻塞）。該函數返回需要處理的事件數目，如返回0表示已超時。
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從man手冊中，得到ET和LT的具體描述如下
EPOLL事件有兩種模型：
Edge Triggered (ET)
Level Triggered (LT)
假如有這樣一個例子：
1. 我們已經把一個用來從管道中讀取數據的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 這個時候從管道的另一端被寫入了2KB的數據
3. 調用epoll_wait(2)，並且它會返回RFD，說明它已經准備好讀取操作
4. 然后我們讀取了1KB的數據
5. 調用epoll_wait(2)......
Edge Triggered 工作模式：
如果我們在第1步將RFD添加到epoll描述符的時候使用了EPOLLET標志，那么在第5步調用epoll_wait(2)之后將有可能會掛起，因為剩余的數據還存在於文件的輸入緩沖區內，而且數據發出端還在等待一個針對已經發出數據的反饋信息。只有在監視的文件句柄上發生了某個事件的時候 ET 工作模式才會匯報事件。因此在第5步的時候，調用者可能會放棄等待仍在存在於文件輸入緩沖區內的剩余數據。在上面的例子中，會有一個事件產生在RFD句柄上，因為在第2步執行了一個寫操作，然后，事件將會在第3步被銷毀。因為第4步的讀取操作沒有讀空文件輸入緩沖區內的數據，因此我們在第5步調用 epoll_wait(2)完成后，是否掛起是不確定的。epoll工作在ET模式的時候，必須使用非阻塞套接口，以避免由於一個文件句柄的阻塞讀/阻塞寫操作把處理多個文件描述符的任務餓死。最好以下面的方式調用ET模式的epoll接口，在后面會介紹避免可能的缺陷。
i 基於非阻塞文件句柄
ii 只有當read(2)或者write(2)返回EAGAIN時才需要掛起，等待。但這並不是說每次read()時都需要循環讀，直到讀到產生一個EAGAIN才認為此次事件處理完成，當read()返回的讀到的數據長度小於請求的數據長度時，就可以確定此時緩沖中已沒有數據了，也就可以認為此事讀事件已處理完成。
Level Triggered 工作模式
相反的，以LT方式調用epoll接口的時候，它就相當於一個速度比較快的poll(2)，並且無論后面的數據是否被使用，因此他們具有同樣的職能。因為即使使用ET模式的epoll，在收到多個chunk的數據的時候仍然會產生多個事件。調用者可以設定EPOLLONESHOT標志，在 epoll_wait(2)收到事件后epoll會與事件關聯的文件句柄從epoll描述符中禁止掉。因此當EPOLLONESHOT設定后，使用帶有 EPOLL_CTL_MOD標志的epoll_ctl(2)處理文件句柄就成為調用者必須作的事情。
然后詳細解釋ET, LT:
LT(level triggered)是缺省的工作方式，並且同時支持block和no-block socket.在這種做法中，內核告訴你一個文件描述符是否就緒了，然后你可以對這個就緒的fd進行IO操作。如果你不作任何操作，內核還是會繼續通知你的，所以，這種模式編程出錯誤可能性要小一點。傳統的select/poll都是這種模型的代表．
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在這種模式下，當描述符從未就緒變為就緒時，內核通過epoll告訴你。然后它會假設你知道文件描述符已經就緒，並且不會再為那個文件描述符發送更多的就緒通知，直到你做了某些操作導致那個文件描述符不再為就緒狀態了(比如，你在發送，接收或者接收請求，或者發送接收的數據少於一定量時導致了一個EWOULDBLOCK 錯誤）。但是請注意，如果一直不對這個fd作IO操作(從而導致它再次變成未就緒)，內核不會發送更多的通知(only once),不過在TCP協議中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark確認（這句話不理解）。
在許多測試中我們會看到如果沒有大量的idle -connection或者dead-connection，epoll的效率並不會比select/poll高很多，但是當我們遇到大量的idle- connection(例如WAN環境中存在大量的慢速連接)，就會發現epoll的效率大大高於select/poll。（未測試）
另外，當使用epoll的ET模型來工作時，當產生了一個EPOLLIN事件后，
讀數據的時候需要考慮的是當recv()返回的大小如果等於請求的大小，那么很有可能是緩沖區還有數據未讀完，也意味着該次事件還沒有處理完，所以還需要再次讀取：
這里只是說明思路（參考《UNIX網絡編程》）
while(rs) {
buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);
if(buflen < 0)
{
// 由於是非阻塞的模式,所以當errno為EAGAIN時,表示當前緩沖區已無數據可讀
// 在這里就當作是該次事件已處理處.
if(errno == EAGAIN)
break; else return; }
else if(buflen == 0) { // 這里表示對端的socket已正常關閉. } if(buflen == sizeof(buf) rs = 1; // 需要再次讀取 else rs = 0; }
還有，假如發送端流量大於接收端的流量(意思是epoll所在的程序讀比轉發的socket要快),由於是非阻塞的socket,那么send()函數雖然返回,但實際緩沖區的數據並未真正發給接收端,這樣不斷的讀和發，當緩沖區滿后會產生EAGAIN錯誤(參考man send),同時,不理會這次請求發送的數據.所以,需要封裝socket_send()的函數用來處理這種情況,該函數會盡量將數據寫完再返回，返回-1表示出錯。在socket_send()內部,當寫緩沖已滿(send()返回-1,且errno為EAGAIN),那么會等待后再重試.這種方式並不很完美,在理論上可能會長時間的阻塞在socket_send()內部,但暫沒有更好的辦法.
ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen) { ssize_t tmp; size_t total = buflen; const char *p = buffer; while(1) { tmp = send(sockfd, p, total, 0); if(tmp < 0) { // 當send收到信號時,可以繼續寫,但這里返回-1. if(errno == EINTR) return -1; // 當socket是非阻塞時,如返回此錯誤,表示寫緩沖隊列已滿, // 在這里做延時后再重試. if(errno == EAGAIN) { usleep(1000); continue; } return -1; } if((size_t)tmp == total) return buflen; total -= tmp; p += tmp;
}
return tmp;
}
二、epoll在LT和ET模式下的讀寫方式
在一個非阻塞的socket上調用read/write函數, 返回EAGAIN或者EWOULDBLOCK(注: EAGAIN就是EWOULDBLOCK)
從字面上看, 意思是:
* EAGAIN: 再試一次
* EWOULDBLOCK: 如果這是一個阻塞socket, 操作將被block
* perror輸出: Resource temporarily unavailable
總結:
這個錯誤表示資源暫時不夠, 可能read時, 讀緩沖區沒有數據, 或者, write時，寫緩沖區滿了 。
遇到這種情況, 如果是阻塞socket, read/write就要阻塞掉。
而如果是非阻塞socket, read/write立即返回-1, 同 時errno設置為EAGAIN.
所以, 對於阻塞socket, read/write返回-1代表網絡出錯了.
但對於非阻塞socket, read/write返回-1不一定網絡真的出錯了.
可能是Resource temporarily unavailable. 這時你應該再試, 直到Resource available.
綜上, 對於non-blocking的socket, 正確的讀寫操作為:
讀: 忽略掉errno = EAGAIN的錯誤, 下次繼續讀
寫: 忽略掉errno = EAGAIN的錯誤, 下次繼續寫
對於select和epoll的LT模式, 這種讀寫方式是沒有問題的. 但對於epoll的ET模式, 這種方式還有漏洞.
epoll的兩種模式 LT 和 ET
二者的差異在於 level-trigger 模式下只要某個 socket 處於 readable/writable 狀態，無論什么時候
進行 epoll_wait 都會返回該 socket；而 edge-trigger 模式下只有某個 socket 從 unreadable 變為 readable 或從
unwritable 變為 writable 時，epoll_wait 才會返回該 socket。如下兩個示意圖:
從socket讀數據:
往socket寫數據
所以, 在epoll的ET模式下, 正確的讀寫方式為:
讀: 只要可讀, 就一直讀, 直到返回0, 或者 errno = EAGAIN
寫: 只要可寫, 就一直寫, 直到數據發送完, 或者 errno = EAGAIN
正確的讀:
n = 0; while ((nread = read(fd, buf + n, BUFSIZ-1)) > 0) { n += nread; } if (nread == -1 && errno != EAGAIN) { perror("read error"); }
正確的寫:
int nwrite, data_size = strlen(buf); n = data_size; while (n > 0) { nwrite = write(fd, buf + data_size - n, n); if (nwrite < n) { if (nwrite == -1 && errno != EAGAIN) { perror("write error"); } break; } n -= nwrite; }
正確的accept，accept 要考慮 2 個問題
(1) 阻塞模式 accept 存在的問題
考慮這種情況： TCP 連接被客戶端夭折，即在服務器調用 accept 之前，客戶端主動發送 RST 終止
連接，導致剛剛建立的連接從就緒隊列中移出，如果套接口被設置成阻塞模式，服務器就會一直阻塞
在 accept 調用上，直到其他某個客戶建立一個新的連接為止。但是在此期間，服務器單純地阻塞在
accept 調用上，就緒隊列中的其他描述符都得不到處理.
