前言
網路I/O，可以理解為網路上的資料流。通常我們會基於socket與遠端建立一條TCP或者UDP通道，然後進行讀寫。單個socket時，使用一個執行緒即可高效處理；然而如果是10K個socket連線，或者更多，我們如何做到高效能處理？
- 基本概念介紹
- 網路I/O的讀寫過程
- linux下的五種網路I/O模型
- 多路複用I/O深入理解一波
- Reactor模型
- Proacotr模型
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基本概念介紹
- 程式(執行緒)切換
- 所有系統都有排程程式的能力，它可以掛起一個當前正在執行的程式，並恢復之前掛起的程式
- 程式(執行緒)的阻塞
- 執行中的程式，有時會等待其他事件的執行完成，比如等待鎖，請求I/O的讀寫；程式在等待過程會被系統自動執行阻塞，此時程式不佔用CPU
- 檔案描述符
- 在Linux，檔案描述符是一個用於表述指向檔案引用的抽象化概念，它是一個非負整數。當程式開啟一個現有檔案或者建立一個新檔案時，核心向程式返回一個檔案描述符
- linux訊號處理
- Linux程式執行中可以接受來自系統或者程式的訊號值，然後根據訊號值去執行相應捕捉函式；訊號相當於是硬體中斷的軟體模擬
在零拷貝機制篇章已介紹過 使用者空間和核心空間和緩衝區，這裡就省略了
網路IO的讀寫過程
- 當在使用者空間發起對socket套接字的讀操作時，會導致上下文切換，使用者程式阻塞（R1）等待網路資料流到來，從網路卡複製到核心；（R2）然後從核心緩衝區向使用者程式緩衝區複製。此時程式切換恢復，處理拿到的資料
- 這裡我們給socket讀操作的第一階段起個別名R1，第二階段稱為R2
- 當在使用者空間發起對socket的send操作時，導致上下文切換，使用者程式阻塞等待（1）資料從使用者程式緩衝區複製到核心緩衝區。資料copy完成，此時程式切換恢復
linux五種網路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);
- 最基礎的I/O模型就是阻塞I/O模型，也是最簡單的模型。所有的操作都是順序執行的
- 阻塞IO模型中，使用者空間的應用程式執行一個系統呼叫（recvform），會導致應用程式被阻塞，直到核心緩衝區的資料準備好，並且將資料從核心複製到使用者程式。最後程式才被系統喚醒處理資料
- 在R1、R2連續兩個階段，整個程式都被阻塞
非阻塞式I/O (nonblocking IO)
- 非阻塞IO也是一種同步IO。它是基於輪詢（polling）機制實現，在這種模型中，套接字是以非阻塞的形式開啟的。就是說I/O操作不會立即完成，但是I/O操作會返回一個錯誤程式碼(EWOULDBLOCK)，提示操作未完成
- 輪詢檢查核心資料，如果資料未準備好，則返回EWOULDBLOCK。程式再繼續發起recvfrom呼叫，當然你可以暫停去做其他事
- 直到核心資料準備好，再拷貝資料到使用者空間，然後程式拿到非錯誤碼資料，接著進行資料處理。需要注意，拷貝資料整個過程，程式仍然是屬於阻塞的狀態
- 程式在R2階段阻塞，雖然在R1階段沒有被阻塞，但是需要不斷輪詢
多路複用I/O (IO multiplexing)
- 一般後端服務都會存在大量的socket連線，如果一次能查詢多個套接字的讀寫狀態，若有任意一個準備好，那就去處理它，效率會高很多。這就是“I/O多路複用”，多路是指多個socket套接字，複用是指複用同一個程式
- linux提供了select、poll、epoll等多路複用I/O的實現方式
- select或poll、epoll是阻塞呼叫
- 與阻塞IO不同，select不會等到socket資料全部到達再處理，而是有了一部分socket資料準備好就會恢復使用者程式來處理。怎麼知道有一部分資料在核心準備好了呢？答案：交給了系統系統處理吧
- 程式在R1、R2階段也是阻塞；不過在R1階段有個技巧，在多程式、多執行緒程式設計的環境下，我們可以只分配一個程式（執行緒）去阻塞呼叫select，其他執行緒不就可以解放了嗎
