Linux企業級開發技術（3）——epoll企業級開發之epoll模型

EPOLL事件有兩種模型：

Edge Triggered (ET)  邊緣觸發 只有資料到來，才觸發，不管快取區中是否還有資料。

Level Triggered (LT)  水平觸發 只要有資料都會觸發。

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資料的檔案控制程式碼(RFD)新增到epoll描述符

2. 這個時候從管道的另一端被寫入了2KB的資料

3. 呼叫epoll_wait(2)，並且它會返回RFD，說明它已經準備好讀取操作

4. 然後我們讀取了1KB的資料

5. 呼叫epoll_wait(2)......

Edge Triggered 工作模式：

如果我們在第1步將RFD新增到epoll描述符的時候使用了EPOLLET標誌，那麼在第5步呼叫epoll_wait(2)之後將有可能會掛起，因為剩餘的資料還存在於檔案的輸入緩衝區內，而且資料發出端還在等待一個針對已經發出資料的反饋資訊。只有在監視的檔案控制程式碼上發生了某個事件的時候 ET 工作模式才會彙報事件。因此在第5步的時候，呼叫者可能會放棄等待仍在存在於檔案輸入緩衝區內的剩餘資料。在上面的例子中，會有一個事件產生在RFD控制程式碼上，因為在第2步執行了一個寫操作，然後，事件將會在第3步被銷燬。因為第4步的讀取操作沒有讀空檔案輸入緩衝區內的資料，因此我們在第5步呼叫 epoll_wait(2)完成後，是否掛起是不確定的。epoll工作在ET模式的時候，必須使用非阻塞套介面，以避免由於一個檔案控制程式碼的阻塞讀/阻塞寫操作把處理多個檔案描述符的任務餓死。最好以下面的方式呼叫ET模式的epoll介面，在後面會介紹避免可能的缺陷。

  i    基於非阻塞檔案控制程式碼

  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()時都需要迴圈讀，直到讀到產生一個EAGAIN才認為此次事件處理完成，當read()返回的讀到的資料長度小於請求的資料長度時，就可以確定此時緩衝中已沒有資料了，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方式呼叫epoll介面的時候，它就相當於一個速度比較快的poll(2)，並且無論後面的資料是否被使用，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的資料的時候仍然會產生多個事件。呼叫者可以設定EPOLLONESHOT標誌，在 epoll_wait(2)收到事件後epoll會與事件關聯的檔案控制程式碼從epoll描述符中禁止掉。因此當EPOLLONESHOT設定後，使用帶有 EPOLL_CTL_MOD標誌的epoll_ctl(2)處理檔案控制程式碼就成為呼叫者必須作的事情。

然後詳細解釋ET, LT:

LT(level triggered)是預設的工作方式，並且同時支援block和no-block socket.在這種做法中，核心告訴你一個檔案描述符是否就緒了，然後你可以對這個就緒的fd進行IO操作。如果你不作任何操作，核心還是會繼續通知你的，所以，這種模式程式設計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，只支援no-blocksocket。在這種模式下，當描述符從未就緒變為就緒時，核心通過epoll告訴你。然後它會假設你知道檔案描述符已經就緒，並且不會再為那個檔案描述符傳送更多的就緒通知，直到你做了某些操作導致那個檔案描述符不再為就緒狀態了(比如，你在傳送，接收或者接收請求，或者傳送接收的資料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)，核心不會傳送更多的通知(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線)，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事件後，

讀資料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，那麼很有可能是緩衝區還有資料未讀完，也意味著該次事件還沒有處理完，所以還需要再次讀取：

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,表示當前緩衝區已無資料可讀
   // 在這裡就當作是該次事件已處理處.
   if(errno == EAGAIN)
    break;
   else
    return;
   }
  else if(buflen == 0)
   {
    // 這裡表示對端的socket已正常關閉.
   }
  if(buflen == sizeof(buf)
    rs = 1;   // 需要再次讀取
  else
    rs = 0;
}

還有，假如傳送端流量大於接收端的流量(意思是epoll所在的程式讀比轉發的socket要快),由於是非阻塞的socket,那麼send()函式雖然返回,但實際緩衝區的資料並未真正發給接收端,這樣不斷的讀和發，當緩衝區滿後會產生EAGAIN錯誤(參考man send),同時,不理會這次請求傳送的資料.所以,需要封裝socket_send()的函式用來處理這種情況,該函式會盡量將資料寫完再返回，返回-1表示出錯。在socket_send()內部,當寫緩衝已滿(send()返回-1,且errno為EAGAIN),那麼會等待後再重試.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收到訊號時,可以繼續寫,但這裡返回-1.
     if(errno == EINTR)
       return -1;
     // 當socket是非阻塞時,如返回此錯誤,表示寫緩衝佇列已滿,
     // 在這裡做延時後再重試.
      if(errno == EAGAIN)
     {
       usleep(1000);
       continue;
     }
     return -1;
    }
   if((size_t)tmp == total)
     return buflen;
   total -= tmp;
    p+= tmp;
  }
 
 return tmp;
}