linux内核select/poll，epoll实现与区别
投稿：mdxy-dxy
下面文章在这段时间内研究 select/poll/epoll的内核实现的一点心得体会：
select，poll，epoll都是多路复用IO的函数，简单说就是在一个线程里，可以同时处理多个文件描述符的读写。
select/poll的实现很类似，epoll是从select/poll扩展而来，主要是为了解决select/poll天生的缺陷。
epoll在内核版本2.6以上才出现的新的函数，而他们在linux内核中的实现都是十分相似。
这三种函数都需要设备驱动提供poll回调函数，对于套接字而言，他们是 tcp_poll，udp_poll和datagram_poll;
对于自己开发的设备驱动而言，是自己实现的poll接口函数。
select实现（2.6的内核，其他版本的内核，应该都相差不多）
应用程序调用select，进入内核调用sys_select，做些简单初始化工作，接着进入 core_sys_select，
此函数主要工作是把描述符集合从用户空间复制到内核空间， 最终进入do_select，完成其主要的功能。
do_select里，调用 poll_initwait，主要工作是注册poll_wait的回调函数为__pollwait，
当在设备驱动的poll回调函数里调用poll_wait，其实就是调用__pollwait，
__pollwait的主要工作是把当前进程挂载到等待队列里，当等待的事件到来就会唤醒此进程。
接着执行for循环，循环里首先遍历每个文件描述符，调用对应描述符的poll回调函数，检测是否就绪，
遍历完所有描述符之后，只要有描述符处于就绪状态,信号中断,出错或者超时，就退出循环，
否则会调用schedule_xxx函数，让当前进程睡眠，一直到超时或者有描述符就绪被唤醒。
接着又会再次遍历每个描述符，调用poll再次检测。
如此循环，直到符合条件才会退出。
以下是 2.6.31内核的有关select函数的部分片段：
他们调用关系：
select --> sys_select --> core_sys_select --> do_select
int do_select(int n, fd_set_bits *fds, struct timespec *end_time)
{
ktime_t expire, *to = NULL;
struct poll_wqueues table;
poll_table *wait;
int retval, i, timed_out = 0;
unsigned long slack = 0;
///这里为了获得集合中的最大描述符，这样可减少循环中遍历的次数。
///也就是为什么linux中select第一个参数为何如此重要了
rcu_read_lock();
retval = max_select_fd(n, fds);
rcu_read_unlock();
if (retval < 0)
return retval;
n = retval;
////初始化 poll_table结构，其中一个重要任务是把 __pollwait函数地址赋值给它，
poll_initwait(&table);
wait = &table.pt;
if (end_time && !end_time->tv_sec && !end_time->tv_nsec) {
wait = NULL;
timed_out = 1;
}
if (end_time && !timed_out)
slack = estimate_accuracy(end_time);
retval = 0;
///主循环，将会在这里完成描述符的状态轮训
for (;;) {
unsigned long *rinp, *routp, *rexp, *inp, *outp, *exp;
inp = fds->in; outp = fds->out; exp = fds->ex;
rinp = fds->res_in; routp = fds->res_out; rexp = fds->res_ex;
for (i = 0; i < n; ++rinp, ++routp, ++rexp) {
unsigned long in, out, ex, all_bits, bit = 1, mask, j;
unsigned long res_in = 0, res_out = 0, res_ex = 0;
const struct file_operations *f_op = NULL;
struct file *file = NULL;
///select中 fd_set 以及 do_select 中的 fd_set_bits 参数，都是按照位来保存描述符，意思是比如申请一个1024位的内存，
///如果第 28位置1，说明此集合有 描述符 28，
in = *inp++; out = *outp++; ex = *exp++;
all_bits = in | out | ex; // 检测读写异常3个集合中有无描述符
if (all_bits == 0) {
i += __NFDBITS;
continue;
}
for (j = 0; j < __NFDBITS; ++j, ++i, bit <<= 1) {
int fput_needed;
if (i >= n)
break;
if (!(bit & all_bits))
continue;
