一、基本概念介紹

• 進(jìn)程(線程)切換：所有系統(tǒng)都有調(diào)度進(jìn)程的能力，它可以掛起一個當(dāng)前正在運(yùn)行的進(jìn)程，并恢復(fù)之前掛起的進(jìn)程
• 進(jìn)程(線程)的阻塞：運(yùn)行中的進(jìn)程，有時會等待其他事件的執(zhí)行完成，比如等待鎖，請求I/O的讀寫；進(jìn)程在等待過程會被系統(tǒng)自動執(zhí)行阻塞，此時進(jìn)程不占用CPU
• 文件描述符：在Linux，文件描述符是一個用于表述指向文件引用的抽象化概念，它是一個非負(fù)整數(shù)。當(dāng)程序打開一個現(xiàn)有文件或者創(chuàng)建一個新文件時，內(nèi)核向進(jìn)程返回一個文件描述符
• linux信號處理：Linux進(jìn)程運(yùn)行中可以接受來自系統(tǒng)或者進(jìn)程的信號值，然后根據(jù)信號值去運(yùn)行相應(yīng)捕捉函數(shù)；信號相當(dāng)于是硬件中斷的軟件模擬

在零拷貝機(jī)制篇章已介紹過 用戶空間和內(nèi)核空間和緩沖區(qū)，這里就省略了

二、網(wǎng)絡(luò)IO的讀寫過程

• 當(dāng)在用戶空間發(fā)起對socket套接字的讀操作時，會導(dǎo)致上下文切換，用戶進(jìn)程阻塞（R1）等待網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)流到來，從網(wǎng)卡復(fù)制到內(nèi)核；（R2）然后從內(nèi)核緩沖區(qū)向用戶進(jìn)程緩沖區(qū)復(fù)制。此時進(jìn)程切換恢復(fù)，處理拿到的數(shù)據(jù)
• 這里我們給socket讀操作的第一階段起個別名R1，第二階段稱為R2
• 當(dāng)在用戶空間發(fā)起對socket的send操作時，導(dǎo)致上下文切換，用戶進(jìn)程阻塞等待（1）數(shù)據(jù)從用戶進(jìn)程緩沖區(qū)復(fù)制到內(nèi)核緩沖區(qū)。數(shù)據(jù)copy完成，此時進(jìn)程切換恢復(fù)

三、Linux五種網(wǎng)絡(luò)IO模型

3.1、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(chǔ)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(zhí)行的
• 阻塞IO模型中，用戶空間的應(yīng)用程序執(zhí)行一個系統(tǒng)調(diào)用（recvform），會導(dǎo)致應(yīng)用程序被阻塞，直到內(nèi)核緩沖區(qū)的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好，并且將數(shù)據(jù)從內(nèi)核復(fù)制到用戶進(jìn)程。最后進(jìn)程才被系統(tǒng)喚醒處理數(shù)據(jù)
• 在R1、R2連續(xù)兩個階段，整個進(jìn)程都被阻塞

3.2、非阻塞式I/O (nonblocking IO)

• 非阻塞IO也是一種同步IO。它是基于輪詢（polling）機(jī)制實現(xiàn)，在這種模型中，套接字是以非阻塞的形式打開的。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代碼(EWOULDBLOCK)，提示操作未完成
• 輪詢檢查內(nèi)核數(shù)據(jù)，如果數(shù)據(jù)未準(zhǔn)備好，則返回EWOULDBLOCK。進(jìn)程再繼續(xù)發(fā)起recvfrom調(diào)用，當(dāng)然你可以暫停去做其他事
• 直到內(nèi)核數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好，再拷貝數(shù)據(jù)到用戶空間，然后進(jìn)程拿到非錯誤碼數(shù)據(jù)，接著進(jìn)行數(shù)據(jù)處理。需要注意，拷貝數(shù)據(jù)整個過程，進(jìn)程仍然是屬于阻塞的狀態(tài)
• 進(jìn)程在R2階段阻塞，雖然在R1階段沒有被阻塞，但是需要不斷輪詢

