【c++】27.事件驱动、IO复用、sellect、poll、epoll三者的区别
一.事件驅(qū)動的理解：
1.要理解事件驅(qū)動和程序，就需要與非事件驅(qū)動的程序進行比較。實際上，現(xiàn)代的程序大多是事件驅(qū)動的，比如多線程的程序，肯定是事件驅(qū)動的。早期則存在許多非事件驅(qū)動的程序，這樣的程序，在需要等待某個條件觸發(fā)時，會不斷地檢查這個條件，直到條件滿足，這是很浪費cpu時間的。而事件驅(qū)動的程序，則有機會釋放cpu從而進入睡眠態(tài)（注意是有機會，當(dāng)然程序也可自行決定不釋放cpu），當(dāng)事件觸發(fā)時被操作系統(tǒng)喚醒，這樣就能更加有效地使用cpu.
2.再說什么是事件驅(qū)動的程序。一個典型的事件驅(qū)動的程序，就是一個死循環(huán)，并以一個線程的形式存在，這個死循環(huán)包括兩個部分，第一個部分是按照一定的條件接收并選擇一個要處理的事件，第二個部分就是事件的處理過程。程序的執(zhí)行過程就是選擇事件和處理事件，而當(dāng)沒有任何事件觸發(fā)時，程序會因查詢事件隊列失敗而進入睡眠狀態(tài)，從而釋放cpu。
3.事件驅(qū)動的程序，必定會直接或者間接擁有一個事件隊列，用于存儲未能及時處理的事件。
4.事件驅(qū)動的程序的行為，完全受外部輸入的事件控制，所以，事件驅(qū)動的系統(tǒng)中，存在大量這種程序，并以事件作為主要的通信方式。
5.事件驅(qū)動的程序，還有一個最大的好處，就是可以按照一定的順序處理隊列中的事件，而這個順序則是由事件的觸發(fā)順序決定的，這一特性往往被用于保證某些過程的原子化。
6.目前windows,linux,nucleus,vxworks都是事件驅(qū)動的，只有一些單片機可能是非事件驅(qū)動的。
二. IO多路復(fù)用
用戶空間和內(nèi)核空間
現(xiàn)在操作系統(tǒng)都是采用虛擬存儲器，那么對32位操作系統(tǒng)而言，它的尋址空間（虛擬存儲空間）為4G（2的32次方）。 操作系統(tǒng)的核心是內(nèi)核，獨立于普通的應(yīng)用程序，可以訪問受保護的內(nèi)存空間，也有訪問底層硬件設(shè)備的所有權(quán)限。 為了保證用戶進程不能直接操作內(nèi)核（kernel），保證內(nèi)核的安全，操心系統(tǒng)將虛擬空間劃分為兩部分，一部分為內(nèi)核空間，一部分為用戶空間。
針對linux操作系統(tǒng)而言，將最高的1G字節(jié)（從虛擬地址0xC0000000到0xFFFFFFFF），供內(nèi)核使用，稱為內(nèi)核空間，而將較低的3G字節(jié)（從虛擬地址0x00000000到0xBFFFFFFF），供各個進程使用，稱為用戶空間。
進程切換
為了控制進程的執(zhí)行，內(nèi)核必須有能力掛起正在CPU上運行的進程，并恢復(fù)以前掛起的某個進程的執(zhí)行。這種行為被稱為進程切換，這種切換是由操作系統(tǒng)來完成的。因此可以說，任何進程都是在操作系統(tǒng)內(nèi)核的支持下運行的，是與內(nèi)核緊密相關(guān)的。 從一個進程的運行轉(zhuǎn)到另一個進程上運行，這個過程中經(jīng)過下面這些變化：
保存處理機上下文，包括程序計數(shù)器和其他寄存器。
更新PCB信息。
把進程的PCB移入相應(yīng)的隊列，如就緒、在某事件阻塞等隊列。
選擇另一個進程執(zhí)行，并更新其PCB。
更新內(nèi)存管理的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)。
恢復(fù)處理機上下文。
注：總而言之就是很耗資源的
進程的阻塞
正在執(zhí)行的進程，由于期待的某些事件未發(fā)生，如請求系統(tǒng)資源失敗、等待某種操作的完成、新數(shù)據(jù)尚未到達或無新工作做等，則由系統(tǒng)自動執(zhí)行阻塞原語(Block)，使自己由運行狀態(tài)變?yōu)樽枞麪顟B(tài)?？梢?#xff0c;進程的阻塞是進程自身的一種主動行為，也因此只有處于運行態(tài)的進程（獲得CPU），才可能將其轉(zhuǎn)為阻塞狀態(tài)。當(dāng)進程進入阻塞狀態(tài)，是不占用CPU資源的。