file = fget_light(i, &fput_needed); ///通过 描述符 index 获得 struct file结构指针，
if (file) {
f_op = file->f_op; //通过 struct file 获得 file_operations，这是操作文件的回调函数集合。
mask = DEFAULT_POLLMASK;
if (f_op && f_op->poll) {
wait_key_set(wait, in, out, bit);
mask = (*f_op->poll)(file, wait); //调用我们的设备中实现的 poll函数，
//因此，为了能让select正常工作，在我们设备驱动中，必须要提供poll的实现，
}
fput_light(file, fput_needed);
if ((mask & POLLIN_SET) && (in & bit)) {
res_in |= bit;
retval++;
wait = NULL; /// 此处包括以下的，把wait设置为NULL，是因为检测到mask = (*f_op->poll)(file, wait); 描述符已经就绪
/// 无需再把当前进程添加到等待队列里，do_select 遍历完所有描述符之后就会退出。
}
if ((mask & POLLOUT_SET) && (out & bit)) {
res_out |= bit;
retval++;
wait = NULL;
}
if ((mask & POLLEX_SET) && (ex & bit)) {
res_ex |= bit;
retval++;
wait = NULL;
}
}
}
if (res_in)
*rinp = res_in;
if (res_out)
*routp = res_out;
if (res_ex)
*rexp = res_ex;
cond_resched();
}
wait = NULL; //已经遍历完一遍，该加到等待队列的，都已经加了，无需再加，因此设置为NULL
if (retval || timed_out || signal_pending(current)) //描述符就绪，超时，或者信号中断就退出循环
break;
if (table.error) {//出错退出循环
retval = table.error;
break;
}
/*
* If this is the first loop and we have a timeout
* given, then we convert to ktime_t and set the to
* pointer to the expiry value.
*/
if (end_time && !to) {
expire = timespec_to_ktime(*end_time);
to = &expire;
}
/////让进程休眠，直到超时，或者被就绪的描述符唤醒，
if (!poll_schedule_timeout(&table, TASK_INTERRUPTIBLE,
to, slack))
timed_out = 1;
}
poll_freewait(&table);
return retval;
}
void poll_initwait(struct poll_wqueues *pwq)
{
init_poll_funcptr(&pwq->pt, __pollwait); //设置poll_table的回调函数为 __pollwait,这样当我们在驱动中调用poll_wait 就会调用到 __pollwait
........
}
static void __pollwait(struct file *filp, wait_queue_head_t *wait_address,
poll_table *p)
{
...................
init_waitqueue_func_entry(&entry->wait, pollwake); // 设置唤醒进程调用的回调函数，当在驱动中调用 wake_up唤醒队列时候，
// pollwake会被调用，这里其实就是调用队列的默认函数 default_wake_function
// 用来唤醒睡眠的进程。
add_wait_queue(wait_address, &entry->wait); //加入到等待队列
}
int core_sys_select(int n, fd_set __user *inp, fd_set __user *outp,
fd_set __user *exp, struct timespec *end_time)
{
........
//把描述符集合从用户空间复制到内核空间
if ((ret = get_fd_set(n, inp, fds.in)) ||
(ret = get_fd_set(n, outp, fds.out)) ||
(ret = get_fd_set(n, exp, fds.ex)))
.........
ret = do_select(n, &fds, end_time);
.............
////把do_select返回集合，从内核空间复制到用户空间
if (set_fd_set(n, inp, fds.res_in) ||
set_fd_set(n, outp, fds.res_out) ||
set_fd_set(n, exp, fds.res_ex))
ret = -EFAULT;
............