3.3、多路復(fù)用I/O (IO multiplexing)

• 一般后端服務(wù)都會存在大量的socket連接，如果一次能查詢多個套接字的讀寫狀態(tài)，若有任意一個準(zhǔn)備好，那就去處理它，效率會高很多。這就是“I/O多路復(fù)用”，多路是指多個socket套接字，復(fù)用是指復(fù)用同一個進(jìn)程
• linux提供了select、poll、epoll等多路復(fù)用I/O的實現(xiàn)方式
• select或poll、epoll是阻塞調(diào)用
• 與阻塞IO不同，select不會等到socket數(shù)據(jù)全部到達(dá)再處理，而是有了一部分socket數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好就會恢復(fù)用戶進(jìn)程來處理。怎么知道有一部分?jǐn)?shù)據(jù)在內(nèi)核準(zhǔn)備好了呢？答案：交給了系統(tǒng)系統(tǒng)處理吧
• 進(jìn)程在R1、R2階段也是阻塞；不過在R1階段有個技巧，在多進(jìn)程、多線程編程的環(huán)境下，我們可以只分配一個進(jìn)程（線程）去阻塞調(diào)用select，其他線程不就可以解放了嗎

3.4、信號驅(qū)動式I/O (SIGIO)

• 需要提供一個信號捕捉函數(shù)，并和socket套接字關(guān)聯(lián)；發(fā)起sigaction調(diào)用之后進(jìn)程就能解放去處理其他事
• 當(dāng)數(shù)據(jù)在內(nèi)核準(zhǔn)備好后，進(jìn)程會收到一個SIGIO信號，繼而中斷去運(yùn)行信號捕捉函數(shù)，調(diào)用recvfrom把數(shù)據(jù)從內(nèi)核讀取到用戶空間，再處理數(shù)據(jù)
• 可以看出用戶進(jìn)程是不會阻塞在R1階段，但R2還是會阻塞等待

3.5、異步IO (POSIX的aio_系列函數(shù))

• 相對同步IO，異步IO在用戶進(jìn)程發(fā)起異步讀（aio_read）系統(tǒng)調(diào)用之后，無論內(nèi)核緩沖區(qū)數(shù)據(jù)是否準(zhǔn)備好，都不會阻塞當(dāng)前進(jìn)程；在aio_read系統(tǒng)調(diào)用返回后進(jìn)程就可以處理其他邏輯
• socket數(shù)據(jù)在內(nèi)核就緒時，系統(tǒng)直接把數(shù)據(jù)從內(nèi)核復(fù)制到用戶空間，然后再使用信號通知用戶進(jìn)程
• R1、R2兩階段時進(jìn)程都是非阻塞的

四、多路復(fù)用IO深入理解一波

4.1、select

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

1）使用copy_from_user從用戶空間拷貝fd_set到內(nèi)核空間

2）注冊回調(diào)函數(shù)__pollwait

3）遍歷所有fd，調(diào)用其對應(yīng)的poll方法（對于socket，這個poll方法是sock_poll，sock_poll根據(jù)情況會調(diào)用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll）

4）以tcp_poll為例，其核心實現(xiàn)就是__pollwait，也就是上面注冊的回調(diào)函數(shù)

5）__pollwait的主要工作就是把current（當(dāng)前進(jìn)程）掛到設(shè)備的等待隊列中，不同的設(shè)備有不同的等待隊列，對于tcp_poll來說，其等待隊列是sk->sk_sleep（注意把進(jìn)程掛到等待隊列中并不代表進(jìn)程已經(jīng)睡眠了）。在設(shè)備收到一條消息（網(wǎng)絡(luò)設(shè)備）或填寫完文件數(shù)據(jù)（磁盤設(shè)備）后，會喚醒設(shè)備等待隊列上睡眠的進(jìn)程，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(jù)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，則會調(diào)用schedule_timeout是調(diào)用select的進(jìn)程（也就是current）進(jìn)入睡眠

