大家好，今天我們來聊聊Netty的那些事兒，我們都知道Netty是一個高性能異步事件驅(qū)動的網(wǎng)絡(luò)框架。

它的設(shè)計(jì)異常優(yōu)雅簡潔，擴(kuò)展性高，穩(wěn)定性強(qiáng)。擁有非常詳細(xì)完整的用戶文檔。

同時內(nèi)置了很多非常有用的模塊基本上做到了開箱即用，用戶只需要編寫短短幾行代碼，就可以快速構(gòu)建出一個具有高吞吐，低延時，更少的資源消耗，高性能（非必要的內(nèi)存拷貝最小化）等特征的高并發(fā)網(wǎng)絡(luò)應(yīng)用程序。

本文我們來探討下支持Netty具有高吞吐，低延時特征的基石----netty的網(wǎng)絡(luò)IO模型。

由Netty的網(wǎng)絡(luò)IO模型開始，我們來正式揭開本系列Netty源碼解析的序幕：

網(wǎng)絡(luò)包接收流程

網(wǎng)絡(luò)包收發(fā)過程.png

• 當(dāng)網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)幀通過網(wǎng)絡(luò)傳輸?shù)竭_(dá)網(wǎng)卡時，網(wǎng)卡會將網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)幀通過DMA的方式放到環(huán)形緩沖區(qū)RingBuffer中。

RingBuffer是網(wǎng)卡在啟動的時候分配和初始化的環(huán)形緩沖隊(duì)列。當(dāng)RingBuffer滿的時候，新來的數(shù)據(jù)包就會被丟棄。我們可以通過ifconfig命令查看網(wǎng)卡收發(fā)數(shù)據(jù)包的情況。其中overruns數(shù)據(jù)項(xiàng)表示當(dāng)RingBuffer滿時，被丟棄的數(shù)據(jù)包。如果發(fā)現(xiàn)出現(xiàn)丟包情況，可以通過ethtool命令來增大RingBuffer長度。

• 當(dāng)DMA操作完成時，網(wǎng)卡會向CPU發(fā)起一個硬中斷，告訴CPU有網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)到達(dá)。CPU調(diào)用網(wǎng)卡驅(qū)動注冊的硬中斷響應(yīng)程序。網(wǎng)卡硬中斷響應(yīng)程序會為網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)幀創(chuàng)建內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)sk_buffer，并將網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)幀拷貝到sk_buffer中。然后發(fā)起軟中斷請求，通知內(nèi)核有新的網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)幀到達(dá)。

sk_buff緩沖區(qū)，是一個維護(hù)網(wǎng)絡(luò)幀結(jié)構(gòu)的雙向鏈表，鏈表中的每一個元素都是一個網(wǎng)絡(luò)幀。雖然 TCP/IP 協(xié)議棧分了好幾層，但上下不同層之間的傳遞，實(shí)際上只需要操作這個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)中的指針，而無需進(jìn)行數(shù)據(jù)復(fù)制。

• 內(nèi)核線程ksoftirqd發(fā)現(xiàn)有軟中斷請求到來，隨后調(diào)用網(wǎng)卡驅(qū)動注冊的poll函數(shù)，poll函數(shù)將sk_buffer中的網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包送到內(nèi)核協(xié)議棧中注冊的ip_rcv函數(shù)中。

每個CPU會綁定一個ksoftirqd內(nèi)核線程專門用來處理軟中斷響應(yīng)。2個 CPU 時，就會有 ksoftirqd/0 和 ksoftirqd/1這兩個內(nèi)核線程。

這里有個事情需要注意下： 網(wǎng)卡接收到數(shù)據(jù)后，當(dāng)DMA拷貝完成時，向CPU發(fā)出硬中斷，這時哪個CPU上響應(yīng)了這個硬中斷，那么在網(wǎng)卡硬中斷響應(yīng)程序中發(fā)出的軟中斷請求也會在這個CPU綁定的ksoftirqd線程中響應(yīng)。所以如果發(fā)現(xiàn)Linux軟中斷，CPU消耗都集中在一個核上的話，那么就需要調(diào)整硬中斷的CPU親和性，來將硬中斷打散到不通的CPU核上去。

• 在ip_rcv函數(shù)中也就是上圖中的網(wǎng)絡(luò)層，取出數(shù)據(jù)包的IP頭，判斷該數(shù)據(jù)包下一跳的走向，如果數(shù)據(jù)包是發(fā)送給本機(jī)的，則取出傳輸層的協(xié)議類型（TCP或者UDP)，并去掉數(shù)據(jù)包的IP頭，將數(shù)據(jù)包交給上圖中得傳輸層處理。

傳輸層的處理函數(shù)：TCP協(xié)議對應(yīng)內(nèi)核協(xié)議棧中注冊的tcp_rcv函數(shù)，UDP協(xié)議對應(yīng)內(nèi)核協(xié)議棧中注冊的udp_rcv函數(shù)。

• 當(dāng)我們采用的是TCP協(xié)議時，數(shù)據(jù)包到達(dá)傳輸層時，會在內(nèi)核協(xié)議棧中的tcp_rcv函數(shù)處理，在tcp_rcv函數(shù)中去掉TCP頭，根據(jù)四元組（源IP，源端口，目的IP，目的端口）查找對應(yīng)的Socket，如果找到對應(yīng)的Socket則將網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包中的傳輸數(shù)據(jù)拷貝到Socket中的接收緩沖區(qū)中。如果沒有找到，則發(fā)送一個目標(biāo)不可達(dá)的icmp包。

• 內(nèi)核在接收網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包時所做的工作我們就介紹完了，現(xiàn)在我們把視角放到應(yīng)用層，當(dāng)我們程序通過系統(tǒng)調(diào)用read讀取Socket接收緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)時，如果接收緩沖區(qū)中沒有數(shù)據(jù)，那么應(yīng)用程序就會在系統(tǒng)調(diào)用上阻塞，直到Socket接收緩沖區(qū)有數(shù)據(jù)，然后CPU將內(nèi)核空間（Socket接收緩沖區(qū)）的數(shù)據(jù)拷貝到用戶空間，最后系統(tǒng)調(diào)用read返回，應(yīng)用程序讀取數(shù)據(jù)。

性能開銷

從內(nèi)核處理網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包接收的整個過程來看，內(nèi)核幫我們做了非常之多的工作，最終我們的應(yīng)用程序才能讀取到網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)。

隨著而來的也帶來了很多的性能開銷，結(jié)合前面介紹的網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包接收過程我們來看下網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包接收的過程中都有哪些性能開銷：

• 應(yīng)用程序通過系統(tǒng)調(diào)用從用戶態(tài)轉(zhuǎn)為內(nèi)核態(tài)的開銷以及系統(tǒng)調(diào)用返回時從內(nèi)核態(tài)轉(zhuǎn)為用戶態(tài)的開銷。
• 網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)從內(nèi)核空間通過CPU拷貝到用戶空間的開銷。
• 內(nèi)核線程ksoftirqd響應(yīng)軟中斷的開銷。
• CPU響應(yīng)硬中斷的開銷。
• DMA拷貝網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包到內(nèi)存中的開銷。

網(wǎng)絡(luò)包發(fā)送流程

網(wǎng)絡(luò)包發(fā)送過程.png

• 當(dāng)我們在應(yīng)用程序中調(diào)用send系統(tǒng)調(diào)用發(fā)送數(shù)據(jù)時，由于是系統(tǒng)調(diào)用所以線程會發(fā)生一次用戶態(tài)到內(nèi)核態(tài)的轉(zhuǎn)換，在內(nèi)核中首先根據(jù)fd將真正的Socket找出，這個Socket對象中記錄著各種協(xié)議棧的函數(shù)地址，然后構(gòu)造struct msghdr對象，將用戶需要發(fā)送的數(shù)據(jù)全部封裝在這個struct msghdr結(jié)構(gòu)體中。

• 調(diào)用內(nèi)核協(xié)議棧函數(shù)inet_sendmsg，發(fā)送流程進(jìn)入內(nèi)核協(xié)議棧處理。在進(jìn)入到內(nèi)核協(xié)議棧之后，內(nèi)核會找到Socket上的具體協(xié)議的發(fā)送函數(shù)。

比如：我們使用的是TCP協(xié)議，對應(yīng)的TCP協(xié)議發(fā)送函數(shù)是tcp_sendmsg，如果是UDP協(xié)議的話，對應(yīng)的發(fā)送函數(shù)為udp_sendmsg。

• 在TCP協(xié)議的發(fā)送函數(shù)tcp_sendmsg中，創(chuàng)建內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)sk_buffer,將struct msghdr結(jié)構(gòu)體中的發(fā)送數(shù)據(jù)拷貝到sk_buffer中。調(diào)用tcp_write_queue_tail函數(shù)獲取Socket發(fā)送隊(duì)列中的隊(duì)尾元素，將新創(chuàng)建的sk_buffer添加到Socket發(fā)送隊(duì)列的尾部。

Socket的發(fā)送隊(duì)列是由sk_buffer組成的一個雙向鏈表。

發(fā)送流程走到這里，用戶要發(fā)送的數(shù)據(jù)總算是從用戶空間拷貝到了內(nèi)核中，這時雖然發(fā)送數(shù)據(jù)已經(jīng)拷貝到了內(nèi)核Socket中的發(fā)送隊(duì)列中，但并不代表內(nèi)核會開始發(fā)送，因?yàn)?/span>TCP協(xié)議的流量控制和擁塞控制，用戶要發(fā)送的數(shù)據(jù)包并不一定會立馬被發(fā)送出去，需要符合TCP協(xié)議的發(fā)送條件。如果沒有達(dá)到發(fā)送條件，那么本次send系統(tǒng)調(diào)用就會直接返回。

• 如果符合發(fā)送條件，則開始調(diào)用tcp_write_xmit內(nèi)核函數(shù)。在這個函數(shù)中，會循環(huán)獲取Socket發(fā)送隊(duì)列中待發(fā)送的sk_buffer，然后進(jìn)行擁塞控制以及滑動窗口的管理。

• 將從Socket發(fā)送隊(duì)列中獲取到的sk_buffer重新拷貝一份，設(shè)置sk_buffer副本中的TCP HEADER。

sk_buffer 內(nèi)部其實(shí)包含了網(wǎng)絡(luò)協(xié)議中所有的 header。在設(shè)置 TCP HEADER的時候，只是把指針指向 sk_buffer的合適位置。后面再設(shè)置 IP HEADER的時候，在把指針移動一下就行，避免頻繁的內(nèi)存申請和拷貝，效率很高。

sk_buffer.png

為什么不直接使用Socket發(fā)送隊(duì)列中的sk_buffer而是需要拷貝一份呢？因?yàn)?/span>TCP協(xié)議是支持丟包重傳的，在沒有收到對端的ACK之前，這個sk_buffer是不能刪除的。內(nèi)核每次調(diào)用網(wǎng)卡發(fā)送數(shù)據(jù)的時候，實(shí)際上傳遞的是sk_buffer的拷貝副本，當(dāng)網(wǎng)卡把數(shù)據(jù)發(fā)送出去后，sk_buffer拷貝副本會被釋放。當(dāng)收到對端的ACK之后，Socket發(fā)送隊(duì)列中的sk_buffer才會被真正刪除。

• 當(dāng)設(shè)置完TCP頭后，內(nèi)核協(xié)議棧傳輸層的事情就做完了，下面通過調(diào)用ip_queue_xmit內(nèi)核函數(shù)，正式來到內(nèi)核協(xié)議棧網(wǎng)絡(luò)層的處理。

  通過route命令可以查看本機(jī)路由配置。

  如果你使用 iptables配置了一些規(guī)則，那么這里將檢測是否命中規(guī)則。如果你設(shè)置了非常復(fù)雜的 netfilter 規(guī)則，在這個函數(shù)里將會導(dǎo)致你的線程 CPU 開銷會極大增加。

  • 將sk_buffer中的指針移動到IP頭位置上，設(shè)置IP頭。

  • 執(zhí)行netfilters過濾。過濾通過之后，如果數(shù)據(jù)大于 MTU的話，則執(zhí)行分片。

  • 檢查Socket中是否有緩存路由表，如果沒有的話，則查找路由項(xiàng)，并緩存到Socket中。接著在把路由表設(shè)置到sk_buffer中。

• 內(nèi)核協(xié)議棧網(wǎng)絡(luò)層的事情處理完后，現(xiàn)在發(fā)送流程進(jìn)入了到了鄰居子系統(tǒng)，鄰居子系統(tǒng)位于內(nèi)核協(xié)議棧中的網(wǎng)絡(luò)層和網(wǎng)絡(luò)接口層之間，用于發(fā)送ARP請求獲取MAC地址，然后將sk_buffer中的指針移動到MAC頭位置，填充MAC頭。