}
poll的实现跟select基本差不多，按照
poll --> do_sys_poll --> do_poll --> do_pollfd 的调用序列
其中do_pollfd是对每个描述符调用 其回调poll状态轮训。
poll比select的好处就是没有描述多少限制，select 有1024 的限制，描述符不能超过此值，poll不受限制。
我们从上面代码分析，可以总结出select/poll天生的缺陷：
1）每次调用select/poll都需要要把描述符集合从用户空间copy到内核空间，检测完成之后，又要把检测的结果集合从内核空间copy到用户空间
当描述符很多，而且select经常被唤醒，这种开销会比较大
2）如果说描述符集合来回复制不算什么，那么多次的全部描述符遍历就比较恐怖了，
我们在应用程序中，每次调用select/poll 都必须首先遍历描述符，把他们加到fd_set集合里，这是应用层的第一次遍历，
接着进入内核空间，至少进行一次遍历和调用每个描述符的poll回调检测，一般可能是2次遍历，第一次没发现就绪描述符，
加入等待队列，第二次是被唤醒，接着再遍历一遍。再回到应用层，我们还必须再次遍历所有描述符，用 FD_ISSET检测结果集。
如果描述符很多，这种遍历就很消耗CPU资源了。
3）描述符多少限制，当然poll没有限制，select却有1024的硬性限制，除了修改内核增加1024限制外没别的办法。
既然有这么些缺点 ，那不是 select/poll变得一无是处了，那就大错特错了。
他们依然是代码移植的最好函数，因为几乎所有平台都有对它们的实现提供接口。
在描述符不是太多，他们依然十分出色的完成多路复用IO，
而且如果每个连接上的描述符都处于活跃状态，他们的效率其实跟epoll也差不了多少。
曾经使用多个线程+每个线程采用poll的办法开发TCP服务器，处理文件收发，连接达到几千个，
当时的瓶颈已经不在网络IO，而在磁盘IO了。
我们再来看epoll为了解决select/poll天生的缺陷，是如何实现的。
epoll只是select/poll的扩展，他不是在linux内核中另起炉灶，做颠覆性的设计的，他只是在select的基础上来解决他们的缺陷。
他的底层依然需要设备驱动提供poll回调来作为状态检测基础。
epoll分为三个函数 epoll_create,epoll_ctl, epoll_wait 。
他们的实现在 eventpoll.c代码里。
epoll_create创建epoll设备，用来管理所有添加进去的描述符，epoll_ctl 用来添加新的描述符，修改或者删除描述符。
epoll_wait等待描述符事件。
epoll_wait的等待已经不再是轮训方式的等待了，epoll内部有个描述符就绪队列，epoll_wait只检测这个队列即可，
他采用睡眠一会检测一下的方式，如果发现描述符就绪队列不为空，就把此队列中的描述符copy到用户空间，然后返回。
描述符就绪队列里的数据又是从何而来的？
原来使用 epoll_ctl添加新描述符时候，epoll_ctl内核实现里会修改两个回调函数，
一个是 poll_table结构里的qproc回调函数指针，
在 select中是 __pollwait函数，在epoll中换成 ep_ptable_queue_proc，
当在epoll_ctl中调用新添加的描述符的poll回调时候，底层驱动就会调用 poll_wait添加等待队列，
底层驱动调用poll_wait时候，
其实就是调用ep_ptable_queue_proc，此函数会修改等待队列的回调函数为 ep_poll_callback， 并加入到等待队列头里；
一旦底层驱动发现数据就绪，就会调用wake_up唤醒等待队列，从而 ep_poll_callback将被调用，
在ep_poll_callback中 会把这个就绪的描述符添加到 epoll的描述符就绪队列里，并同时唤醒 epoll_wait 所在的进程。
如此这般，就是epoll的内核实现的精髓。
看他是如何解决 select/poll的缺陷的， 首先他通过 epoll_ctl的EPOLL_CTL_ADD命令把描述符添加进epoll内部管理器里，
只需添加一次即可，直到用 epoll_ctl的EPOLL_CTL_DEL命令删除此描述符为止，
而不像select/poll是每次执行都必须添加，很显然大量减少了描述符在内核和用户空间不断的来回copy的开销。
其次虽然 epoll_wait内部也是循环检测，但是它只需检测描述符就绪队列是否为空即可，
比起select/poll必须轮训每个描述符的poll，其开销简直可以忽略不计。
他同时也没描述符多少的限制，只要你机器的内存够大，就能容纳非常多的描述符。
以下是 epoll相关部分内核代码片段：
struct epitem {
/* RB tree node used to link this structure to the eventpoll RB tree */
struct rb_node rbn; // 红黑树节点，
struct epoll_filefd ffd; // 存储此变量对应的描述符
struct epoll_event event; //用户定义的结构
/*其他成员*/
};
struct eventpoll {
/*其他成员*/
.......
