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本文轉載自微信公眾號「潛行前行」，作者cscw 。轉載本文請聯系潛行前行公眾號。   

前言

網絡I/O，可以理解為網絡上的數據流。通常我們會基于socket與遠端建立一條TCP或者UDP通道，然后進行讀寫。單個socket時，使用一個線程即可高效處理;然而如果是10K個socket連接，或者更多，我們如何做到高性能處理?

• 基本概念介紹
• 網絡I/O的讀寫過程
• linux下的五種網絡I/O模型
• 多路復用I/O深入理解一波
• Reactor模型
• Proacotr模型

基本概念介紹

• 進程(線程)切換

所有系統都有調度進程的能力，它可以掛起一個當前正在運行的進程，并恢復之前掛起的進程

• 進程(線程)的阻塞

運行中的進程，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;進程在等待過程會被系統自動執行阻塞，此時進程不占用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，它是一個非負整數。當程序打開一個現有文件或者創建一個新文件時，內核向進程返回一個文件描述符

• linux信號處理

Linux進程運行中可以接受來自系統或者進程的信號值，然后根據信號值去運行相應捕捉函數;信號相當于是硬件中斷的軟件模擬

在零拷貝機制篇章已介紹過 用戶空間和內核空間和緩沖區，這里就省略了

網絡IO的讀寫過程

• 當在用戶空間發起對socket套接字的讀操作時，會導致上下文切換，用戶進程阻塞(R1)等待網絡數據流到來，從網卡復制到內核;(R2)然后從內核緩沖區向用戶進程緩沖區復制。此時進程切換恢復，處理拿到的數據
• 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
• 當在用戶空間發起對socket的send操作時，導致上下文切換，用戶進程阻塞等待(1)數據從用戶進程緩沖區復制到內核緩沖區。數據copy完成，此時進程切換恢復

linux五種網絡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，用戶空間的應用程序執行一個系統調用(recvform)，會導致應用程序被阻塞，直到內核緩沖區的數據準備好，并且將數據從內核復制到用戶進程。最后進程才被系統喚醒處理數據
• 在R1、R2連續兩個階段，整個進程都被阻塞

非阻塞式I/O (nonblocking IO)

 

• 非阻塞IO也是一種同步IO。它是基于輪詢(polling)機制實現，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
• 輪詢檢查內核數據，如果數據未準備好，則返回EWOULDBLOCK。進程再繼續發起recvfrom調用，當然你可以暫停去做其他事
• 直到內核數據準備好，再拷貝數據到用戶空間，然后進程拿到非錯誤碼數據，接著進行數據處理。需要注意，拷貝數據整個過程，進程仍然是屬于阻塞的狀態
• 進程在R2階段阻塞，雖然在R1階段沒有被阻塞，但是需要不斷輪詢

多路復用I/O (IO multiplexing)

 

• 一般后端服務都會存在大量的socket連接，如果一次能查詢多個套接字的讀寫狀態，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多路復用”，多路是指多個socket套接字，復用是指復用同一個進程
• linux提供了select、poll、epoll等多路復用I/O的實現方式
• select或poll、epoll是阻塞調用
• 與阻塞IO不同，select不會等到socket數據全部到達再處理，而是有了一部分socket數據準備好就會恢復用戶進程來處理。怎么知道有一部分數據在內核準備好了呢?答案：交給了系統系統處理吧
• 進程在R1、R2階段也是阻塞;不過在R1階段有個技巧，在多進程、多線程編程的環境下，我們可以只分配一個進程(線程)去阻塞調用select，其他線程不就可以解放了嗎

信號驅動式I/O (SIGIO)

 

• 需要提供一個信號捕捉函數，并和socket套接字關聯;發起sigaction調用之后進程就能解放去處理其他事
• 當數據在內核準備好后，進程會收到一個SIGIO信號，繼而中斷去運行信號捕捉函數，調用recvfrom把數據從內核讀取到用戶空間，再處理數據
• 可以看出用戶進程是不會阻塞在R1階段，但R2還是會阻塞等待

異步IO (POSIX的aio_系列函數)

 

• 相對同步IO，異步IO在用戶進程發起異步讀(aio_read)系統調用之后，無論內核緩沖區數據是否準備好，都不會阻塞當前進程;在aio_read系統調用返回后進程就可以處理其他邏輯
• socket數據在內核就緒時，系統直接把數據從內核復制到用戶空間，然后再使用信號通知用戶進程
• R1、R2兩階段時進程都是非阻塞的

多路復用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從用戶空間拷貝fd_set到內核空間

2)注冊回調函數__pollwait

3)遍歷所有fd，調用其對應的poll方法(對于socket，這個poll方法是sock_poll，sock_poll根據情況會調用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll)