• 經(jīng)過鄰居子系統(tǒng)的處理，現(xiàn)在sk_buffer中已經(jīng)封裝了一個完整的數(shù)據(jù)幀，隨后內(nèi)核將sk_buffer交給網(wǎng)絡(luò)設(shè)備子系統(tǒng)進(jìn)行處理。網(wǎng)絡(luò)設(shè)備子系統(tǒng)主要做以下幾項(xiàng)事情：

  • 選擇發(fā)送隊(duì)列（RingBuffer）。因?yàn)榫W(wǎng)卡擁有多個發(fā)送隊(duì)列，所以在發(fā)送前需要選擇一個發(fā)送隊(duì)列。
  • 將sk_buffer添加到發(fā)送隊(duì)列中。
  • 循環(huán)從發(fā)送隊(duì)列（RingBuffer）中取出sk_buffer，調(diào)用內(nèi)核函數(shù)sch_direct_xmit發(fā)送數(shù)據(jù)，其中會調(diào)用網(wǎng)卡驅(qū)動程序來發(fā)送數(shù)據(jù)。

以上過程全部是用戶線程的內(nèi)核態(tài)在執(zhí)行，占用的CPU時間是系統(tǒng)態(tài)時間(sy)，當(dāng)分配給用戶線程的CPU quota用完的時候，會觸發(fā)NET_TX_SOFTIRQ類型的軟中斷，內(nèi)核線程ksoftirqd會響應(yīng)這個軟中斷，并執(zhí)行NET_TX_SOFTIRQ類型的軟中斷注冊的回調(diào)函數(shù)net_tx_action，在回調(diào)函數(shù)中會執(zhí)行到驅(qū)動程序函數(shù) dev_hard_start_xmit來發(fā)送數(shù)據(jù)。

注意：當(dāng)觸發(fā)NET_TX_SOFTIRQ軟中斷來發(fā)送數(shù)據(jù)時，后邊消耗的 CPU 就都顯示在 si這里了，不會消耗用戶進(jìn)程的系統(tǒng)態(tài)時間（sy）了。

從這里可以看到網(wǎng)絡(luò)包的發(fā)送過程和接受過程是不同的，在介紹網(wǎng)絡(luò)包的接受過程時，我們提到是通過觸發(fā)NET_RX_SOFTIRQ類型的軟中斷在內(nèi)核線程ksoftirqd中執(zhí)行內(nèi)核網(wǎng)絡(luò)協(xié)議棧接受數(shù)據(jù)。而在網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包的發(fā)送過程中是用戶線程的內(nèi)核態(tài)在執(zhí)行內(nèi)核網(wǎng)絡(luò)協(xié)議棧，只有當(dāng)線程的CPU quota用盡時，才觸發(fā)NET_TX_SOFTIRQ軟中斷來發(fā)送數(shù)據(jù)。

在整個網(wǎng)絡(luò)包的發(fā)送和接受過程中，NET_TX_SOFTIRQ類型的軟中斷只會在發(fā)送網(wǎng)絡(luò)包時并且當(dāng)用戶線程的CPU quota用盡時，才會觸發(fā)。剩下的接受過程中觸發(fā)的軟中斷類型以及發(fā)送完數(shù)據(jù)觸發(fā)的軟中斷類型均為NET_RX_SOFTIRQ。所以這就是你在服務(wù)器上查看 /proc/softirqs，一般 NET_RX都要比 NET_TX大很多的的原因。

• 現(xiàn)在發(fā)送流程終于到了網(wǎng)卡真實(shí)發(fā)送數(shù)據(jù)的階段，前邊我們講到無論是用戶線程的內(nèi)核態(tài)還是觸發(fā)NET_TX_SOFTIRQ類型的軟中斷在發(fā)送數(shù)據(jù)的時候最終會調(diào)用到網(wǎng)卡的驅(qū)動程序函數(shù)dev_hard_start_xmit來發(fā)送數(shù)據(jù)。在網(wǎng)卡驅(qū)動程序函數(shù)dev_hard_start_xmit中會將sk_buffer映射到網(wǎng)卡可訪問的內(nèi)存 DMA 區(qū)域，最終網(wǎng)卡驅(qū)動程序通過DMA的方式將數(shù)據(jù)幀通過物理網(wǎng)卡發(fā)送出去。

• 當(dāng)數(shù)據(jù)發(fā)送完畢后，還有最后一項(xiàng)重要的工作，就是清理工作。數(shù)據(jù)發(fā)送完畢后，網(wǎng)卡設(shè)備會向CPU發(fā)送一個硬中斷，CPU調(diào)用網(wǎng)卡驅(qū)動程序注冊的硬中斷響應(yīng)程序，在硬中斷響應(yīng)中觸發(fā)NET_RX_SOFTIRQ類型的軟中斷，在軟中斷的回調(diào)函數(shù)igb_poll中清理釋放 sk_buffer，清理網(wǎng)卡發(fā)送隊(duì)列（RingBuffer），解除 DMA 映射。

無論硬中斷是因?yàn)?/span>有數(shù)據(jù)要接收，還是說發(fā)送完成通知，從硬中斷觸發(fā)的軟中斷都是 NET_RX_SOFTIRQ。

這里釋放清理的只是sk_buffer的副本，真正的sk_buffer現(xiàn)在還是存放在Socket的發(fā)送隊(duì)列中。前面在傳輸層處理的時候我們提到過，因?yàn)閭鬏攲有枰?/span>保證可靠性，所以 sk_buffer其實(shí)還沒有刪除。它得等收到對方的 ACK 之后才會真正刪除。

性能開銷

前邊我們提到了在網(wǎng)絡(luò)包接收過程中涉及到的性能開銷，現(xiàn)在介紹完了網(wǎng)絡(luò)包的發(fā)送過程，我們來看下在數(shù)據(jù)包發(fā)送過程中的性能開銷：

• 和接收數(shù)據(jù)一樣，應(yīng)用程序在調(diào)用系統(tǒng)調(diào)用send的時候會從用戶態(tài)轉(zhuǎn)為內(nèi)核態(tài)以及發(fā)送完數(shù)據(jù)后，系統(tǒng)調(diào)用返回時從內(nèi)核態(tài)轉(zhuǎn)為用戶態(tài)的開銷。

• 用戶線程內(nèi)核態(tài)CPU quota用盡時觸發(fā)NET_TX_SOFTIRQ類型軟中斷，內(nèi)核響應(yīng)軟中斷的開銷。

• 網(wǎng)卡發(fā)送完數(shù)據(jù)，向CPU發(fā)送硬中斷，CPU響應(yīng)硬中斷的開銷。以及在硬中斷中發(fā)送NET_RX_SOFTIRQ軟中斷執(zhí)行具體的內(nèi)存清理動作。內(nèi)核響應(yīng)軟中斷的開銷。

• 內(nèi)存拷貝的開銷。我們來回顧下在數(shù)據(jù)包發(fā)送的過程中都發(fā)生了哪些內(nèi)存拷貝：

  • 在內(nèi)核協(xié)議棧的傳輸層中，TCP協(xié)議對應(yīng)的發(fā)送函數(shù)tcp_sendmsg會申請sk_buffer，將用戶要發(fā)送的數(shù)據(jù)拷貝到sk_buffer中。
  • 在發(fā)送流程從傳輸層到網(wǎng)絡(luò)層的時候，會拷貝一個sk_buffer副本出來，將這個sk_buffer副本向下傳遞。原始sk_buffer保留在Socket發(fā)送隊(duì)列中，等待網(wǎng)絡(luò)對端ACK，對端ACK后刪除Socket發(fā)送隊(duì)列中的sk_buffer。對端沒有發(fā)送ACK，則重新從Socket發(fā)送隊(duì)列中發(fā)送，實(shí)現(xiàn)TCP協(xié)議的可靠傳輸。
  • 在網(wǎng)絡(luò)層，如果發(fā)現(xiàn)要發(fā)送的數(shù)據(jù)大于MTU，則會進(jìn)行分片操作，申請額外的sk_buffer，并將原來的sk_buffer拷貝到多個小的sk_buffer中。

再談(阻塞，非阻塞)與(同步，異步)

在我們聊完網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)的接收和發(fā)送過程后，我們來談下IO中特別容易混淆的概念：阻塞與同步，非阻塞與異步。

網(wǎng)上各種博文還有各種書籍中有大量的關(guān)于這兩個概念的解釋，但是筆者覺得還是不夠形象化，只是對概念的生硬解釋，如果硬套概念的話，其實(shí)感覺阻塞與同步，非阻塞與異步還是沒啥區(qū)別，時間長了，還是比較模糊容易混淆。

所以筆者在這里嘗試換一種更加形象化，更加容易理解記憶的方式來清晰地解釋下什么是阻塞與非阻塞，什么是同步與異步。

經(jīng)過前邊對網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包接收流程的介紹，在這里我們可以將整個流程總結(jié)為兩個階段：

數(shù)據(jù)接收階段.png

• 數(shù)據(jù)準(zhǔn)備階段： 在這個階段，網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包到達(dá)網(wǎng)卡，通過DMA的方式將數(shù)據(jù)包拷貝到內(nèi)存中，然后經(jīng)過硬中斷，軟中斷，接著通過內(nèi)核線程ksoftirqd經(jīng)過內(nèi)核協(xié)議棧的處理，最終將數(shù)據(jù)發(fā)送到內(nèi)核Socket的接收緩沖區(qū)中。

• 數(shù)據(jù)拷貝階段： 當(dāng)數(shù)據(jù)到達(dá)內(nèi)核Socket的接收緩沖區(qū)中時，此時數(shù)據(jù)存在于內(nèi)核空間中，需要將數(shù)據(jù)拷貝到用戶空間中，才能夠被應(yīng)用程序讀取。

阻塞與非阻塞

阻塞與非阻塞的區(qū)別主要發(fā)生在第一階段：數(shù)據(jù)準(zhǔn)備階段。

當(dāng)應(yīng)用程序發(fā)起系統(tǒng)調(diào)用read時，線程從用戶態(tài)轉(zhuǎn)為內(nèi)核態(tài)，讀取內(nèi)核Socket的接收緩沖區(qū)中的網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)。

阻塞

如果這時內(nèi)核Socket的接收緩沖區(qū)沒有數(shù)據(jù)，那么線程就會一直等待，直到Socket接收緩沖區(qū)有數(shù)據(jù)為止。隨后將數(shù)據(jù)從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間，系統(tǒng)調(diào)用read返回。

阻塞IO.png

從圖中我們可以看出：阻塞的特點(diǎn)是在第一階段和第二階段都會等待。

非阻塞

阻塞和非阻塞主要的區(qū)分是在第一階段：數(shù)據(jù)準(zhǔn)備階段。

• 在第一階段，當(dāng)Socket的接收緩沖區(qū)中沒有數(shù)據(jù)的時候，阻塞模式下應(yīng)用線程會一直等待。非阻塞模式下應(yīng)用線程不會等待，系統(tǒng)調(diào)用直接返回錯誤標(biāo)志EWOULDBLOCK。

• 當(dāng)Socket的接收緩沖區(qū)中有數(shù)據(jù)的時候，阻塞和非阻塞的表現(xiàn)是一樣的，都會進(jìn)入第二階段等待數(shù)據(jù)從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間，然后系統(tǒng)調(diào)用返回。

非阻塞IO.png

從上圖中，我們可以看出：非阻塞的特點(diǎn)是第一階段不會等待，但是在第二階段還是會等待。

同步與異步

同步與異步主要的區(qū)別發(fā)生在第二階段：數(shù)據(jù)拷貝階段。

前邊我們提到在數(shù)據(jù)拷貝階段主要是將數(shù)據(jù)從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間。然后應(yīng)用程序才可以讀取數(shù)據(jù)。

當(dāng)內(nèi)核Socket的接收緩沖區(qū)有數(shù)據(jù)到達(dá)時，進(jìn)入第二階段。

同步

同步模式在數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好后，是由用戶線程的內(nèi)核態(tài)來執(zhí)行第二階段。所以應(yīng)用程序會在第二階段發(fā)生阻塞，直到數(shù)據(jù)從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間，系統(tǒng)調(diào)用才會返回。