/* Wait queue used by file->poll() */
wait_queue_head_t poll_wait;
/* List of ready file descriptors */
struct list_head rdllist; ///描述符就绪队列，挂载的是 epitem结构
/* RB tree root used to store monitored fd structs */
struct rb_root rbr; /// 存储 新添加的 描述符的红黑树根， 此成员用来存储添加进来的所有描述符。挂载的是epitem结构
.........
};
//epoll_create
SYSCALL_DEFINE1(epoll_create1, int, flags)
{
int error;
struct eventpoll *ep = NULL;
/*其他代码*/
......
//分配 eventpoll结构，这个结构是epoll的灵魂，他包含了所有需要处理得数据。
error = ep_alloc(&ep);
if (error < 0)
return error;
error = anon_inode_getfd("[eventpoll]", &eventpoll_fops, ep,
flags & O_CLOEXEC); ///打开 eventpoll 的描述符，并把 ep存储到 file->private_data变量里。
if (error < 0)
ep_free(ep);
return error;
}
SYSCALL_DEFINE4(epoll_ctl, int, epfd, int, op, int, fd,
struct epoll_event __user *, event)
{
/*其他代码*/
.....
ep = file->private_data;
......
epi = ep_find(ep, tfile, fd); ///从 eventpoll的 rbr里查找描述符是 fd 的 epitem，
error = -EINVAL;
switch (op) {
case EPOLL_CTL_ADD:
if (!epi) {
epds.events |= POLLERR | POLLHUP;
error = ep_insert(ep, &epds, tfile, fd); // 在这个函数里添加新描述符，同时修改重要的回调函数。
//同时还调用描述符的poll，查看就绪状态
} else
error = -EEXIST;
break;
/*其他代码*/
........
}
static int ep_insert(struct eventpoll *ep, struct epoll_event *event,
struct file *tfile, int fd)
{
..... /*其他代码*/
init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc);//设置 poll_tabe回调函数为 ep_ptable_queue_proc
//ep_ptable_queue_proc会设置等待队列的回调指针为 ep_epoll_callback，同时添加等待队列。
........ /*其他代码*/
revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt); //调用描述符的poll回调，在此函数里 ep_ptable_queue_proc会被调用
....... /*其他代码*/
ep_rbtree_insert(ep, epi); //把新生成关于epitem添加到红黑树里
...... /*其他代码*/
if ((revents & event->events) && !ep_is_linked(&epi->rdllink)) {
list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist); //如果 上边的poll调用，检测到描述符就绪，添加本描述符到就绪队列里。
if (waitqueue_active(&ep->wq))
wake_up_locked(&ep->wq);
if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))
pwake++;
}
...... /*其他代码*/
/* We have to call this outside the lock */
if (pwake)
ep_poll_safewake(&ep->poll_wait); // 如果描述符就绪队列不为空，则唤醒 epoll_wait所在的进程。
......... /*其他代码*/
}
//这个函数设置等待队列回调函数为 ep_poll_callback，
//这样到底层有数据唤醒等待队列时候，ep_poll_callback就会被调用，从而把就绪的描述符加到就绪队列。
static void ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t *whead,
poll_table *pt)
{
struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt);
struct eppoll_entry *pwq;
if (epi->nwait >= 0 && (pwq = kmem_cache_alloc(pwq_cache, GFP_KERNEL))) {
init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait, ep_poll_callback);
pwq->whead = whead;
pwq->base = epi;
add_wait_queue(whead, &pwq->wait);