文件描述符
文件描述符（File descriptor）是計算機科學(xué)中的一個術(shù)語，是一個用于表述指向文件的引用的抽象化概念。
文件描述符在形式上是一個非負整數(shù)。實際上，它是一個索引值，指向內(nèi)核為每一個進程所維護的該進程打開文件的記錄表。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)核向進程返回一個文件描述符。在程序設(shè)計中，一些涉及底層的程序編寫往往會圍繞著文件描述符展開。但是文件描述符這一概念往往只適用于UNIX、Linux這樣的操作系統(tǒng)。
緩存 I/O
緩存 I/O 又被稱作標(biāo)準(zhǔn) I/O，大多數(shù)文件系統(tǒng)的默認 I/O 操作都是緩存 I/O。在 Linux 的緩存 I/O 機制中，操作系統(tǒng)會將 I/O 的數(shù)據(jù)緩存在文件系統(tǒng)的頁緩存（ page cache ）中，也就是說，數(shù)據(jù)會先被拷貝到操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)中，然后才會從操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)拷貝到應(yīng)用程序的地址空間。用戶空間沒法直接訪問內(nèi)核空間的，內(nèi)核態(tài)到用戶態(tài)的數(shù)據(jù)拷貝
思考：為什么數(shù)據(jù)一定要先到內(nèi)核區(qū)，直接到用戶內(nèi)存不是更直接嗎？
緩存 I/O 的缺點：
數(shù)據(jù)在傳輸過程中需要在應(yīng)用程序地址空間和內(nèi)核進行多次數(shù)據(jù)拷貝操作，這些數(shù)據(jù)拷貝操作所帶來的 CPU 以及內(nèi)存開銷是非常大的。
IO模式
對于一次IO訪問（以read舉例），數(shù)據(jù)會先被拷貝到操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)中，然后才會從操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)拷貝到應(yīng)用程序的地址空間。所以說，當(dāng)一個read操作發(fā)生時，它會經(jīng)歷兩個階段：
正式因為這兩個階段，linux系統(tǒng)產(chǎn)生了下面五種網(wǎng)絡(luò)模式的方案。
- 阻塞 I/O（blocking IO）
- 非阻塞 I/O（nonblocking IO）
- I/O 多路復(fù)用（ IO multiplexing）
- 信號驅(qū)動 I/O（ signal driven IO）
- 異步 I/O（asynchronous IO）
注：由于signal driven IO在實際中并不常用，所以我這只提及剩下的四種IO Model。
阻塞 I/O（blocking IO）
在linux中，默認情況下所有的socket都是blocking，一個典型的讀操作流程大概是這樣：
當(dāng)用戶進程調(diào)用了recvfrom這個系統(tǒng)調(diào)用，
kernel就開始了IO的第一個階段：準(zhǔn)備數(shù)據(jù)（對于網(wǎng)絡(luò)IO來說，很多時候數(shù)據(jù)在一開始還沒有到達。比如，還沒有收到一個完整的UDP包。這個時候kernel就要等待足夠的數(shù)據(jù)到來）。這個過程需要等待，也就是說數(shù)據(jù)被拷貝到操作系統(tǒng)內(nèi)核的緩沖區(qū)中是需要一個過程的。而在用戶進程這邊，整個進程會被阻塞（當(dāng)然，是進程自己選擇的阻塞）。當(dāng)kernel一直等到數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了，它就會將數(shù)據(jù)從kernel中拷貝到用戶內(nèi)存，然后kernel返回結(jié)果，用戶進程才解除block的狀態(tài)，重新運行起來。