Linux下的 epoll和Mac 下的 kqueue都屬于同步 IO。

同步IO.png

異步

異步模式下是由內(nèi)核來執(zhí)行第二階段的數(shù)據(jù)拷貝操作，當(dāng)內(nèi)核執(zhí)行完第二階段，會通知用戶線程IO操作已經(jīng)完成，并將數(shù)據(jù)回調(diào)給用戶線程。所以在異步模式下 數(shù)據(jù)準(zhǔn)備階段和數(shù)據(jù)拷貝階段均是由內(nèi)核來完成，不會對應(yīng)用程序造成任何阻塞。

基于以上特征，我們可以看到異步模式需要內(nèi)核的支持，比較依賴操作系統(tǒng)底層的支持。

在目前流行的操作系統(tǒng)中，只有Windows 中的 IOCP才真正屬于異步 IO，實(shí)現(xiàn)的也非常成熟。但Windows很少用來作為服務(wù)器使用。

而常用來作為服務(wù)器使用的Linux，異步IO機(jī)制實(shí)現(xiàn)的不夠成熟，與NIO相比性能提升的也不夠明顯。

但Linux kernel 在5.1版本由Facebook的大神Jens Axboe引入了新的異步IO庫io_uring 改善了原來Linux native AIO的一些性能問題。性能相比Epoll以及之前原生的AIO提高了不少，值得關(guān)注。

異步IO.png

IO模型

在進(jìn)行網(wǎng)絡(luò)IO操作時，用什么樣的IO模型來讀寫數(shù)據(jù)將在很大程度上決定了網(wǎng)絡(luò)框架的IO性能。所以IO模型的選擇是構(gòu)建一個高性能網(wǎng)絡(luò)框架的基礎(chǔ)。

在《UNIX 網(wǎng)絡(luò)編程》一書中介紹了五種IO模型：阻塞IO,非阻塞IO,IO多路復(fù)用,信號驅(qū)動IO,異步IO，每一種IO模型的出現(xiàn)都是對前一種的升級優(yōu)化。

下面我們就來分別介紹下這五種IO模型各自都解決了什么問題，適用于哪些場景，各自的優(yōu)缺點(diǎn)是什么？

阻塞IO（BIO）

阻塞IO.png

經(jīng)過前一小節(jié)對阻塞這個概念的介紹，相信大家可以很容易理解阻塞IO的概念和過程。

既然這小節(jié)我們談的是IO，那么下邊我們來看下在阻塞IO模型下，網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)的讀寫過程。

阻塞讀

當(dāng)用戶線程發(fā)起read系統(tǒng)調(diào)用，用戶線程從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)，在內(nèi)核中去查看Socket接收緩沖區(qū)是否有數(shù)據(jù)到來。

• Socket接收緩沖區(qū)中有數(shù)據(jù)，則用戶線程在內(nèi)核態(tài)將內(nèi)核空間中的數(shù)據(jù)拷貝到用戶空間，系統(tǒng)IO調(diào)用返回。

• Socket接收緩沖區(qū)中無數(shù)據(jù)，則用戶線程讓出CPU，進(jìn)入阻塞狀態(tài)。當(dāng)數(shù)據(jù)到達(dá)Socket接收緩沖區(qū)后，內(nèi)核喚醒阻塞狀態(tài)中的用戶線程進(jìn)入就緒狀態(tài)，隨后經(jīng)過CPU的調(diào)度獲取到CPU quota進(jìn)入運(yùn)行狀態(tài)，將內(nèi)核空間的數(shù)據(jù)拷貝到用戶空間，隨后系統(tǒng)調(diào)用返回。

阻塞寫

當(dāng)用戶線程發(fā)起send系統(tǒng)調(diào)用時，用戶線程從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)，將發(fā)送數(shù)據(jù)從用戶空間拷貝到內(nèi)核空間中的Socket發(fā)送緩沖區(qū)中。

• 當(dāng)Socket發(fā)送緩沖區(qū)能夠容納下發(fā)送數(shù)據(jù)時，用戶線程會將全部的發(fā)送數(shù)據(jù)寫入Socket緩沖區(qū)，然后執(zhí)行在《網(wǎng)絡(luò)包發(fā)送流程》這小節(jié)介紹的后續(xù)流程，然后返回。

• 當(dāng)Socket發(fā)送緩沖區(qū)空間不夠，無法容納下全部發(fā)送數(shù)據(jù)時，用戶線程讓出CPU,進(jìn)入阻塞狀態(tài)，直到Socket發(fā)送緩沖區(qū)能夠容納下全部發(fā)送數(shù)據(jù)時，內(nèi)核喚醒用戶線程，執(zhí)行后續(xù)發(fā)送流程。

阻塞IO模型下的寫操作做事風(fēng)格比較硬剛，非得要把全部的發(fā)送數(shù)據(jù)寫入發(fā)送緩沖區(qū)才肯善罷甘休。

阻塞IO模型

阻塞IO模型.png

由于阻塞IO的讀寫特點(diǎn)，所以導(dǎo)致在阻塞IO模型下，每個請求都需要被一個獨(dú)立的線程處理。一個線程在同一時刻只能與一個連接綁定。來一個請求，服務(wù)端就需要創(chuàng)建一個線程用來處理請求。

當(dāng)客戶端請求的并發(fā)量突然增大時，服務(wù)端在一瞬間就會創(chuàng)建出大量的線程，而創(chuàng)建線程是需要系統(tǒng)資源開銷的，這樣一來就會一瞬間占用大量的系統(tǒng)資源。

如果客戶端創(chuàng)建好連接后，但是一直不發(fā)數(shù)據(jù)，通常大部分情況下，網(wǎng)絡(luò)連接也并不總是有數(shù)據(jù)可讀，那么在空閑的這段時間內(nèi)，服務(wù)端線程就會一直處于阻塞狀態(tài)，無法干其他的事情。CPU也無法得到充分的發(fā)揮，同時還會導(dǎo)致大量線程切換的開銷。

適用場景

基于以上阻塞IO模型的特點(diǎn)，該模型只適用于連接數(shù)少，并發(fā)度低的業(yè)務(wù)場景。

比如公司內(nèi)部的一些管理系統(tǒng)，通常請求數(shù)在100個左右，使用阻塞IO模型還是非常適合的。而且性能還不輸NIO。

該模型在C10K之前，是普遍被采用的一種IO模型。

非阻塞IO（NIO）

阻塞IO模型最大的問題就是一個線程只能處理一個連接，如果這個連接上沒有數(shù)據(jù)的話，那么這個線程就只能阻塞在系統(tǒng)IO調(diào)用上，不能干其他的事情。這對系統(tǒng)資源來說，是一種極大的浪費(fèi)。同時大量的線程上下文切換，也是一個巨大的系統(tǒng)開銷。

所以為了解決這個問題，我們就需要用盡可能少的線程去處理更多的連接。，網(wǎng)絡(luò)IO模型的演變也是根據(jù)這個需求來一步一步演進(jìn)的。

基于這個需求，第一種解決方案非阻塞IO就出現(xiàn)了。我們在上一小節(jié)中介紹了非阻塞的概念，現(xiàn)在我們來看下網(wǎng)絡(luò)讀寫操作在非阻塞IO下的特點(diǎn)：

非阻塞IO.png

非阻塞讀

當(dāng)用戶線程發(fā)起非阻塞read系統(tǒng)調(diào)用時，用戶線程從用戶態(tài)轉(zhuǎn)為內(nèi)核態(tài)，在內(nèi)核中去查看Socket接收緩沖區(qū)是否有數(shù)據(jù)到來。

• Socket接收緩沖區(qū)中無數(shù)據(jù)，系統(tǒng)調(diào)用立馬返回，并帶有一個 EWOULDBLOCK 或 EAGAIN錯誤，這個階段用戶線程不會阻塞，也不會讓出CPU，而是會繼續(xù)輪訓(xùn)直到Socket接收緩沖區(qū)中有數(shù)據(jù)為止。

• Socket接收緩沖區(qū)中有數(shù)據(jù)，用戶線程在內(nèi)核態(tài)會將內(nèi)核空間中的數(shù)據(jù)拷貝到用戶空間，注意這個數(shù)據(jù)拷貝階段，應(yīng)用程序是阻塞的，當(dāng)數(shù)據(jù)拷貝完成，系統(tǒng)調(diào)用返回。

非阻塞寫

前邊我們在介紹阻塞寫的時候提到阻塞寫的風(fēng)格特別的硬朗，頭比較鐵非要把全部發(fā)送數(shù)據(jù)一次性都寫到Socket的發(fā)送緩沖區(qū)中才返回，如果發(fā)送緩沖區(qū)中沒有足夠的空間容納，那么就一直阻塞死等，特別的剛。

相比較而言非阻塞寫的特點(diǎn)就比較佛系，當(dāng)發(fā)送緩沖區(qū)中沒有足夠的空間容納全部發(fā)送數(shù)據(jù)時，非阻塞寫的特點(diǎn)是能寫多少寫多少，寫不下了，就立即返回。并將寫入到發(fā)送緩沖區(qū)的字節(jié)數(shù)返回給應(yīng)用程序，方便用戶線程不斷的輪訓(xùn)嘗試將剩下的數(shù)據(jù)寫入發(fā)送緩沖區(qū)中。

非阻塞IO模型

非阻塞IO模型.png

基于以上非阻塞IO的特點(diǎn)，我們就不必像阻塞IO那樣為每個請求分配一個線程去處理連接上的讀寫了。

我們可以利用一個線程或者很少的線程，去不斷地輪詢每個Socket的接收緩沖區(qū)是否有數(shù)據(jù)到達(dá)，如果沒有數(shù)據(jù)，不必阻塞線程，而是接著去輪詢下一個Socket接收緩沖區(qū)，直到輪詢到數(shù)據(jù)后，處理連接上的讀寫，或者交給業(yè)務(wù)線程池去處理，輪詢線程則繼續(xù)輪詢其他的Socket接收緩沖區(qū)。

這樣一個非阻塞IO模型就實(shí)現(xiàn)了我們在本小節(jié)開始提出的需求：我們需要用盡可能少的線程去處理更多的連接

適用場景

雖然非阻塞IO模型與阻塞IO模型相比，減少了很大一部分的資源消耗和系統(tǒng)開銷。

但是它仍然有很大的性能問題，因?yàn)樵?/span>非阻塞IO模型下，需要用戶線程去不斷地發(fā)起系統(tǒng)調(diào)用去輪訓(xùn)Socket接收緩沖區(qū)，這就需要用戶線程不斷地從用戶態(tài)切換到內(nèi)核態(tài)，內(nèi)核態(tài)切換到用戶態(tài)。隨著并發(fā)量的增大，這個上下文切換的開銷也是巨大的。

所以單純的非阻塞IO模型還是無法適用于高并發(fā)的場景。只能適用于C10K以下的場景。

IO多路復(fù)用

在非阻塞IO這一小節(jié)的開頭，我們提到網(wǎng)絡(luò)IO模型的演變都是圍繞著---如何用盡可能少的線程去處理更多的連接這個核心需求開始展開的。

本小節(jié)我們來談?wù)?/span>IO多路復(fù)用模型，那么什么是多路？，什么又是復(fù)用呢？

我們還是以這個核心需求來對這兩個概念展開闡述：

• 多路：我們的核心需求是要用盡可能少的線程來處理盡可能多的連接，這里的多路指的就是我們需要處理的眾多連接。

• 復(fù)用：核心需求要求我們使用盡可能少的線程，盡可能少的系統(tǒng)開銷去處理盡可能多的連接（多路），那么這里的復(fù)用指的就是用有限的資源，比如用一個線程或者固定數(shù)量的線程去處理眾多連接上的讀寫事件。換句話說，在阻塞IO模型中一個連接就需要分配一個獨(dú)立的線程去專門處理這個連接上的讀寫，到了IO多路復(fù)用模型中，多個連接可以復(fù)用這一個獨(dú)立的線程去處理這多個連接上的讀寫。

好了，IO多路復(fù)用模型的概念解釋清楚了，那么問題的關(guān)鍵是我們?nèi)绾稳?shí)現(xiàn)這個復(fù)用，也就是如何讓一個獨(dú)立的線程去處理眾多連接上的讀寫事件呢？

這個問題其實(shí)在非阻塞IO模型中已經(jīng)給出了它的答案，在非阻塞IO模型中，利用非阻塞的系統(tǒng)IO調(diào)用去不斷的輪詢眾多連接的Socket接收緩沖區(qū)看是否有數(shù)據(jù)到來，如果有則處理，如果沒有則繼續(xù)輪詢下一個Socket。這樣就達(dá)到了用一個線程去處理眾多連接上的讀寫事件了。