4)以tcp_poll為例，其核心實現就是__pollwait，也就是上面注冊的回調函數

5)__pollwait的主要工作就是把current(當前進程)掛到設備的等待隊列中，不同的設備有不同的等待隊列，對于tcp_poll來說，其等待隊列是sk->sk_sleep(注意把進程掛到等待隊列中并不代表進程已經睡眠了)。在設備收到一條消息(網絡設備)或填寫完文件數據(磁盤設備)后，會喚醒設備等待隊列上睡眠的進程，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，則會調用schedule_timeout是調用select的進程(也就是current)進入睡眠

8) 當設備驅動發生自身資源可讀寫后，會喚醒其等待隊列上睡眠的進程。如果超過一定的超時時間(timeout指定)，還是沒人喚醒，則調用select的進程會重新被喚醒獲得CPU，進而重新遍歷fd，判斷有沒有就緒的fd

9)把fd_set從內核空間拷貝到用戶空間

select的缺點

每次調用select，都需要把fd集合從用戶態拷貝到內核態，這個開銷在fd很多時會很大

同時每次調用select都需要在內核遍歷傳遞進來的所有fd，這個開銷在fd很多時也很大

select支持的文件描述符數量太小了，默認是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);  

• 調用epoll_create，會在內核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備就緒的事件。當epoll_wait調用時，僅查看這個rdllist雙向鏈表數據即可
• 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，非常快
• 添加到epoll中的事件會與設備(如網卡)建立回調關系，設備上相應事件的發生時會調用回調方法，把事件加進rdllist雙向鏈表中;這個回調方法在內核中叫做ep_poll_callback

epoll的兩種觸發模式

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

• LT(水平觸發)模式下，只要這個文件描述符還有數據可讀，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 調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不會觸發該事件

epoll相比select的優點

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拷貝進內核，而不是在epoll_wait的時候重復拷貝。epoll保證了每個fd在整個過程中只會拷貝一次(epoll_wait不需要復制)
• 對于第二個缺點：epoll為每個fd指定一個回調函數，當設備就緒，喚醒等待隊列上的等待者時，就會調用這個回調函數，而這個回調函數會把就緒的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目，這個數字一般遠大于2048，舉個例子，在1GB內存的機器上大約是10萬左右，一般來說這個數目和系統內存關系很大

epoll的高性能

• epoll使用了紅黑樹來保存需要監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，數據不在需要從內核復制到用戶空間，零拷貝

關于epoll的IO模型是同步異步的疑問

概念定義

• 同步I/O操作：導致請求進程阻塞，直到I/O操作完成
• 異步I/O操作：不導致請求進程阻塞，異步只用處理I/O操作完成后的通知，并不主動讀寫數據，由系統內核完成數據的讀寫
• 阻塞，非阻塞：進程/線程要訪問的數據是否就緒，進程/線程是否需要等待

異步IO的概念是要求無阻塞I/O調用。前面有介紹到I/O操作分兩階段：R1等待數據準備好。R2從內核到進程拷貝數據。雖然epoll在2.6內核之后采用mmap機制，使得其在R2階段不需要復制，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事件注冊到一個中心I/O多路復用器上，同時主線程/進程阻塞在多路復用器上;一旦有I/O事件到來或是準備就緒，多路復用器返回，并將事先注冊的相應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內核讀取數據的狀態
• 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，異步的，所以需要循環調用epoll，在框架里對應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：事件發生后需要進程或線程去處理，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

Reactor的一般流程

• 1)應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生
• 3)讀寫就緒事件發生，激活事件分離器，分離器調用讀寫就緒事件處理器
• 4)事件處理器先從內核把數據讀取到用戶空間，然后再處理數據

 

單線程 + Reactor

 

多線程 + Reactor

 

多線程 + 多個Reactor

 

Proactor模型的一般流程

1)應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，并向系統發出異步讀請求

2)事件分離器等待讀事件的完成

3)在分離器等待過程中，系統利用并行的內核線程執行實際的讀操作，并將數據復制進程緩沖區，最后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，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程緩沖區中的數據

 

Proactor和Reactor的區別

Proactor是基于異步I/O的概念，而Reactor一般則是基于多路復用I/O的概念

Proactor不需要把數據從內核復制到用戶空間，這步由系統完成

歡迎指正文中錯誤

參考文章

聊聊Linux 五種IO模型[1]

網絡io模型[2]

網絡IO[3]

5種網絡IO模型[4]

epoll原理詳解及epoll反應堆模型[5]

參考資料

 

[1]聊聊Linux 五種IO模型: https://www.jianshu.com/p/486b0965c296[2]網絡io模型: https://www.jianshu.com/p/a95bcb116765[3]網絡IO: https://www.cnblogs.com/hesper/p/11547263.html[4]5種網絡IO模型: https://www.cnblogs.com/findumars/p/6361627.html[5]epoll原理詳解及epoll反應堆模型: https://blog.csdn.net/daaikuaichuan/article/details/83862311