list_add_tail(&pwq->llink, &epi->pwqlist);
epi->nwait++;
} else {
/* We have to signal that an error occurred */
epi->nwait = -1;
}
}
static int ep_poll_callback(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key)
{
int pwake = 0;
unsigned long flags;
struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait);
struct eventpoll *ep = epi->ep;
......... /*其他代码*/
if (!ep_is_linked(&epi->rdllink))
list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist); // 把当前就绪的描述epitem结构添加到就绪队列里
......... /*其他代码*/
if (pwake)
ep_poll_safewake(&ep->poll_wait); //如果队列不为空，唤醒 epoll_wait所在进程
......... /*其他代码*/
}
epoll_wait内核代码里主要是调用ep_poll，列出ep_poll部分代码片段：
static int ep_poll(struct eventpoll *ep, struct epoll_event __user *events,
int maxevents, long timeout)
{
int res, eavail;
unsigned long flags;
long jtimeout;
wait_queue_t wait;
......... /*其他代码*/
if (list_empty(&ep->rdllist)) {
init_waitqueue_entry(&wait, current);
wait.flags |= WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
__add_wait_queue(&ep->wq, &wait);
// 如果检测到就绪队列为空，添加当前进程到等待队列，并执行否循环
for (;;) {
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
if (!list_empty(&ep->rdllist) || !jtimeout) //如果就绪队列不为空，或者超时则退出循环
break;
if (signal_pending(current)) { //如果信号中断，退出循环
res = -EINTR;
break;
}
spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
jtimeout = schedule_timeout(jtimeout);//睡眠，知道被唤醒或者超时为止。
spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
}
__remove_wait_queue(&ep->wq, &wait);
set_current_state(TASK_RUNNING);
}
......... /*其他代码*/
if (!res && eavail &&
!(res = ep_send_events(ep, events, maxevents)) && jtimeout)
goto retry;
// ep_send_events主要任务是把就绪队列的就绪描述符copy到用户空间的 epoll_event数组里，
return res;
}
可以看到 ep_poll既epoll_wait的循环是相当轻松的循环，他只是简单检测就绪队列而已，因此他的开销很小。
我们最后看看描述符就绪时候，是如何通知给select/poll/epoll的，以网络套接字的TCP协议来进行说明。
tcp协议对应的 poll回调是tcp_poll， 对应的等待队列头是 struct sock结构里 sk_sleep成员，
在tcp_poll中会把 sk_sleep加入到等待队列，等待数据就绪。
当物理网卡接收到数据包，引发硬件中断，驱动在中断ISR例程里，构建skb包，把数据copy进skb，接着调用netif_rx
把skb挂载到CPU相关的 input_pkt_queue队列，同时引发软中断，在软中断的net_rx_action回调函数里从input_pkt_queue里取出
skb数据包，通过分析，调用协议相关的回调函数，这样层层传递，一直到struct sock，此结构里的 sk_data_ready回调指针被调用
sk_data_ready指向 sock_def_readable 函数，sock_def_readable函数其实就是 wake_up 唤醒 sock结构里 的 sk_sleep。
以上机制，对 select/poll/epoll都是一样的，接下来唤醒 sk_sleep方式就不一样了，因为他们指向了不同的回调函数。
在 select/poll实现中，等待队列回调函数是 pollwake其实就是调用default_wake_function，唤醒被select阻塞住的进程。
epoll实现中，等待回调函数是 ep_poll_callback， 此回调函数只是把就绪描述符加入到epoll的就绪队列里。
所以呢 select/poll/epoll其实他们在内核实现中，差别也不是太大，其实都差不多。
epoll虽然效率不错，可以跟windows平台中的完成端口比美，但是移植性太差，
目前几乎就只有linux平台才实现了epoll而且必须是2.6以上的内核版本。