8） 當(dāng)設(shè)備驅(qū)動發(fā)生自身資源可讀寫后，會喚醒其等待隊列上睡眠的進(jìn)程。如果超過一定的超時時間（timeout指定），還是沒人喚醒，則調(diào)用select的進(jìn)程會重新被喚醒獲得CPU，進(jìn)而重新遍歷fd，判斷有沒有就緒的fd

9）把fd_set從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間

select的缺點：

• 每次調(diào)用select，都需要把fd集合從用戶態(tài)拷貝到內(nèi)核態(tài)，這個開銷在fd很多時會很大
• 同時每次調(diào)用select都需要在內(nèi)核遍歷傳遞進(jìn)來的所有fd，這個開銷在fd很多時也很大
• select支持的文件描述符數(shù)量太小了，默認(rèn)是1024

4.2、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); 

• 調(diào)用epoll_create，會在內(nèi)核cache里建個紅黑樹用于存儲以后epoll_ctl傳來的socket，同時也會再建立一個rdllist雙向鏈表用于存儲準(zhǔn)備就緒的事件。當(dāng)epoll_wait調(diào)用時，僅查看這個rdllist雙向鏈表數(shù)據(jù)即可
• epoll_ctl在向epoll對象中添加、修改、刪除事件時，是在rbr紅黑樹中操作的，非?？?/li>
• 添加到epoll中的事件會與設(shè)備(如網(wǎng)卡)建立回調(diào)關(guān)系，設(shè)備上相應(yīng)事件的發(fā)生時會調(diào)用回調(diào)方法，把事件加進(jìn)rdllist雙向鏈表中；這個回調(diào)方法在內(nèi)核中叫做ep_poll_callback

epoll的兩種觸發(fā)模式：

epoll有EPOLLLT和EPOLLET兩種觸發(fā)模式，LT是默認(rèn)的模式，ET是“高速”模式（只支持no-block socket）

• LT（水平觸發(fā)）模式下，只要這個文件描述符還有數(shù)據(jù)可讀，每次epoll_wait都會觸發(fā)它的讀事件
• ET（邊緣觸發(fā)）模式下，檢測到有I/O事件時，通過 epoll_wait 調(diào)用會得到有事件通知的文件描述符，對于文件描述符，如可讀，則必須將該文件描述符一直讀到空（或者返回EWOULDBLOCK），否則下次的epoll_wait不會觸發(fā)該事件

4.3、epoll相比select的優(yōu)點

解決select三個缺點：

• 對于第一個缺點：epoll的解決方案在epoll_ctl函數(shù)中。每次注冊新的事件到epoll句柄中時（在epoll_ctl中指定EPOLL_CTL_ADD），會把所有的fd拷貝進(jìn)內(nèi)核，而不是在epoll_wait的時候重復(fù)拷貝。epoll保證了每個fd在整個過程中只會拷貝一次(epoll_wait不需要復(fù)制)
• 對于第二個缺點：epoll為每個fd指定一個回調(diào)函數(shù)，當(dāng)設(shè)備就緒，喚醒等待隊列上的等待者時，就會調(diào)用這個回調(diào)函數(shù)，而這個回調(diào)函數(shù)會把就緒的fd加入一個就緒鏈表。epoll_wait的工作實際上就是在這個就緒鏈表中查看有沒有就緒的fd(不需要遍歷)
• 對于第三個缺點：epoll沒有這個限制，它所支持的FD上限是最大可以打開文件的數(shù)目，這個數(shù)字一般遠(yuǎn)大于2048，舉個例子，在1GB內(nèi)存的機(jī)器上大約是10萬左右，一般來說這個數(shù)目和系統(tǒng)內(nèi)存關(guān)系很大

epoll的高性能：

• epoll使用了紅黑樹來保存需要監(jiān)聽的文件描述符事件，epoll_ctl增刪改操作快速
• epoll不需要遍歷就能獲取就緒fd，直接返回就緒鏈表即可
• linux2.6 之后使用了mmap技術(shù)，數(shù)據(jù)不在需要從內(nèi)核復(fù)制到用戶空間，零拷貝