但是非阻塞IO模型最大的問題就是需要不斷的發(fā)起系統(tǒng)調(diào)用去輪詢各個Socket中的接收緩沖區(qū)是否有數(shù)據(jù)到來，頻繁的系統(tǒng)調(diào)用隨之帶來了大量的上下文切換開銷。隨著并發(fā)量的提升，這樣也會導(dǎo)致非常嚴(yán)重的性能問題。

那么如何避免頻繁的系統(tǒng)調(diào)用同時又可以實(shí)現(xiàn)我們的核心需求呢？

這就需要操作系統(tǒng)的內(nèi)核來支持這樣的操作，我們可以把頻繁的輪詢操作交給操作系統(tǒng)內(nèi)核來替我們完成，這樣就避免了在用戶空間頻繁的去使用系統(tǒng)調(diào)用來輪詢所帶來的性能開銷。

正如我們所想，操作系統(tǒng)內(nèi)核也確實(shí)為我們提供了這樣的功能實(shí)現(xiàn)，下面我們來一起看下操作系統(tǒng)對IO多路復(fù)用模型的實(shí)現(xiàn)。

select

select是操作系統(tǒng)內(nèi)核提供給我們使用的一個系統(tǒng)調(diào)用，它解決了在非阻塞IO模型中需要不斷的發(fā)起系統(tǒng)IO調(diào)用去輪詢各個連接上的Socket接收緩沖區(qū)所帶來的用戶空間與內(nèi)核空間不斷切換的系統(tǒng)開銷。

select系統(tǒng)調(diào)用將輪詢的操作交給了內(nèi)核來幫助我們完成，從而避免了在用戶空間不斷的發(fā)起輪詢所帶來的的系統(tǒng)性能開銷。

select.png

• 首先用戶線程在發(fā)起select系統(tǒng)調(diào)用的時候會阻塞在select系統(tǒng)調(diào)用上。此時，用戶線程從用戶態(tài)切換到了內(nèi)核態(tài)完成了一次上下文切換

• 用戶線程將需要監(jiān)聽的Socket對應(yīng)的文件描述符fd數(shù)組通過select系統(tǒng)調(diào)用傳遞給內(nèi)核。此時，用戶線程將用戶空間中的文件描述符fd數(shù)組拷貝到內(nèi)核空間。

這里的文件描述符數(shù)組其實(shí)是一個BitMap，BitMap下標(biāo)為文件描述符fd，下標(biāo)對應(yīng)的值為：1表示該fd上有讀寫事件，0表示該fd上沒有讀寫事件。

fd數(shù)組BitMap.png

文件描述符fd其實(shí)就是一個整數(shù)值，在Linux中一切皆文件，Socket也是一個文件。描述進(jìn)程所有信息的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)task_struct中有一個屬性struct files_struct *files，它最終指向了一個數(shù)組，數(shù)組里存放了進(jìn)程打開的所有文件列表，文件信息封裝在struct file結(jié)構(gòu)體中，這個數(shù)組存放的類型就是struct file結(jié)構(gòu)體，數(shù)組的下標(biāo)則是我們常說的文件描述符fd。

• 當(dāng)用戶線程調(diào)用完select后開始進(jìn)入阻塞狀態(tài)，內(nèi)核開始輪詢遍歷fd數(shù)組，查看fd對應(yīng)的Socket接收緩沖區(qū)中是否有數(shù)據(jù)到來。如果有數(shù)據(jù)到來，則將fd對應(yīng)BitMap的值設(shè)置為1。如果沒有數(shù)據(jù)到來，則保持值為0。

注意這里內(nèi)核會修改原始的fd數(shù)組！！

• 內(nèi)核遍歷一遍fd數(shù)組后，如果發(fā)現(xiàn)有些fd上有IO數(shù)據(jù)到來，則將修改后的fd數(shù)組返回給用戶線程。此時，會將fd數(shù)組從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間。

• 當(dāng)內(nèi)核將修改后的fd數(shù)組返回給用戶線程后，用戶線程解除阻塞，由用戶線程開始遍歷fd數(shù)組然后找出fd數(shù)組中值為1的Socket文件描述符。最后對這些Socket發(fā)起系統(tǒng)調(diào)用讀取數(shù)據(jù)。

select不會告訴用戶線程具體哪些fd上有IO數(shù)據(jù)到來，只是在IO活躍的fd上打上標(biāo)記，將打好標(biāo)記的完整fd數(shù)組返回給用戶線程，所以用戶線程還需要遍歷fd數(shù)組找出具體哪些fd上有IO數(shù)據(jù)到來。

• 由于內(nèi)核在遍歷的過程中已經(jīng)修改了fd數(shù)組，所以在用戶線程遍歷完fd數(shù)組后獲取到IO就緒的Socket后，就需要重置fd數(shù)組，并重新調(diào)用select傳入重置后的fd數(shù)組，讓內(nèi)核發(fā)起新的一輪遍歷輪詢。

API介紹

當(dāng)我們熟悉了select的原理后，就很容易理解內(nèi)核給我們提供的select API了。

intselect(intmaxfdp1,fd_set*readset,fd_set*writeset,fd_set*exceptset,conststructtimeval*timeout)

從select API中我們可以看到，select系統(tǒng)調(diào)用是在規(guī)定的超時時間內(nèi)，監(jiān)聽（輪詢）用戶感興趣的文件描述符集合上的可讀,可寫,異常三類事件。

• maxfdp1 ： select傳遞給內(nèi)核監(jiān)聽的文件描述符集合中數(shù)值最大的文件描述符+1，目的是用于限定內(nèi)核遍歷范圍。比如：select監(jiān)聽的文件描述符集合為{0,1,2,3,4}，那么maxfdp1的值為5。

• fd_set *readset： 對可讀事件感興趣的文件描述符集合。

• fd_set *writeset： 對可寫事件感興趣的文件描述符集合。

• fd_set *exceptset：對可寫事件感興趣的文件描述符集合。

這里的fd_set就是我們前邊提到的文件描述符數(shù)組，是一個BitMap結(jié)構(gòu)。

• const struct timeval *timeout：select系統(tǒng)調(diào)用超時時間，在這段時間內(nèi)，內(nèi)核如果沒有發(fā)現(xiàn)有IO就緒的文件描述符，就直接返回。

上小節(jié)提到，在內(nèi)核遍歷完fd數(shù)組后，發(fā)現(xiàn)有IO就緒的fd，則會將該fd對應(yīng)的BitMap中的值設(shè)置為1，并將修改后的fd數(shù)組，返回給用戶線程。

在用戶線程中需要重新遍歷fd數(shù)組，找出IO就緒的fd出來，然后發(fā)起真正的讀寫調(diào)用。

下面介紹下在用戶線程中重新遍歷fd數(shù)組的過程中，我們需要用到的API：

• void FD_ZERO(fd_set *fdset)：清空指定的文件描述符集合，即讓fd_set中不在包含任何文件描述符。

• void FD_SET(int fd, fd_set *fdset)：將一個給定的文件描述符加入集合之中。

每次調(diào)用select之前都要通過FD_ZERO和FD_SET重新設(shè)置文件描述符，因?yàn)槲募枋龇蠒?/span>內(nèi)核中被修改。

• int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset)：檢查集合中指定的文件描述符是否可以讀寫。用戶線程遍歷文件描述符集合,調(diào)用該方法檢查相應(yīng)的文件描述符是否IO就緒。

• void FD_CLR(int fd, fd_set *fdset)：將一個給定的文件描述符從集合中刪除

性能開銷

雖然select解決了非阻塞IO模型中頻繁發(fā)起系統(tǒng)調(diào)用的問題，但是在整個select工作過程中，我們還是看出了select有些不足的地方。

• 在發(fā)起select系統(tǒng)調(diào)用以及返回時，用戶線程各發(fā)生了一次用戶態(tài)到內(nèi)核態(tài)以及內(nèi)核態(tài)到用戶態(tài)的上下文切換開銷。發(fā)生2次上下文切換

• 在發(fā)起select系統(tǒng)調(diào)用以及返回時，用戶線程在內(nèi)核態(tài)需要將文件描述符集合從用戶空間拷貝到內(nèi)核空間。以及在內(nèi)核修改完文件描述符集合后，又要將它從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間。發(fā)生2次文件描述符集合的拷貝

• 雖然由原來在用戶空間發(fā)起輪詢優(yōu)化成了在內(nèi)核空間發(fā)起輪詢但select不會告訴用戶線程到底是哪些Socket上發(fā)生了IO就緒事件，只是對IO就緒的Socket作了標(biāo)記，用戶線程依然要遍歷文件描述符集合去查找具體IO就緒的Socket。時間復(fù)雜度依然為O(n)。

大部分情況下，網(wǎng)絡(luò)連接并不總是活躍的，如果select監(jiān)聽了大量的客戶端連接，只有少數(shù)的連接活躍，然而使用輪詢的這種方式會隨著連接數(shù)的增大，效率會越來越低。

• 內(nèi)核會對原始的文件描述符集合進(jìn)行修改。導(dǎo)致每次在用戶空間重新發(fā)起select調(diào)用時，都需要對文件描述符集合進(jìn)行重置。

• BitMap結(jié)構(gòu)的文件描述符集合，長度為固定的1024,所以只能監(jiān)聽0~1023的文件描述符。

• select系統(tǒng)調(diào)用 不是線程安全的。

以上select的不足所產(chǎn)生的性能開銷都會隨著并發(fā)量的增大而線性增長。

很明顯select也不能解決C10K問題，只適用于1000個左右的并發(fā)連接場景。

poll

poll相當(dāng)于是改進(jìn)版的select，但是工作原理基本和select沒有本質(zhì)的區(qū)別。

intpoll(structpollfd*fds,unsignedintnfds,inttimeout)

structpollfd{
intfd;/*文件描述符*/
shortevents;/*需要監(jiān)聽的事件*/
shortrevents;/*實(shí)際發(fā)生的事件由內(nèi)核修改設(shè)置*/
};

select中使用的文件描述符集合是采用的固定長度為1024的BitMap結(jié)構(gòu)的fd_set，而poll換成了一個pollfd結(jié)構(gòu)沒有固定長度的數(shù)組，這樣就沒有了最大描述符數(shù)量的限制（當(dāng)然還會受到系統(tǒng)文件描述符限制）

poll只是改進(jìn)了select只能監(jiān)聽1024個文件描述符的數(shù)量限制，但是并沒有在性能方面做出改進(jìn)。和select上本質(zhì)并沒有多大差別。

• 同樣需要在內(nèi)核空間和用戶空間中對文件描述符集合進(jìn)行輪詢，查找出IO就緒的Socket的時間復(fù)雜度依然為O(n)。

• 同樣需要將包含大量文件描述符的集合整體在用戶空間和內(nèi)核空間之間來回復(fù)制，無論這些文件描述符是否就緒。他們的開銷都會隨著文件描述符數(shù)量的增加而線性增大。

• select，poll在每次新增，刪除需要監(jiān)聽的socket時，都需要將整個新的socket集合全量傳至內(nèi)核。

poll同樣不適用高并發(fā)的場景。依然無法解決C10K問題。

epoll

通過上邊對select,poll核心原理的介紹，我們看到select,poll的性能瓶頸主要體現(xiàn)在下面三個地方：

• 因?yàn)閮?nèi)核不會保存我們要監(jiān)聽的socket集合，所以在每次調(diào)用select,poll的時候都需要傳入，傳出全量的socket文件描述符集合。這導(dǎo)致了大量的文件描述符在用戶空間和內(nèi)核空間頻繁的來回復(fù)制。

• 由于內(nèi)核不會通知具體IO就緒的socket，只是在這些IO就緒的socket上打好標(biāo)記，所以當(dāng)select系統(tǒng)調(diào)用返回時，在用戶空間還是需要完整遍歷一遍socket文件描述符集合來獲取具體IO就緒的socket。

• 在內(nèi)核空間中也是通過遍歷的方式來得到IO就緒的socket。

下面我們來看下epoll是如何解決這些問題的。在介紹epoll的核心原理之前，我們需要介紹下理解epoll工作過程所需要的一些核心基礎(chǔ)知識。

Socket的創(chuàng)建

服務(wù)端線程調(diào)用accept系統(tǒng)調(diào)用后開始阻塞，當(dāng)有客戶端連接上來并完成TCP三次握手后，內(nèi)核會創(chuàng)建一個對應(yīng)的Socket作為服務(wù)端與客戶端通信的內(nèi)核接口。