解決辦法是把監聽套接口設置為非阻塞，當客戶在服務器調用 accept 之前中止某個連接時，accept 調用
可以立即返回 -1， 這時源自 Berkeley 的實現會在內核中處理該事件，並不會將該事件通知給 epoll，
而其他實現把 errno 設置為 ECONNABORTED(A connection has been aborted.) 或者 EPROTO(Protocol error.) 錯誤，我們應該忽略這兩個錯誤。
(2) ET 模式下 accept 存在的問題
考慮這種情況：多個連接同時到達，服務器的 TCP 就緒隊列瞬間積累多個就緒連接，由於是邊緣觸發模式，
epoll 只會通知一次，accept 只處理一個連接，導致 TCP 就緒隊列中剩下的連接都得不到處理。
解決辦法是用 while 循環抱住 accept 調用，處理完 TCP 就緒隊列中的所有連接后再退出循環。如何知道
是否處理完就緒隊列中的所有連接呢？ accept 返回 -1 並且 errno 設置為 EAGAIN 就表示所有連接都處理完。
綜合以上兩種情況，服務器應該使用非阻塞地 accept， accept 在 ET 模式下 的正確使用方式為：
while ((conn_sock = accept(listenfd,(struct sockaddr *) &remote, (size_t *)&addrlen)) > 0) { handle_client(conn_sock); } if (conn_sock == -1) { if (errno != EAGAIN &&
errno != ECONNABORTED &&
errno != EPROTO &&
errno != EINTR) perror("accept"); }
一道騰訊后台開發的面試題
使用Linux epoll模型，水平觸發模式；當socket可寫時，會不停的觸發 socket 可寫的事件，如何處理？
第一種最普遍的方式：
需要向 socket 寫數據的時候才把 socket 加入 epoll ，等待可寫事件。
接受到可寫事件后，調用 write 或者 send 發送數據。。。
當所有數據都寫完后，把 socket 移出 epoll。
這種方式的缺點是，即使發送很少的數據，也要把 socket 加入 epoll，寫完后在移出 epoll，有一定操作代價。
一種改進的方式：
開始不把 socket 加入 epoll，需要向 socket 寫數據的時候，直接調用 write 或者 send 發送數據。
如果返回 EAGAIN，把 socket 加入 epoll，在 epoll 的驅動下寫數據，全部數據發送完畢后，再移出 epoll。
這種方式的優點是：數據不多的時候可以避免 epoll 的事件處理，提高效率。
最后貼一個使用epoll, ET模式的簡單HTTP服務器代碼:
#include <sys/socket.h> #include <sys/wait.h> #include <netinet/in.h> #include <netinet/tcp.h> #include <sys/epoll.h> #include <sys/sendfile.h> #include <sys/stat.h> #include <unistd.h> #include <stdio.h> #include <stdlib.h> #include <string.h> #include <strings.h> #include <fcntl.h> #include <errno.h> #define MAX_EVENTS 10 #define PORT 8080 //設置socket連接為非阻塞模式 void setnonblocking(int sockfd) { int opts; opts = fcntl(sockfd, F_GETFL); if(opts < 0) { perror("fcntl(F_GETFL)\n"); exit(1); } opts = (opts | O_NONBLOCK); if(fcntl(sockfd, F_SETFL, opts) < 0) { perror("fcntl(F_SETFL)\n"); exit(1); } } int main(){ struct epoll_event ev, events[MAX_EVENTS]; int addrlen, listenfd, conn_sock, nfds, epfd, fd, i, nread, n; struct sockaddr_in local, remote; char buf[BUFSIZ]; //創建listen socket if( (listenfd = socket(AF_INET, SOCK_STREAM, 0)) < 0) { perror("sockfd\n"); exit(1); } setnonblocking(listenfd); bzero(&local, sizeof(local)); local.sin_family = AF_INET; local.sin_addr.s_addr = htonl(INADDR_ANY);; local.sin_port = htons(PORT); if( bind(listenfd, (struct sockaddr *) &local, sizeof(local)) < 0) { perror("bind\n"); exit(1); } listen(listenfd, 20); epfd = epoll_create(MAX_EVENTS); if (epfd == -1) { perror("epoll_create"); exit(EXIT_FAILURE); } ev.events = EPOLLIN; ev.data.fd = listenfd; if (epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, listenfd, &ev) == -1) { perror("epoll_ctl: listen_sock"); exit(EXIT_FAILURE); } for (;;) { nfds = epoll_wait(epfd, events, MAX_EVENTS, -1); if (nfds == -1) { perror("epoll_pwait"); exit(EXIT_FAILURE); } for (i = 0; i < nfds; ++i) { fd = events[i].data.fd; if (fd == listenfd) { while ((conn_sock = accept(listenfd,(struct sockaddr *) &remote, (size_t *)&addrlen)) > 0) { setnonblocking(conn_sock); ev.events = EPOLLIN | EPOLLET; ev.data.fd = conn_sock; if (epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_ADD, conn_sock, &ev) == -1) { perror("epoll_ctl: add"); exit(EXIT_FAILURE); } } if (conn_sock == -1) { if (errno != EAGAIN && errno != ECONNABORTED && errno != EPROTO && errno != EINTR) perror("accept"); } continue; } if (events[i].events & EPOLLIN) { n = 0; while ((nread = read(fd, buf + n, BUFSIZ-1)) > 0) { n += nread; } if (nread == -1 && errno != EAGAIN) { perror("read error"); } ev.data.fd = fd; ev.events = events[i].events | EPOLLOUT; if (epoll_ctl(epfd, EPOLL_CTL_MOD, fd, &ev) == -1) { perror("epoll_ctl: mod"); } } if (events[i].events & EPOLLOUT) { sprintf(buf, "HTTP/1.1 200 OK\r\nContent-Length: %d\r\n\r\nHello World", 11); int nwrite, data_size = strlen(buf); n = data_size; while (n > 0) { nwrite = write(fd, buf + data_size - n, n); if (nwrite < n) { if (nwrite == -1 && errno != EAGAIN) { perror("write error"); } break; } n -= nwrite; } close(fd); } } } return 0; }