4.4、關(guān)于epoll的IO模型是同步異步的疑問

概念定義：

• 同步I/O操作：導(dǎo)致請求進(jìn)程阻塞，直到I/O操作完成
• 異步I/O操作：不導(dǎo)致請求進(jìn)程阻塞，異步只用處理I/O操作完成后的通知，并不主動讀寫數(shù)據(jù)，由系統(tǒng)內(nèi)核完成數(shù)據(jù)的讀寫
• 阻塞，非阻塞：進(jìn)程/線程要訪問的數(shù)據(jù)是否就緒，進(jìn)程/線程是否需要等待

異步IO的概念是要求無阻塞I/O調(diào)用。前面有介紹到I/O操作分兩階段：R1等待數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好。R2從內(nèi)核到進(jìn)程拷貝數(shù)據(jù)。雖然epoll在2.6內(nèi)核之后采用mmap機(jī)制，使得其在R2階段不需要復(fù)制，但是它在R1還是阻塞的。因此歸類到同步IO

五、Reactor模型

Reactor的中心思想是將所有要處理的I/O事件注冊到一個中心I/O多路復(fù)用器上，同時主線程/進(jìn)程阻塞在多路復(fù)用器上；一旦有I/O事件到來或是準(zhǔn)備就緒，多路復(fù)用器返回，并將事先注冊的相應(yīng)I/O事件分發(fā)到對應(yīng)的處理器中

5.1、相關(guān)概念介紹

• 事件：就是狀態(tài)；比如：讀就緒事件指的是我們可以從內(nèi)核讀取數(shù)據(jù)的狀態(tài)
• 事件分離器：一般會把事件的等待發(fā)生交給epoll、select；而事件的到來是隨機(jī)，異步的，所以需要循環(huán)調(diào)用epoll，在框架里對應(yīng)封裝起來的模塊就是事件分離器（簡單理解為對epoll封裝）
• 事件處理器：事件發(fā)生后需要進(jìn)程或線程去處理，這個處理者就是事件處理器，一般和事件分離器是不同的線程

5.2、Reactor的一般流程

1）應(yīng)用程序在事件分離器注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(fā)生

3）讀寫就緒事件發(fā)生，激活事件分離器，分離器調(diào)用讀寫就緒事件處理器

4）事件處理器先從內(nèi)核把數(shù)據(jù)讀取到用戶空間，然后再處理數(shù)據(jù)

5.3、單線程 + Reactor

5.4、多線程 + Reactor

5.5、多線程 + 多個Reactor

六、Proactor模型的一般流程

1）應(yīng)用程序在事件分離器注冊讀完成事件和讀完成事件處理器，并向系統(tǒng)發(fā)出異步讀請求

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(tǒng)利用并行的內(nèi)核線程執(zhí)行實際的讀操作，并將數(shù)據(jù)復(fù)制進(jìn)程緩沖區(qū)，最后通知事件分離器讀完成到來

4）事件分離器監(jiān)聽到讀完成事件，激活讀完成事件的處理器

5）讀完成事件處理器直接處理用戶進(jìn)程緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)

6.1、Proactor和Reactor的區(qū)別

• Proactor是基于異步I/O的概念，而Reactor一般則是基于多路復(fù)用I/O的概念
• Proactor不需要把數(shù)據(jù)從內(nèi)核復(fù)制到用戶空間，這步由系統(tǒng)完成

以上就是解析Linux高性能網(wǎng)絡(luò)IO和Reactor模型的詳細(xì)內(nèi)容，更多關(guān)于Linux高性能網(wǎng)絡(luò)IO和Reactor模型的資料請關(guān)注腳本之家其它相關(guān)文章！