在Linux內(nèi)核的角度看來，一切皆是文件，Socket也不例外，當(dāng)內(nèi)核創(chuàng)建出Socket之后，會將這個Socket放到當(dāng)前進(jìn)程所打開的文件列表中管理起來。

下面我們來看下進(jìn)程管理這些打開的文件列表相關(guān)的內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)是什么樣的？在了解完這些數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)后，我們會更加清晰的理解Socket在內(nèi)核中所發(fā)揮的作用。并且對后面我們理解epoll的創(chuàng)建過程有很大的幫助。

進(jìn)程中管理文件列表結(jié)構(gòu)

進(jìn)程中管理文件列表結(jié)構(gòu).png

struct tast_struct是內(nèi)核中用來表示進(jìn)程的一個數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，它包含了進(jìn)程的所有信息。本小節(jié)我們只列出和文件管理相關(guān)的屬性。

其中進(jìn)程內(nèi)打開的所有文件是通過一個數(shù)組fd_array來進(jìn)行組織管理，數(shù)組的下標(biāo)即為我們常提到的文件描述符，數(shù)組中存放的是對應(yīng)的文件數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct file。每打開一個文件，內(nèi)核都會創(chuàng)建一個struct file與之對應(yīng)，并在fd_array中找到一個空閑位置分配給它，數(shù)組中對應(yīng)的下標(biāo)，就是我們在用戶空間用到的文件描述符。

對于任何一個進(jìn)程，默認(rèn)情況下，文件描述符 0表示 stdin 標(biāo)準(zhǔn)輸入，文件描述符 1表示stdout 標(biāo)準(zhǔn)輸出，文件描述符2表示stderr 標(biāo)準(zhǔn)錯誤輸出。

進(jìn)程中打開的文件列表fd_array定義在內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct files_struct中，在struct fdtable結(jié)構(gòu)中有一個指針struct fd **fd指向fd_array。

由于本小節(jié)討論的是內(nèi)核網(wǎng)絡(luò)系統(tǒng)部分的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)，所以這里拿Socket文件類型來舉例說明：

用于封裝文件元信息的內(nèi)核數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct file中的private_data指針指向具體的Socket結(jié)構(gòu)。

struct file中的file_operations屬性定義了文件的操作函數(shù)，不同的文件類型，對應(yīng)的file_operations是不同的，針對Socket文件類型，這里的file_operations指向socket_file_ops。

我們在用戶空間對Socket發(fā)起的讀寫等系統(tǒng)調(diào)用，進(jìn)入內(nèi)核首先會調(diào)用的是Socket對應(yīng)的struct file中指向的socket_file_ops。比如：對Socket發(fā)起write寫操作，在內(nèi)核中首先被調(diào)用的就是socket_file_ops中定義的sock_write_iter。Socket發(fā)起read讀操作內(nèi)核中對應(yīng)的則是sock_read_iter。

staticconststructfile_operationssocket_file_ops={
.owner=THIS_MODULE,
.llseek=no_llseek,
.read_iter=sock_read_iter,
.write_iter=sock_write_iter,
.poll=sock_poll,
.unlocked_ioctl=sock_ioctl,
.mmap=sock_mmap,
.release=sock_close,
.fasync=sock_fasync,
.sendpage=sock_sendpage,
.splice_write=generic_splice_sendpage,
.splice_read=sock_splice_read,
};

Socket內(nèi)核結(jié)構(gòu)

Socket內(nèi)核結(jié)構(gòu).png

在我們進(jìn)行網(wǎng)絡(luò)程序的編寫時會首先創(chuàng)建一個Socket，然后基于這個Socket進(jìn)行bind，listen，我們先將這個Socket稱作為監(jiān)聽Socket。

1. 當(dāng)我們調(diào)用accept后，內(nèi)核會基于監(jiān)聽Socket創(chuàng)建出來一個新的Socket專門用于與客戶端之間的網(wǎng)絡(luò)通信。并將監(jiān)聽Socket中的Socket操作函數(shù)集合（inet_stream_ops）ops賦值到新的Socket的ops屬性中。

conststructproto_opsinet_stream_ops={
.bind=inet_bind,
.connect=inet_stream_connect,
.accept=inet_accept,
.poll=tcp_poll,
.listen=inet_listen,
.sendmsg=inet_sendmsg,
.recvmsg=inet_recvmsg,
......
}

這里需要注意的是，監(jiān)聽的 socket和真正用來網(wǎng)絡(luò)通信的 Socket，是兩個 Socket，一個叫作監(jiān)聽 Socket，一個叫作已連接的Socket。

2. 接著內(nèi)核會為已連接的Socket創(chuàng)建struct file并初始化，并把Socket文件操作函數(shù)集合（socket_file_ops）賦值給struct file中的f_ops指針。然后將struct socket中的file指針指向這個新分配申請的struct file結(jié)構(gòu)體。

內(nèi)核會維護(hù)兩個隊(duì)列：

• 一個是已經(jīng)完成TCP三次握手，連接狀態(tài)處于established的連接隊(duì)列。內(nèi)核中為icsk_accept_queue。
• 一個是還沒有完成TCP三次握手，連接狀態(tài)處于syn_rcvd的半連接隊(duì)列。

3. 然后調(diào)用socket->ops->accept，從Socket內(nèi)核結(jié)構(gòu)圖中我們可以看到其實(shí)調(diào)用的是inet_accept，該函數(shù)會在icsk_accept_queue中查找是否有已經(jīng)建立好的連接，如果有的話，直接從icsk_accept_queue中獲取已經(jīng)創(chuàng)建好的struct sock。并將這個struct sock對象賦值給struct socket中的sock指針。

struct sock在struct socket中是一個非常核心的內(nèi)核對象，正是在這里定義了我們在介紹網(wǎng)絡(luò)包的接收發(fā)送流程中提到的接收隊(duì)列，發(fā)送隊(duì)列，等待隊(duì)列，數(shù)據(jù)就緒回調(diào)函數(shù)指針，內(nèi)核協(xié)議棧操作函數(shù)集合

• 根據(jù)創(chuàng)建Socket時發(fā)起的系統(tǒng)調(diào)用sock_create中的protocol參數(shù)(對于TCP協(xié)議這里的參數(shù)值為SOCK_STREAM)查找到對于 tcp 定義的操作方法實(shí)現(xiàn)集合 inet_stream_ops 和tcp_prot。并把它們分別設(shè)置到socket->ops和sock->sk_prot上。

這里可以回看下本小節(jié)開頭的《Socket內(nèi)核結(jié)構(gòu)圖》捋一下他們之間的關(guān)系。

socket相關(guān)的操作接口定義在inet_stream_ops函數(shù)集合中，負(fù)責(zé)對上給用戶提供接口。而socket與內(nèi)核協(xié)議棧之間的操作接口定義在struct sock中的sk_prot指針上，這里指向tcp_prot協(xié)議操作函數(shù)集合。

structprototcp_prot={
.name="TCP",
.owner=THIS_MODULE,
.close=tcp_close,
.connect=tcp_v4_connect,
.disconnect=tcp_disconnect,
.accept=inet_csk_accept,
.keepalive=tcp_set_keepalive,
.recvmsg=tcp_recvmsg,
.sendmsg=tcp_sendmsg,
.backlog_rcv=tcp_v4_do_rcv,
......
}

之前提到的對Socket發(fā)起的系統(tǒng)IO調(diào)用，在內(nèi)核中首先會調(diào)用Socket的文件結(jié)構(gòu)struct file中的file_operations文件操作集合，然后調(diào)用struct socket中的ops指向的inet_stream_opssocket操作函數(shù)，最終調(diào)用到struct sock中sk_prot指針指向的tcp_prot內(nèi)核協(xié)議棧操作函數(shù)接口集合。

系統(tǒng)IO調(diào)用結(jié)構(gòu).png

• 將struct sock 對象中的sk_data_ready 函數(shù)指針設(shè)置為 sock_def_readable，在Socket數(shù)據(jù)就緒的時候內(nèi)核會回調(diào)該函數(shù)。

• struct sock中的等待隊(duì)列中存放的是系統(tǒng)IO調(diào)用發(fā)生阻塞的進(jìn)程fd，以及相應(yīng)的回調(diào)函數(shù)。記住這個地方，后邊介紹epoll的時候我們還會提到！

4. 當(dāng)struct file，struct socket，struct sock這些核心的內(nèi)核對象創(chuàng)建好之后，最后就是把socket對象對應(yīng)的struct file放到進(jìn)程打開的文件列表fd_array中。隨后系統(tǒng)調(diào)用accept返回socket的文件描述符fd給用戶程序。

阻塞IO中用戶進(jìn)程阻塞以及喚醒原理

在前邊小節(jié)我們介紹阻塞IO的時候提到，當(dāng)用戶進(jìn)程發(fā)起系統(tǒng)IO調(diào)用時，這里我們拿read舉例，用戶進(jìn)程會在內(nèi)核態(tài)查看對應(yīng)Socket接收緩沖區(qū)是否有數(shù)據(jù)到來。

• Socket接收緩沖區(qū)有數(shù)據(jù)，則拷貝數(shù)據(jù)到用戶空間，系統(tǒng)調(diào)用返回。
• Socket接收緩沖區(qū)沒有數(shù)據(jù)，則用戶進(jìn)程讓出CPU進(jìn)入阻塞狀態(tài)，當(dāng)數(shù)據(jù)到達(dá)接收緩沖區(qū)時，用戶進(jìn)程會被喚醒，從阻塞狀態(tài)進(jìn)入就緒狀態(tài)，等待CPU調(diào)度。

本小節(jié)我們就來看下用戶進(jìn)程是如何阻塞在Socket上，又是如何在Socket上被喚醒的。理解這個過程很重要，對我們理解epoll的事件通知過程很有幫助

• 首先我們在用戶進(jìn)程中對Socket進(jìn)行read系統(tǒng)調(diào)用時，用戶進(jìn)程會從用戶態(tài)轉(zhuǎn)為內(nèi)核態(tài)。
• 在進(jìn)程的struct task_struct結(jié)構(gòu)找到fd_array，并根據(jù)Socket的文件描述符fd找到對應(yīng)的struct file，調(diào)用struct file中的文件操作函數(shù)結(jié)合file_operations，read系統(tǒng)調(diào)用對應(yīng)的是sock_read_iter。
• 在sock_read_iter函數(shù)中找到struct file指向的struct socket，并調(diào)用socket->ops->recvmsg，這里我們知道調(diào)用的是inet_stream_ops集合中定義的inet_recvmsg。
• 在inet_recvmsg中會找到struct sock，并調(diào)用sock->skprot->recvmsg,這里調(diào)用的是tcp_prot集合中定義的tcp_recvmsg函數(shù)。

整個調(diào)用過程可以參考上邊的《系統(tǒng)IO調(diào)用結(jié)構(gòu)圖》

熟悉了內(nèi)核函數(shù)調(diào)用棧后，我們來看下系統(tǒng)IO調(diào)用在tcp_recvmsg內(nèi)核函數(shù)中是如何將用戶進(jìn)程給阻塞掉的

系統(tǒng)IO調(diào)用阻塞原理.png

inttcp_recvmsg(structkiocb*iocb,structsock*sk,structmsghdr*msg,
size_tlen,intnonblock,intflags,int*addr_len)
{
.................省略非核心代碼...............
//訪問sock對象中定義的接收隊(duì)列
skb_queue_walk(&sk->sk_receive_queue,skb){

.................省略非核心代碼...............

//沒有收到足夠數(shù)據(jù)，調(diào)用sk_wait_data阻塞當(dāng)前進(jìn)程
sk_wait_data(sk,&timeo);
}

intsk_wait_data(structsock*sk,long*timeo)
{
//創(chuàng)建structsock中等待隊(duì)列上的元素wait_queue_t
//將進(jìn)程描述符和回調(diào)函數(shù)autoremove_wake_function關(guān)聯(lián)到wait_queue_t中
DEFINE_WAIT(wait);

//調(diào)用sk_sleep獲取sock對象下的等待隊(duì)列的頭指針wait_queue_head_t
//調(diào)用prepare_to_wait將新創(chuàng)建的等待項(xiàng)wait_queue_t插入到等待隊(duì)列中，并將進(jìn)程狀態(tài)設(shè)置為可打斷INTERRUPTIBLE
prepare_to_wait(sk_sleep(sk),&wait,TASK_INTERRUPTIBLE);
set_bit(SOCK_ASYNC_WAITDATA,&sk->sk_socket->flags);

//通過調(diào)用schedule_timeout讓出CPU，然后進(jìn)行睡眠，導(dǎo)致一次上下文切換
rc=sk_wait_event(sk,timeo,!skb_queue_empty(&sk->sk_receive_queue));
...