訊號驅動式I/O (SIGIO)
- 需要提供一個訊號捕捉函式，並和socket套接字關聯；發起sigaction呼叫之後程式就能解放去處理其他事
- 當資料在核心準備好後，程式會收到一個SIGIO訊號，繼而中斷去執行訊號捕捉函式，呼叫recvfrom把資料從核心讀取到使用者空間，再處理資料
- 可以看出使用者程式是不會阻塞在R1階段，但R2還是會阻塞等待
非同步IO (POSIX的aio_系列函式)
- 相對同步IO，非同步IO在使用者程式發起非同步讀（aio_read）系統呼叫之後，無論核心緩衝區資料是否準備好，都不會阻塞當前程式；在aio_read系統呼叫返回後程式就可以處理其他邏輯
- socket資料在核心就緒時，系統直接把資料從核心複製到使用者空間，然後再使用訊號通知使用者程式
- R1、R2兩階段時程式都是非阻塞的
多路複用IO深入理解一波
select
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
- 1）使用copy_from_user從使用者空間拷貝fd_set到核心空間
- 2）註冊回撥函式__pollwait
- 3）遍歷所有fd，呼叫其對應的poll方法（對於socket，這個poll方法是sock_poll，sock_poll根據情況會呼叫到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll）
- 4）以tcp_poll為例，其核心實現就是__pollwait，也就是上面註冊的回撥函式
- 5）__pollwait的主要工作就是把current（當前程式）掛到裝置的等待佇列中，不同的裝置有不同的等待佇列，對於tcp_poll來說，其等待佇列是sk->sk_sleep（注意把程式掛到等待佇列中並不代表程式已經睡眠了）。在裝置收到一條訊息（網路裝置）或填寫完檔案資料（磁碟裝置）後，會喚醒裝置等待佇列上睡眠的程式，這時current便被喚醒了
- 6）poll方法返回時會返回一個描述讀寫操作是否就緒的mask掩碼，根據這個mask掩碼給fd_set賦值
- 7）如果遍歷完所有的fd，還沒有返回一個可讀寫的mask掩碼，則會呼叫schedule_timeout是呼叫select的程式（也就是current）進入睡眠
- 8） 當裝置驅動發生自身資源可讀寫後，會喚醒其等待佇列上睡眠的程式。如果超過一定的超時時間（timeout指定），還是沒人喚醒，則呼叫select的程式會重新被喚醒獲得CPU，進而重新遍歷fd，判斷有沒有就緒的fd
- 9）把fd_set從核心空間拷貝到使用者空間
select的缺點
- 每次呼叫select，都需要把fd集合從使用者態拷貝到核心態，這個開銷在fd很多時會很大
- 同時每次呼叫select都需要在核心遍歷傳遞進來的所有fd，這個開銷在fd很多時也很大
- select支援的檔案描述符數量太小了，預設是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);
- 呼叫epoll_create，會在核心cache裡建個紅黑樹用於儲存以後epoll_ctl傳來的socket，同時也會再建立一個rdllist雙向連結串列用於儲存準備就緒的事件。當epoll_wait呼叫時，僅檢視這個rdllist雙向連結串列資料即可
- epoll_ctl在向epoll物件中新增、修改、刪除事件時，是在rbr紅黑樹中操作的，非常快
- 新增到epoll中的事件會與裝置(如網路卡)建立回撥關係，裝置上相應事件的發生時會呼叫回撥方法，把事件加進rdllist雙向連結串列中；這個回撥方法在核心中叫做ep_poll_callback
epoll的兩種觸發模式
- epoll有EPOLLLT和EPOLLET兩種觸發模式，LT是預設的模式，ET是“高速”模式（只支援no-block socket）
- LT（水平觸發）模式下，只要這個檔案描述符還有資料可讀，每次epoll_wait都會觸發它的讀事件
