服務器端編程經常需要構造高性能的IO模型，常見的IO模型有四種：

（1）同步阻塞IO（Blocking IO）：即傳統的IO模型。

（2）同步非阻塞IO（Non-blocking IO）：默認創建的socket都是阻塞的，非阻塞IO要求socket被設置為NONBLOCK。注意這里所說的NIO并非Java的NIO（New IO）庫。

（3）IO多路復用（IO Multiplexing）：即經典的Reactor設計模式，有時也稱為異步阻塞IO，Java中的Selector和Linux中的epoll都是這種模型。

（4）異步IO（Asynchronous IO）：即經典的Proactor設計模式，也稱為異步非阻塞IO。

同步和異步的概念描述的是用戶線程與內核的交互方式：同步是指用戶線程發起IO請求后需要等待或者輪詢內核IO操作完成后才能繼續執行；而異步是指用戶線程發起IO請求后仍繼續執行，當內核IO操作完成后會通知用戶線程，或者調用用戶線程注冊的回調函數。

阻塞和非阻塞的概念描述的是用戶線程調用內核IO操作的方式：阻塞是指IO操作需要徹底完成后才返回到用戶空間；而非阻塞是指IO操作被調用后立即返回給用戶一個狀態值，無需等到IO操作徹底完成。

select和poll的實現比較相似，目前也有很多為人詬病的缺點，epoll可以說是select和poll的增強版。

一、select實現

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。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（schedule_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。

8、把fd_set從內核空間拷貝到用戶空間。

總結：

select的幾大缺點：

（1）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

（2）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

（3）select支持的文件描述符數量太小了，默認是1024

二、poll實現

poll的實現和select非常相似，只是描述fd集合的方式不同，poll使用pollfd結構而不是select的fd_set結構。其他的都差不多。

三、epoll實現

epoll既然是對select和poll的改進，就應該能避免上述的三個缺點。那epoll都是怎么解決的呢？在此之前，我們先看一下epoll和select和poll的調用接口上的不同，select和poll都只提供了一個函數——select或者poll函數。而epoll提供了三個函數，epoll_create，epoll_ctl和epoll_wait，epoll_create是創建一個epoll句柄；epoll_ctl是注冊要監聽的事件類型；epoll_wait則是等待事件的產生。

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。

對于第二個缺點，epoll的解決方案不像select或poll一樣每次都把current輪流加入fd對應的設備等待隊列中，而只在epoll_ctl時把current掛一遍（這一遍必不可少）并為每個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（利用schedule_timeout（）實現睡一會，判斷一會的效果，和select實現中的第7步是類似的）。

說明一下這個回調機制的原理，其實很簡單，看一下select和epoll在把current加入fd對應的設備等待隊列時使用的代碼：

select：

static void __pollwait（struct file *filp， wait_queue_head_t *wait_address，

poll_table *p）

{

struct poll_table_entry *entry = poll_get_entry（p）;

if （！entry）

return;

get_file（filp）;

entry-》filp = filp;

entry-》wait_address = wait_address;

init_waitqueue_entry（&entry-》wait， current）;

add_wait_queue（wait_address， &entry-》wait）;

}

其中init_waitqueue_entry實現如下：

static inline void init_waitqueue_entry（wait_queue_t *q， struct task_struct *p）

{

q-》flags = 0;

q-》private = p;

q-》func = default_wake_function;

}

上面的代碼是說建立一個poll_table_entry結構entry，首先把current設置為entry-》wait的private成員，同時把default_wake_function設為entry-》wait的func成員，然后把entry-》wait鏈入到wait_address中（這個wait_address就是設備的等待隊列，在tcp_poll中就是sk_sleep）。

再看一下epoll：

/*

* This is the callback that is used to add our wait queue to the

* target file wakeup lists.

*/

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;

}

}

其中init_waitqueue_func_entry的實現如下：

static inline void init_waitqueue_func_entry（wait_queue_t *q，

wait_queue_func_t func）

{

q-》flags = 0;

q-》private = NULL;

q-》func = func;

}

可以看到，總體和select的實現是類似的，只不過它是創建了一個eppoll_entry結構pwq，只不過pwq-》wait的func成員被設置成了回調函數ep_poll_callback（而不是default_wake_function，所以這里并不會有喚醒操作，而只是執行回調函數），private成員被設置成了NULL。最后吧pwq-》wait鏈入到whead中（也就是設備等待隊列中）。這樣，當設備等待隊列中的進程被喚醒時，就會調用ep_poll_callback了。

再梳理一下，當epoll_wait時，它會判斷就緒鏈表中有沒有就緒的fd，如果沒有，則把current進程加入一個等待隊列（file-》private_data-》wq）中，并在一個while（1）循環中判斷就緒隊列是否為空，并結合schedule_timeout實現睡一會，判斷一會的效果。如果current進程在睡眠中，設備就緒了，就會調用回調函數。在回調函數中，會把就緒的fd放入就緒鏈表，并喚醒等待隊列（file-》private_data-》wq）中的current進程，這樣epoll_wait又能繼續執行下去了。

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，具體數目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看，一般來說這個數目和系統內存關系很大。

總結：

1、select，poll實現需要自己不斷輪詢所有fd集合，直到設備就緒，期間可能要睡眠和喚醒多次交替。而epoll其實也需要調用epoll_wait不斷輪詢就緒鏈表，期間也可能多次睡眠和喚醒交替，但是它是設備就緒時，調用回調函數，把就緒fd放入就緒鏈表中，并喚醒在epoll_wait中進入睡眠的進程。雖然都要睡眠和交替，但是select和poll在“醒著”的時候要遍歷整個fd集合，而epoll在“醒著”的時候只要判斷一下就緒鏈表是否為空就行了，這節省了大量的CPU時間。這就是回調機制帶來的性能提升。

2、select，poll每次調用都要把fd集合從用戶態往內核態拷貝一次，并且要把current往設備等待隊列中掛一次，而epoll只要一次拷貝，而且把current往等待隊列上掛也只掛一次（在epoll_wait的開始，注意這里的等待隊列并不是設備等待隊列，只是一個epoll內部定義的等待隊列）。這也能節省不少的開銷。