• 首先會在DEFINE_WAIT中創(chuàng)建struct sock中等待隊(duì)列上的等待類型wait_queue_t。

#defineDEFINE_WAIT(name)DEFINE_WAIT_FUNC(name,autoremove_wake_function)

#defineDEFINE_WAIT_FUNC(name,function)
wait_queue_tname={
.private=current,
.func=function,
.task_list=LIST_HEAD_INIT((name).task_list),
}

等待類型wait_queue_t中的private用來關(guān)聯(lián)阻塞在當(dāng)前socket上的用戶進(jìn)程fd。func用來關(guān)聯(lián)等待項(xiàng)上注冊的回調(diào)函數(shù)。這里注冊的是autoremove_wake_function。

• 調(diào)用sk_sleep(sk)獲取struct sock對象中的等待隊(duì)列頭指針wait_queue_head_t。

• 調(diào)用prepare_to_wait將新創(chuàng)建的等待項(xiàng)wait_queue_t插入到等待隊(duì)列中，并將進(jìn)程設(shè)置為可打斷 INTERRUPTIBL。

• 調(diào)用sk_wait_event讓出CPU，進(jìn)程進(jìn)入睡眠狀態(tài)。

用戶進(jìn)程的阻塞過程我們就介紹完了，關(guān)鍵是要理解記住struct sock中定義的等待隊(duì)列上的等待類型wait_queue_t的結(jié)構(gòu)。后面epoll的介紹中我們還會用到它。

下面我們接著介紹當(dāng)數(shù)據(jù)就緒后，用戶進(jìn)程是如何被喚醒的

在本文開始介紹《網(wǎng)絡(luò)包接收過程》這一小節(jié)中我們提到：

• 當(dāng)網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包到達(dá)網(wǎng)卡時，網(wǎng)卡通過DMA的方式將數(shù)據(jù)放到RingBuffer中。
• 然后向CPU發(fā)起硬中斷，在硬中斷響應(yīng)程序中創(chuàng)建sk_buffer，并將網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)拷貝至sk_buffer中。
• 隨后發(fā)起軟中斷，內(nèi)核線程ksoftirqd響應(yīng)軟中斷，調(diào)用poll函數(shù)將sk_buffer送往內(nèi)核協(xié)議棧做層層協(xié)議處理。
• 在傳輸層tcp_rcv 函數(shù)中，去掉TCP頭，根據(jù)四元組（源IP，源端口，目的IP，目的端口）查找對應(yīng)的Socket。
• 最后將sk_buffer放到Socket中的接收隊(duì)列里。

上邊這些過程是內(nèi)核接收網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)的完整過程，下邊我們來看下，當(dāng)數(shù)據(jù)包接收完畢后，用戶進(jìn)程是如何被喚醒的。

系統(tǒng)IO調(diào)用喚醒原理.png

• 當(dāng)軟中斷將sk_buffer放到Socket的接收隊(duì)列上時，接著就會調(diào)用數(shù)據(jù)就緒函數(shù)回調(diào)指針sk_data_ready，前邊我們提到，這個函數(shù)指針在初始化的時候指向了sock_def_readable函數(shù)。

• 在sock_def_readable函數(shù)中會去獲取socket->sock->sk_wq等待隊(duì)列。在wake_up_common函數(shù)中從等待隊(duì)列sk_wq中找出一個等待項(xiàng)wait_queue_t，回調(diào)注冊在該等待項(xiàng)上的func回調(diào)函數(shù)（wait_queue_t->func）,創(chuàng)建等待項(xiàng)wait_queue_t是我們提到，這里注冊的回調(diào)函數(shù)是autoremove_wake_function。

即使是有多個進(jìn)程都阻塞在同一個 socket 上，也只喚醒 1 個進(jìn)程。其作用是為了避免驚群。

• 在autoremove_wake_function函數(shù)中，根據(jù)等待項(xiàng)wait_queue_t上的private關(guān)聯(lián)的阻塞進(jìn)程fd調(diào)用try_to_wake_up喚醒阻塞在該Socket上的進(jìn)程。

記住wait_queue_t中的func函數(shù)指針，在epoll中這里會注冊epoll的回調(diào)函數(shù)。

現(xiàn)在理解epoll所需要的基礎(chǔ)知識我們就介紹完了，嘮叨了這么多，下面終于正式進(jìn)入本小節(jié)的主題epoll了。

epoll_create創(chuàng)建epoll對象

epoll_create是內(nèi)核提供給我們創(chuàng)建epoll對象的一個系統(tǒng)調(diào)用，當(dāng)我們在用戶進(jìn)程中調(diào)用epoll_create時，內(nèi)核會為我們創(chuàng)建一個struct eventpoll對象，并且也有相應(yīng)的struct file與之關(guān)聯(lián)，同樣需要把這個struct eventpoll對象所關(guān)聯(lián)的struct file放入進(jìn)程打開的文件列表fd_array中管理。

熟悉了Socket的創(chuàng)建邏輯，epoll的創(chuàng)建邏輯也就不難理解了。

struct eventpoll對象關(guān)聯(lián)的struct file中的file_operations 指針指向的是eventpoll_fops操作函數(shù)集合。

staticconststructfile_operationseventpoll_fops={
.release=ep_eventpoll_release;
.poll=ep_eventpoll_poll,
}

eopll在進(jìn)程中的整體結(jié)構(gòu).png

structeventpoll{

//等待隊(duì)列，阻塞在epoll上的進(jìn)程會放在這里
wait_queue_head_twq;

//就緒隊(duì)列，IO就緒的socket連接會放在這里
structlist_headrdllist;

//紅黑樹用來管理所有監(jiān)聽的socket連接
structrb_rootrbr;

......
}

• wait_queue_head_t wq：epoll中的等待隊(duì)列，隊(duì)列里存放的是阻塞在epoll上的用戶進(jìn)程。在IO就緒的時候epoll可以通過這個隊(duì)列找到這些阻塞的進(jìn)程并喚醒它們，從而執(zhí)行IO調(diào)用讀寫Socket上的數(shù)據(jù)。

這里注意與Socket中的等待隊(duì)列區(qū)分！！！

• struct list_head rdllist：epoll中的就緒隊(duì)列，隊(duì)列里存放的是都是IO就緒的Socket，被喚醒的用戶進(jìn)程可以直接讀取這個隊(duì)列獲取IO活躍的Socket。無需再次遍歷整個Socket集合。

這里正是epoll比select ，poll高效之處，select ，poll返回的是全部的socket連接，我們需要在用戶空間再次遍歷找出真正IO活躍的Socket連接。而epoll只是返回IO活躍的Socket連接。用戶進(jìn)程可以直接進(jìn)行IO操作。

• struct rb_root rbr : 由于紅黑樹在查找，插入，刪除等綜合性能方面是最優(yōu)的，所以epoll內(nèi)部使用一顆紅黑樹來管理海量的Socket連接。

select用數(shù)組管理連接，poll用鏈表管理連接。

epoll_ctl向epoll對象中添加監(jiān)聽的Socket

當(dāng)我們調(diào)用epoll_create在內(nèi)核中創(chuàng)建出epoll對象struct eventpoll后，我們就可以利用epoll_ctl向epoll中添加我們需要管理的Socket連接了。

1. 首先要在epoll內(nèi)核中創(chuàng)建一個表示Socket連接的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct epitem，而在epoll中為了綜合性能的考慮，采用一顆紅黑樹來管理這些海量socket連接。所以struct epitem是一個紅黑樹節(jié)點(diǎn)。

struct epitem.png

structepitem
{
//指向所屬epoll對象
structeventpoll*ep;
//注冊的感興趣的事件,也就是用戶空間的epoll_event
structepoll_eventevent;
//指向epoll對象中的就緒隊(duì)列
structlist_headrdllink;
//指向epoll中對應(yīng)的紅黑樹節(jié)點(diǎn)
structrb_noderbn;
//指向epitem所表示的socket->file結(jié)構(gòu)以及對應(yīng)的fd
structepoll_filefdffd;
}

這里重點(diǎn)記住struct epitem結(jié)構(gòu)中的rdllink以及epoll_filefd成員，后面我們會用到。

2. 在內(nèi)核中創(chuàng)建完表示Socket連接的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct epitem后，我們就需要在Socket中的等待隊(duì)列上創(chuàng)建等待項(xiàng)wait_queue_t并且注冊epoll的回調(diào)函數(shù)ep_poll_callback。

通過《阻塞IO中用戶進(jìn)程阻塞以及喚醒原理》小節(jié)的鋪墊，我想大家已經(jīng)猜到這一步的意義所在了吧！當(dāng)時在等待項(xiàng)wait_queue_t中注冊的是autoremove_wake_function回調(diào)函數(shù)。還記得嗎？

epoll的回調(diào)函數(shù)ep_poll_callback正是epoll同步IO事件通知機(jī)制的核心所在，也是區(qū)別于select，poll采用內(nèi)核輪詢方式的根本性能差異所在。

epitem創(chuàng)建等待項(xiàng).png

這里又出現(xiàn)了一個新的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct eppoll_entry，那它的作用是干什么的呢？大家可以結(jié)合上圖先猜測下它的作用!

我們知道socket->sock->sk_wq等待隊(duì)列中的類型是wait_queue_t，我們需要在struct epitem所表示的socket的等待隊(duì)列上注冊epoll回調(diào)函數(shù)ep_poll_callback。

這樣當(dāng)數(shù)據(jù)到達(dá)socket中的接收隊(duì)列時，內(nèi)核會回調(diào)sk_data_ready，在阻塞IO中用戶進(jìn)程阻塞以及喚醒原理這一小節(jié)中，我們知道這個sk_data_ready函數(shù)指針會指向sk_def_readable函數(shù)，在sk_def_readable中會回調(diào)注冊在等待隊(duì)列里的等待項(xiàng)wait_queue_t -> func回調(diào)函數(shù)ep_poll_callback。在ep_poll_callback中需要找到epitem，將IO就緒的epitem放入epoll中的就緒隊(duì)列中。

而socket等待隊(duì)列中類型是wait_queue_t無法關(guān)聯(lián)到epitem。所以就出現(xiàn)了struct eppoll_entry結(jié)構(gòu)體，它的作用就是關(guān)聯(lián)Socket等待隊(duì)列中的等待項(xiàng)wait_queue_t和epitem。

structeppoll_entry{
//指向關(guān)聯(lián)的epitem
structepitem*base;

//關(guān)聯(lián)監(jiān)聽socket中等待隊(duì)列中的等待項(xiàng)(private=nullfunc=ep_poll_callback)
wait_queue_twait;

//監(jiān)聽socket中等待隊(duì)列頭指針
wait_queue_head_t*whead;
.........
};

這樣在ep_poll_callback回調(diào)函數(shù)中就可以根據(jù)Socket等待隊(duì)列中的等待項(xiàng)wait，通過container_of宏找到eppoll_entry，繼而找到epitem了。

container_of在Linux內(nèi)核中是一個常用的宏，用于從包含在某個結(jié)構(gòu)中的指針獲得結(jié)構(gòu)本身的指針，通俗地講就是通過結(jié)構(gòu)體變量中某個成員的首地址進(jìn)而獲得整個結(jié)構(gòu)體變量的首地址。

這里需要注意下這次等待項(xiàng)wait_queue_t中的private設(shè)置的是null，因?yàn)檫@里Socket是交給epoll來管理的，阻塞在Socket上的進(jìn)程是也由epoll來喚醒。在等待項(xiàng)wait_queue_t注冊的func是ep_poll_callback而不是autoremove_wake_function，阻塞進(jìn)程并不需要autoremove_wake_function來喚醒，所以這里設(shè)置private為null

3. 當(dāng)在Socket的等待隊(duì)列中創(chuàng)建好等待項(xiàng)wait_queue_t并且注冊了epoll的回調(diào)函數(shù)ep_poll_callback，然后又通過eppoll_entry關(guān)聯(lián)了epitem后。剩下要做的就是將epitem插入到epoll中的紅黑樹struct rb_root rbr中。