- ET（邊緣觸發）模式下，檢測到有I/O事件時，通過 epoll_wait 呼叫會得到有事件通知的檔案描述符，對於檔案描述符，如可讀，則必須將該檔案描述符一直讀到空（或者返回EWOULDBLOCK），否則下次的epoll_wait不會觸發該事件
epoll相比select的優點
- 解決select三個缺點
- 對於第一個缺點：epoll的解決方案在epoll_ctl函式中。每次註冊新的事件到epoll控制程式碼中時（在epoll_ctl中指定EPOLL_CTL_ADD），會把所有的fd拷貝進核心，而不是在epoll_wait的時候重複拷貝。epoll保證了每個fd在整個過程中只會拷貝一次(epoll_wait不需要複製)
- 對於第二個缺點：epoll為每個fd指定一個回撥函式，當裝置就緒，喚醒等待佇列上的等待者時，就會呼叫這個回撥函式，而這個回撥函式會把就緒的fd加入一個就緒連結串列。epoll_wait的工作實際上就是在這個就緒連結串列中檢視有沒有就緒的fd(不需要遍歷)
- 對於第三個缺點：epoll沒有這個限制，它所支援的FD上限是最大可以開啟檔案的數目，這個數字一般遠大於2048，舉個例子，在1GB記憶體的機器上大約是10萬左右，一般來說這個數目和系統記憶體關係很大
- epoll的高效能
- epoll使用了紅黑樹來儲存需要監聽的檔案描述符事件，epoll_ctl增刪改操作快速
- epoll不需要遍歷就能獲取就緒fd，直接返回就緒連結串列即可
- linux2.6 之後使用了mmap技術，資料不在需要從核心複製到使用者空間，零拷貝
關於epoll的IO模型是同步非同步的疑問
- 概念定義
- 同步I/O操作：導致請求程式阻塞，直到I/O操作完成
- 非同步I/O操作：不導致請求程式阻塞，非同步只用處理I/O操作完成後的通知，並不主動讀寫資料，由系統核心完成資料的讀寫
- 阻塞，非阻塞：程式/執行緒要訪問的資料是否就緒，程式/執行緒是否需要等待
- 非同步IO的概念是要求無阻塞I/O呼叫。前面有介紹到I/O操作分兩階段：R1等待資料準備好。R2從核心到程式拷貝資料。雖然epoll在2.6核心之後採用mmap機制，使得其在R2階段不需要複製，但是它在R1還是阻塞的。因此歸類到同步IO
Reactor模型
Reactor的中心思想是將所有要處理的I/O事件註冊到一箇中心I/O多路複用器上，同時主執行緒/程式阻塞在多路複用器上；一旦有I/O事件到來或是準備就緒，多路複用器返回，並將事先註冊的相應I/O事件分發到對應的處理器中
相關概念介紹：
- 事件：就是狀態；比如：讀就緒事件指的是我們可以從核心讀取資料的狀態
- 事件分離器：一般會把事件的等待發生交給epoll、select；而事件的到來是隨機，非同步的，所以需要迴圈呼叫epoll，在框架裡對應封裝起來的模組就是事件分離器（簡單理解為對epoll封裝）
- 事件處理器：事件發生後需要程式或執行緒去處理，這個處理者就是事件處理器，一般和事件分離器是不同的執行緒
Reactor的一般流程
- 1）應用程式在事件分離器註冊讀寫就緒事件和讀寫就緒事件處理器
- 2）事件分離器等待讀寫就緒事件發生
- 3）讀寫就緒事件發生，啟用事件分離器，分離器呼叫讀寫就緒事件處理器
- 4）事件處理器先從核心把資料讀取到使用者空間，然後再處理資料
單執行緒 + Reactor
多執行緒 + Reactor
多執行緒 + 多個Reactor
Proactor模型的一般流程
- 1）應用程式在事件分離器註冊讀完成事件和讀完成事件處理器，並向系統發出非同步讀請求
- 2）事件分離器等待讀事件的完成
- 3）在分離器等待過程中，系統利用並行的核心執行緒執行實際的讀操作，並將資料複製程式緩衝區，最後通知事件分離器讀完成到來
- 4）事件分離器監聽到讀完成事件，啟用讀完成事件的處理器
- 5）讀完成事件處理器直接處理使用者程式緩衝區中的資料
Proactor和Reactor的區別
- Proactor是基於非同步I/O的概念，而Reactor一般則是基於多路複用I/O的概念
- Proactor不需要把資料從核心複製到使用者空間，這步由系統完成