非阻塞 I/O（nonblocking IO）
linux下，可以通過設(shè)置socket使其變?yōu)閚on-blocking。當(dāng)對一個non-blocking socket執(zhí)行讀操作時，流程是這個樣子：
當(dāng)用戶進程發(fā)出read操作時，如果kernel中的數(shù)據(jù)還沒有準(zhǔn)備好，那么它并不會block用戶進程，而是立刻返回一個error。從用戶進程角度講 ，它發(fā)起一個read操作后，并不需要等待，而是馬上就得到了一個結(jié)果。用戶進程判斷結(jié)果是一個error時，它就知道數(shù)據(jù)還沒有準(zhǔn)備好，于是它可以再次發(fā)送read操作。一旦kernel中的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了，并且又再次收到了用戶進程的system call，那么它馬上就將數(shù)據(jù)拷貝到了用戶內(nèi)存，然后返回。
所以，nonblocking IO的特點是用戶進程需要不斷的主動詢問kernel數(shù)據(jù)好了沒有。
I/O 多路復(fù)用（ IO multiplexing）
IO multiplexing就是我們說的select，poll，epoll，有些地方也稱這種IO方式為event driven IO。select/epoll的好處就在于單個process就可以同時處理多個網(wǎng)絡(luò)連接的IO。它的基本原理就是select，poll，epoll這個function會不斷的輪詢所負責(zé)的所有socket，當(dāng)某個socket有數(shù)據(jù)到達了，就通知用戶進程。
當(dāng)用戶進程調(diào)用了select，那么整個進程會被block，而同時，kernel會“監(jiān)視”所有select負責(zé)的socket，當(dāng)任何一個socket中的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了，select就會返回。這個時候用戶進程再調(diào)用read操作，將數(shù)據(jù)從kernel拷貝到用戶進程。
所以，I/O 多路復(fù)用的特點是通過一種機制一個進程能同時等待多個文件描述符，而這些文件描述符（套接字描述符）其中的任意一個進入讀就緒狀態(tài)，select()函數(shù)就可以返回。
這個圖和blocking IO的圖其實并沒有太大的不同，事實上，還更差一些。因為這里需要使用兩個system call (select 和 recvfrom)，而blocking IO只調(diào)用了一個system call (recvfrom)。但是，用select的優(yōu)勢在于它可以同時處理多個connection。
所以，如果處理的連接數(shù)不是很高的話，使用select/epoll的web server不一定比使用multi-threading + blocking IO的web server性能更好，可能延遲還更大。select/epoll的優(yōu)勢并不是對于單個連接能處理得更快，而是在于能處理更多的連接。）
在IO multiplexing Model中，實際中，對于每一個socket，一般都設(shè)置成為non-blocking，但是，如上圖所示，整個用戶的process其實是一直被block的。只不過process是被select這個函數(shù)block，而不是被socket IO給block。
異步 I/O（asynchronous IO）
inux下的asynchronous IO其實用得很少。先看一下它的流程：
用戶進程發(fā)起read操作之后，立刻就可以開始去做其它的事。而另一方面，從kernel的角度，當(dāng)它受到一個asynchronous read之后，首先它會立刻返回，所以不會對用戶進程產(chǎn)生任何block。然后，kernel會等待數(shù)據(jù)準(zhǔn)備完成，然后將數(shù)據(jù)拷貝到用戶內(nèi)存，當(dāng)這一切都完成之后，kernel會給用戶進程發(fā)送一個signal，告訴它read操作完成了。