這里可以看到epoll另一個優(yōu)化的地方，epoll將所有的socket連接通過內(nèi)核中的紅黑樹來集中管理。每次添加或者刪除socket連接都是增量添加刪除，而不是像select，poll那樣每次調(diào)用都是全量socket連接集合傳入內(nèi)核。避免了頻繁大量的內(nèi)存拷貝。

epoll_wait同步阻塞獲取IO就緒的Socket

1. 用戶程序調(diào)用epoll_wait后，內(nèi)核首先會查找epoll中的就緒隊(duì)列eventpoll->rdllist是否有IO就緒的epitem。epitem里封裝了socket的信息。如果就緒隊(duì)列中有就緒的epitem，就將就緒的socket信息封裝到epoll_event返回。

2. 如果eventpoll->rdllist就緒隊(duì)列中沒有IO就緒的epitem，則會創(chuàng)建等待項(xiàng)wait_queue_t，將用戶進(jìn)程的fd關(guān)聯(lián)到wait_queue_t->private上，并在等待項(xiàng)wait_queue_t->func上注冊回調(diào)函數(shù)default_wake_function。最后將等待項(xiàng)添加到epoll中的等待隊(duì)列中。用戶進(jìn)程讓出CPU，進(jìn)入阻塞狀態(tài)。

epoll_wait同步獲取數(shù)據(jù).png

這里和阻塞IO模型中的阻塞原理是一樣的，只不過在阻塞IO模型中注冊到等待項(xiàng)wait_queue_t->func上的是autoremove_wake_function，并將等待項(xiàng)添加到socket中的等待隊(duì)列中。這里注冊的是default_wake_function，將等待項(xiàng)添加到epoll中的等待隊(duì)列上。

數(shù)據(jù)到來epoll_wait流程.png

3. 前邊做了那么多的知識鋪墊，下面終于到了epoll的整個工作流程了：

epoll_wait處理過程.png

• 當(dāng)網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包在軟中斷中經(jīng)過內(nèi)核協(xié)議棧的處理到達(dá)socket的接收緩沖區(qū)時，緊接著會調(diào)用socket的數(shù)據(jù)就緒回調(diào)指針sk_data_ready，回調(diào)函數(shù)為sock_def_readable。在socket的等待隊(duì)列中找出等待項(xiàng)，其中等待項(xiàng)中注冊的回調(diào)函數(shù)為ep_poll_callback。

• 在回調(diào)函數(shù)ep_poll_callback中，根據(jù)struct eppoll_entry中的struct wait_queue_t wait通過container_of宏找到eppoll_entry對象并通過它的base指針找到封裝socket的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)struct epitem，并將它加入到epoll中的就緒隊(duì)列rdllist中。

• 隨后查看epoll中的等待隊(duì)列中是否有等待項(xiàng)，也就是說查看是否有進(jìn)程阻塞在epoll_wait上等待IO就緒的socket。如果沒有等待項(xiàng)，則軟中斷處理完成。

• 如果有等待項(xiàng)，則回到注冊在等待項(xiàng)中的回調(diào)函數(shù)default_wake_function,在回調(diào)函數(shù)中喚醒阻塞進(jìn)程，并將就緒隊(duì)列rdllist中的epitem的IO就緒socket信息封裝到struct epoll_event中返回。

• 用戶進(jìn)程拿到epoll_event獲取IO就緒的socket，發(fā)起系統(tǒng)IO調(diào)用讀取數(shù)據(jù)。

再談水平觸發(fā)和邊緣觸發(fā)

網(wǎng)上有大量的關(guān)于這兩種模式的講解，大部分講的比較模糊，感覺只是強(qiáng)行從概念上進(jìn)行描述，看完讓人難以理解。所以在這里，筆者想結(jié)合上邊epoll的工作過程，再次對這兩種模式做下自己的解讀，力求清晰的解釋出這兩種工作模式的異同。

經(jīng)過上邊對epoll工作過程的詳細(xì)解讀，我們知道，當(dāng)我們監(jiān)聽的socket上有數(shù)據(jù)到來時，軟中斷會執(zhí)行epoll的回調(diào)函數(shù)ep_poll_callback,在回調(diào)函數(shù)中會將epoll中描述socket信息的數(shù)據(jù)結(jié)構(gòu)epitem插入到epoll中的就緒隊(duì)列rdllist中。隨后用戶進(jìn)程從epoll的等待隊(duì)列中被喚醒，epoll_wait將IO就緒的socket返回給用戶進(jìn)程，隨即epoll_wait會清空rdllist。

水平觸發(fā)和邊緣觸發(fā)最關(guān)鍵的區(qū)別就在于當(dāng)socket中的接收緩沖區(qū)還有數(shù)據(jù)可讀時。epoll_wait是否會清空rdllist。

• 水平觸發(fā)：在這種模式下，用戶線程調(diào)用epoll_wait獲取到IO就緒的socket后，對Socket進(jìn)行系統(tǒng)IO調(diào)用讀取數(shù)據(jù)，假設(shè)socket中的數(shù)據(jù)只讀了一部分沒有全部讀完，這時再次調(diào)用epoll_wait，epoll_wait會檢查這些Socket中的接收緩沖區(qū)是否還有數(shù)據(jù)可讀，如果還有數(shù)據(jù)可讀，就將socket重新放回rdllist。所以當(dāng)socket上的IO沒有被處理完時，再次調(diào)用epoll_wait依然可以獲得這些socket，用戶進(jìn)程可以接著處理socket上的IO事件。

• 邊緣觸發(fā)： 在這種模式下，epoll_wait就會直接清空rdllist，不管socket上是否還有數(shù)據(jù)可讀。所以在邊緣觸發(fā)模式下，當(dāng)你沒有來得及處理socket接收緩沖區(qū)的剩下可讀數(shù)據(jù)時，再次調(diào)用epoll_wait，因?yàn)檫@時rdlist已經(jīng)被清空了，socket不會再次從epoll_wait中返回，所以用戶進(jìn)程就不會再次獲得這個socket了，也就無法在對它進(jìn)行IO處理了。除非，這個socket上有新的IO數(shù)據(jù)到達(dá)，根據(jù)epoll的工作過程，該socket會被再次放入rdllist中。

如果你在邊緣觸發(fā)模式下，處理了部分socket上的數(shù)據(jù)，那么想要處理剩下部分的數(shù)據(jù)，就只能等到這個socket上再次有網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)到達(dá)。

在Netty中實(shí)現(xiàn)的EpollSocketChannel默認(rèn)的就是邊緣觸發(fā)模式。JDK的NIO默認(rèn)是水平觸發(fā)模式。

epoll對select，poll的優(yōu)化總結(jié)

• epoll在內(nèi)核中通過紅黑樹管理海量的連接，所以在調(diào)用epoll_wait獲取IO就緒的socket時，不需要傳入監(jiān)聽的socket文件描述符。從而避免了海量的文件描述符集合在用戶空間和內(nèi)核空間中來回復(fù)制。

select，poll每次調(diào)用時都需要傳遞全量的文件描述符集合，導(dǎo)致大量頻繁的拷貝操作。

• epoll僅會通知IO就緒的socket。避免了在用戶空間遍歷的開銷。

select，poll只會在IO就緒的socket上打好標(biāo)記，依然是全量返回，所以在用戶空間還需要用戶程序在一次遍歷全量集合找出具體IO就緒的socket。

• epoll通過在socket的等待隊(duì)列上注冊回調(diào)函數(shù)ep_poll_callback通知用戶程序IO就緒的socket。避免了在內(nèi)核中輪詢的開銷。

大部分情況下socket上并不總是IO活躍的，在面對海量連接的情況下，select，poll采用內(nèi)核輪詢的方式獲取IO活躍的socket，無疑是性能低下的核心原因。

根據(jù)以上epoll的性能優(yōu)勢，它是目前為止各大主流網(wǎng)絡(luò)框架，以及反向代理中間件使用到的網(wǎng)絡(luò)IO模型。

利用epoll多路復(fù)用IO模型可以輕松的解決C10K問題。

C100k的解決方案也還是基于C10K的方案，通過epoll 配合線程池，再加上 CPU、內(nèi)存和網(wǎng)絡(luò)接口的性能和容量提升。大部分情況下，C100K很自然就可以達(dá)到。

甚至C1000K的解決方法，本質(zhì)上還是構(gòu)建在 epoll 的多路復(fù)用 I/O 模型上。只不過，除了 I/O 模型之外，還需要從應(yīng)用程序到 Linux 內(nèi)核、再到 CPU、內(nèi)存和網(wǎng)絡(luò)等各個層次的深度優(yōu)化，特別是需要借助硬件，來卸載那些原來通過軟件處理的大量功能（去掉大量的中斷響應(yīng)開銷，以及內(nèi)核協(xié)議棧處理的開銷）。

信號驅(qū)動IO

信號驅(qū)動IO.png

大家對這個裝備肯定不會陌生，當(dāng)我們?nèi)ヒ恍┟朗吵浅燥埖臅r候，點(diǎn)完餐付了錢，老板會給我們一個信號器。然后我們帶著這個信號器可以去找餐桌，或者干些其他的事情。當(dāng)信號器亮了的時候，這時代表飯餐已經(jīng)做好，我們可以去窗口取餐了。

這個典型的生活場景和我們要介紹的信號驅(qū)動IO模型就很像。

在信號驅(qū)動IO模型下，用戶進(jìn)程操作通過系統(tǒng)調(diào)用 sigaction 函數(shù)發(fā)起一個 IO 請求，在對應(yīng)的socket注冊一個信號回調(diào)，此時不阻塞用戶進(jìn)程，進(jìn)程會繼續(xù)工作。當(dāng)內(nèi)核數(shù)據(jù)就緒時，內(nèi)核就為該進(jìn)程生成一個 SIGIO 信號，通過信號回調(diào)通知進(jìn)程進(jìn)行相關(guān) IO 操作。

這里需要注意的是：信號驅(qū)動式 IO 模型依然是同步IO，因?yàn)樗m然可以在等待數(shù)據(jù)的時候不被阻塞，也不會頻繁的輪詢，但是當(dāng)數(shù)據(jù)就緒，內(nèi)核信號通知后，用戶進(jìn)程依然要自己去讀取數(shù)據(jù)，在數(shù)據(jù)拷貝階段發(fā)生阻塞。

信號驅(qū)動 IO模型 相比于前三種 IO 模型，實(shí)現(xiàn)了在等待數(shù)據(jù)就緒時，進(jìn)程不被阻塞，主循環(huán)可以繼續(xù)工作，所以理論上性能更佳。

但是實(shí)際上，使用TCP協(xié)議通信時，信號驅(qū)動IO模型幾乎不會被采用。原因如下：

• 信號IO 在大量 IO 操作時可能會因?yàn)樾盘栮?duì)列溢出導(dǎo)致沒法通知
• SIGIO 信號是一種 Unix 信號，信號沒有附加信息，如果一個信號源有多種產(chǎn)生信號的原因，信號接收者就無法確定究竟發(fā)生了什么。而 TCP socket 生產(chǎn)的信號事件有七種之多，這樣應(yīng)用程序收到 SIGIO，根本無從區(qū)分處理。

但信號驅(qū)動IO模型可以用在 UDP通信上，因?yàn)閁DP 只有一個數(shù)據(jù)請求事件，這也就意味著在正常情況下 UDP 進(jìn)程只要捕獲 SIGIO 信號，就調(diào)用 read 系統(tǒng)調(diào)用讀取到達(dá)的數(shù)據(jù)。如果出現(xiàn)異常，就返回一個異常錯誤。

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這里插句題外話，大家覺不覺得阻塞IO模型在生活中的例子就像是我們在食堂排隊(duì)打飯。你自己需要排隊(duì)去打飯同時打飯師傅在配菜的過程中你需要等待。

阻塞IO.png

IO多路復(fù)用模型就像是我們在飯店門口排隊(duì)等待叫號。叫號器就好比select,poll,epoll可以統(tǒng)一管理全部顧客的吃飯就緒事件，客戶好比是socket連接，誰可以去吃飯了，叫號器就通知誰。

IO多路復(fù)用.png

##異步IO（AIO）

以上介紹的四種IO模型均為同步IO，它們都會阻塞在第二階段數(shù)據(jù)拷貝階段。

通過在前邊小節(jié)《同步與異步》中的介紹，相信大家很容易就會理解異步IO模型，在異步IO模型下，IO操作在數(shù)據(jù)準(zhǔn)備階段和數(shù)據(jù)拷貝階段均是由內(nèi)核來完成，不會對應(yīng)用程序造成任何阻塞。應(yīng)用進(jìn)程只需要在指定的數(shù)組中引用數(shù)據(jù)即可。