三. sellect、poll、epoll三者的區(qū)別
select
select最早于1983年出現(xiàn)在4.2BSD中，它通過一個select()系統(tǒng)調(diào)用來監(jiān)視多個文件描述符的數(shù)組，當(dāng)select()返回后，該數(shù)組中就緒的文件描述符便會被內(nèi)核修改標(biāo)志位，使得進程可以獲得這些文件描述符從而進行后續(xù)的讀寫操作。
select目前幾乎在所有的平臺上支持，其良好跨平臺支持也是它的一個優(yōu)點，事實上從現(xiàn)在看來，這也是它所剩不多的優(yōu)點之一。
select的一個缺點在于單個進程能夠監(jiān)視的文件描述符的數(shù)量存在最大限制，在Linux上一般為1024，不過可以通過修改宏定義甚至重新編譯內(nèi)核的方式提升這一限制。
另外，select()所維護的存儲大量文件描述符的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，隨著文件描述符數(shù)量的增大，其復(fù)制的開銷也線性增長。同時，由于網(wǎng)絡(luò)響應(yīng)時間的延遲使得大量TCP連接處于非活躍狀態(tài)，但調(diào)用select()會對所有socket進行一次線性掃描，所以這也浪費了一定的開銷。
poll
poll在1986年誕生于System V Release 3，它和select在本質(zhì)上沒有多大差別，但是poll沒有最大文件描述符數(shù)量的限制。
poll和select同樣存在一個缺點就是，包含大量文件描述符的數(shù)組被整體復(fù)制于用戶態(tài)和內(nèi)核的地址空間之間，而不論這些文件描述符是否就緒，它的開銷隨著文件描述符數(shù)量的增加而線性增大。
另外，select()和poll()將就緒的文件描述符告訴進程后，如果進程沒有對其進行IO操作，那么下次調(diào)用select()和poll()的時候?qū)⒃俅螆蟾孢@些文件描述符，所以它們一般不會丟失就緒的消息，這種方式稱為水平觸發(fā)（Level Triggered）。
epoll
直到Linux2.6才出現(xiàn)了由內(nèi)核直接支持的實現(xiàn)方法，那就是epoll，它幾乎具備了之前所說的一切優(yōu)點，被公認為Linux2.6下性能最好的多路I/O就緒通知方法。
epoll可以同時支持水平觸發(fā)和邊緣觸發(fā)（Edge Triggered，只告訴進程哪些文件描述符剛剛變?yōu)榫途w狀態(tài)，它只說一遍，如果我們沒有采取行動，那么它將不會再次告知，這種方式稱為邊緣觸發(fā)），理論上邊緣觸發(fā)的性能要更高一些，但是代碼實現(xiàn)相當(dāng)復(fù)雜。
epoll同樣只告知那些就緒的文件描述符，而且當(dāng)我們調(diào)用epoll_wait()獲得就緒文件描述符時，返回的不是實際的描述符，而是一個代表就緒描述符數(shù)量的值，你只需要去epoll指定的一個數(shù)組中依次取得相應(yīng)數(shù)量的文件描述符即可，這里也使用了內(nèi)存映射（mmap）技術(shù)，這樣便徹底省掉了這些文件描述符在系統(tǒng)調(diào)用時復(fù)制的開銷。
另一個本質(zhì)的改進在于epoll采用基于事件的就緒通知方式。在select/poll中，進程只有在調(diào)用一定的方法后，內(nèi)核才對所有監(jiān)視的文件描述符進行掃描，而epoll事先通過epoll_ctl()來注冊一個文件描述符，一旦基于某個文件描述符就緒時，內(nèi)核會采用類似callback的回調(diào)機制，迅速激活這個文件描述符，當(dāng)進程調(diào)用epoll_wait()時便得到通知。
總結(jié)
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