異步 IO 與信號驅(qū)動 IO 的主要區(qū)別在于：信號驅(qū)動 IO 由內(nèi)核通知何時可以開始一個 IO 操作，而異步 IO由內(nèi)核通知 IO 操作何時已經(jīng)完成。

舉個生活中的例子：異步IO模型就像我們?nèi)ヒ粋€高檔飯店里的包間吃飯，我們只需要坐在包間里面，點(diǎn)完餐（類比異步IO調(diào)用）之后，我們就什么也不需要管，該喝酒喝酒，該聊天聊天，飯餐做好后服務(wù)員（類比內(nèi)核）會自己給我們送到包間（類比用戶空間）來。整個過程沒有任何阻塞。

異步IO.png

異步IO的系統(tǒng)調(diào)用需要操作系統(tǒng)內(nèi)核來支持，目前只有Window中的IOCP實(shí)現(xiàn)了非常成熟的異步IO機(jī)制。

而Linux系統(tǒng)對異步IO機(jī)制實(shí)現(xiàn)的不夠成熟，且與NIO的性能相比提升也不明顯。

但Linux kernel 在5.1版本由Facebook的大神Jens Axboe引入了新的異步IO庫io_uring 改善了原來Linux native AIO的一些性能問題。性能相比Epoll以及之前原生的AIO提高了不少，值得關(guān)注。

再加上信號驅(qū)動IO模型不適用TCP協(xié)議，所以目前大部分采用的還是IO多路復(fù)用模型。

IO線程模型

在前邊內(nèi)容的介紹中，我們詳述了網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包的接收和發(fā)送過程，并通過介紹5種IO模型了解了內(nèi)核是如何讀取網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)并通知給用戶線程的。

前邊的內(nèi)容都是以內(nèi)核空間的視角來剖析網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)的收發(fā)模型，本小節(jié)我們站在用戶空間的視角來看下如果對網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)進(jìn)行收發(fā)。

相對內(nèi)核來講，用戶空間的IO線程模型相對就簡單一些。這些用戶空間的IO線程模型都是在討論當(dāng)多線程一起配合工作時誰負(fù)責(zé)接收連接，誰負(fù)責(zé)響應(yīng)IO 讀寫、誰負(fù)責(zé)計(jì)算、誰負(fù)責(zé)發(fā)送和接收，僅僅是用戶IO線程的不同分工模式罷了。

Reactor

Reactor是利用NIO對IO線程進(jìn)行不同的分工：

• 使用前邊我們提到的IO多路復(fù)用模型比如select,poll,epoll,kqueue,進(jìn)行IO事件的注冊和監(jiān)聽。
• 將監(jiān)聽到就緒的IO事件分發(fā)dispatch到各個具體的處理Handler中進(jìn)行相應(yīng)的IO事件處理。

通過IO多路復(fù)用技術(shù)就可以不斷的監(jiān)聽IO事件，不斷的分發(fā)dispatch，就像一個反應(yīng)堆一樣，看起來像不斷的產(chǎn)生IO事件，因此我們稱這種模式為Reactor模型。

下面我們來看下Reactor模型的三種分類：

單Reactor單線程

單Reactor單線程

Reactor模型是依賴IO多路復(fù)用技術(shù)實(shí)現(xiàn)監(jiān)聽IO事件，從而源源不斷的產(chǎn)生IO就緒事件，在Linux系統(tǒng)下我們使用epoll來進(jìn)行IO多路復(fù)用，我們以Linux系統(tǒng)為例：

• 單Reactor意味著只有一個epoll對象，用來監(jiān)聽所有的事件，比如連接事件，讀寫事件。
• 單線程意味著只有一個線程來執(zhí)行epoll_wait獲取IO就緒的Socket，然后對這些就緒的Socket執(zhí)行讀寫，以及后邊的業(yè)務(wù)處理也依然是這個線程。

單Reactor單線程模型就好比我們開了一個很小很小的小飯館，作為老板的我們需要一個人干所有的事情，包括：迎接顧客（accept事件），為顧客介紹菜單等待顧客點(diǎn)菜(IO請求)，做菜（業(yè)務(wù)處理），上菜（IO響應(yīng)），送客（斷開連接）。

單Reactor多線程

隨著客人的增多（并發(fā)請求），顯然飯館里的事情只有我們一個人干（單線程）肯定是忙不過來的，這時候我們就需要多招聘一些員工（多線程）來幫著一起干上述的事情。

于是就有了單Reactor多線程模型：

單Reactor多線程

• 這種模式下，也是只有一個epoll對象來監(jiān)聽所有的IO事件，一個線程來調(diào)用epoll_wait獲取IO就緒的Socket。
• 但是當(dāng)IO就緒事件產(chǎn)生時，這些IO事件對應(yīng)處理的業(yè)務(wù)Handler，我們是通過線程池來執(zhí)行。這樣相比單Reactor單線程模型提高了執(zhí)行效率，充分發(fā)揮了多核CPU的優(yōu)勢。

主從Reactor多線程

做任何事情都要區(qū)分事情的優(yōu)先級，我們應(yīng)該優(yōu)先高效的去做優(yōu)先級更高的事情，而不是一股腦不分優(yōu)先級的全部去做。

當(dāng)我們的小飯館客人越來越多（并發(fā)量越來越大），我們就需要擴(kuò)大飯店的規(guī)模，在這個過程中我們發(fā)現(xiàn)，迎接客人是飯店最重要的工作，我們要先把客人迎接進(jìn)來，不能讓客人一看人多就走掉，只要客人進(jìn)來了，哪怕菜做的慢一點(diǎn)也沒關(guān)系。

于是，主從Reactor多線程模型就產(chǎn)生了：

主從Reactor多線程

• 我們由原來的單Reactor變?yōu)榱?/span>多Reactor。主Reactor用來優(yōu)先專門做優(yōu)先級最高的事情，也就是迎接客人（處理連接事件），對應(yīng)的處理Handler就是圖中的acceptor。

• 當(dāng)創(chuàng)建好連接，建立好對應(yīng)的socket后，在acceptor中將要監(jiān)聽的read事件注冊到從Reactor中，由從Reactor來監(jiān)聽socket上的讀寫事件。

• 最終將讀寫的業(yè)務(wù)邏輯處理交給線程池處理。

注意：這里向從Reactor注冊的只是read事件，并沒有注冊write事件，因?yàn)?/span>read事件是由epoll內(nèi)核觸發(fā)的，而write事件則是由用戶業(yè)務(wù)線程觸發(fā)的（什么時候發(fā)送數(shù)據(jù)是由具體業(yè)務(wù)線程決定的），所以write事件理應(yīng)是由用戶業(yè)務(wù)線程去注冊。

用戶線程注冊write事件的時機(jī)是只有當(dāng)用戶發(fā)送的數(shù)據(jù)無法一次性全部寫入buffer時，才會去注冊write事件，等待buffer重新可寫時，繼續(xù)寫入剩下的發(fā)送數(shù)據(jù)、如果用戶線程可以一股腦的將發(fā)送數(shù)據(jù)全部寫入buffer，那么也就無需注冊write事件到從Reactor中。

主從Reactor多線程模型是現(xiàn)在大部分主流網(wǎng)絡(luò)框架中采用的一種IO線程模型。我們本系列的主題Netty就是用的這種模型。

Proactor

Proactor是基于AIO對IO線程進(jìn)行分工的一種模型。前邊我們介紹了異步IO模型，它是操作系統(tǒng)內(nèi)核支持的一種全異步編程模型，在數(shù)據(jù)準(zhǔn)備階段和數(shù)據(jù)拷貝階段全程無阻塞。

ProactorIO線程模型將IO事件的監(jiān)聽，IO操作的執(zhí)行，IO結(jié)果的dispatch統(tǒng)統(tǒng)交給內(nèi)核來做。

proactor.png

Proactor模型組件介紹：

• completion handler 為用戶程序定義的異步IO操作回調(diào)函數(shù)，在異步IO操作完成時會被內(nèi)核回調(diào)并通知IO結(jié)果。

• Completion Event Queue 異步IO操作完成后，會產(chǎn)生對應(yīng)的IO完成事件，將IO完成事件放入該隊(duì)列中。

• Asynchronous Operation Processor 負(fù)責(zé)異步IO的執(zhí)行。執(zhí)行完成后產(chǎn)生IO完成事件放入Completion Event Queue 隊(duì)列中。

• Proactor 是一個事件循環(huán)派發(fā)器，負(fù)責(zé)從Completion Event Queue中獲取IO完成事件，并回調(diào)與IO完成事件關(guān)聯(lián)的completion handler。

• Initiator 初始化異步操作（asynchronous operation）并通過Asynchronous Operation Processor將completion handler和proactor注冊到內(nèi)核。

Proactor模型執(zhí)行過程：

• 用戶線程發(fā)起aio_read，并告訴內(nèi)核用戶空間中的讀緩沖區(qū)地址，以便內(nèi)核完成IO操作將結(jié)果放入用戶空間的讀緩沖區(qū)，用戶線程直接可以讀取結(jié)果（無任何阻塞）。

• Initiator 初始化aio_read異步讀取操作（asynchronous operation）,并將completion handler注冊到內(nèi)核。

在Proactor中我們關(guān)心的IO完成事件：內(nèi)核已經(jīng)幫我們讀好數(shù)據(jù)并放入我們指定的讀緩沖區(qū)，用戶線程可以直接讀取。在Reactor中我們關(guān)心的是IO就緒事件：數(shù)據(jù)已經(jīng)到來，但是需要用戶線程自己去讀取。

• 此時用戶線程就可以做其他事情了，無需等待IO結(jié)果。而內(nèi)核與此同時開始異步執(zhí)行IO操作。當(dāng)IO操作完成時會產(chǎn)生一個completion event事件，將這個IO完成事件放入completion event queue中。

• Proactor從completion event queue中取出completion event，并回調(diào)與IO完成事件關(guān)聯(lián)的completion handler。

• 在completion handler中完成業(yè)務(wù)邏輯處理。

Reactor與Proactor對比

• Reactor是基于NIO實(shí)現(xiàn)的一種IO線程模型，Proactor是基于AIO實(shí)現(xiàn)的IO線程模型。

• Reactor關(guān)心的是IO就緒事件，Proactor關(guān)心的是IO完成事件。

• 在Proactor中，用戶程序需要向內(nèi)核傳遞用戶空間的讀緩沖區(qū)地址。Reactor則不需要。這也就導(dǎo)致了在Proactor中每個并發(fā)操作都要求有獨(dú)立的緩存區(qū)，在內(nèi)存上有一定的開銷。

• Proactor 的實(shí)現(xiàn)邏輯復(fù)雜，編碼成本較 Reactor要高很多。

• Proactor 在處理高耗時 IO時的性能要高于 Reactor，但對于低耗時 IO的執(zhí)行效率提升并不明顯。

Netty的IO模型

在我們介紹完網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包在內(nèi)核中的收發(fā)過程以及五種IO模型和兩種IO線程模型后，現(xiàn)在我們來看下netty中的IO模型是什么樣的。

在我們介紹Reactor IO線程模型的時候提到有三種Reactor模型：單Reactor單線程，單Reactor多線程，主從Reactor多線程。

這三種Reactor模型在netty中都是支持的，但是我們常用的是主從Reactor多線程模型。

而我們之前介紹的三種Reactor只是一種模型，是一種設(shè)計(jì)思想。實(shí)際上各種網(wǎng)絡(luò)框架在實(shí)現(xiàn)中并不是嚴(yán)格按照模型來實(shí)現(xiàn)的，會有一些小的不同，但大體設(shè)計(jì)思想上是一樣的。

下面我們來看下netty中的主從Reactor多線程模型是什么樣子的？

netty中的reactor.png

• Reactor在netty中是以group的形式出現(xiàn)的，netty中將Reactor分為兩組，一組是MainReactorGroup也就是我們在編碼中常常看到的EventLoopGroup bossGroup,另一組是SubReactorGroup也就是我們在編碼中常常看到的EventLoopGroup workerGroup。

• MainReactorGroup中通常只有一個Reactor，專門負(fù)責(zé)做最重要的事情，也就是監(jiān)聽連接accept事件。當(dāng)有連接事件產(chǎn)生時，在對應(yīng)的處理handler acceptor中創(chuàng)建初始化相應(yīng)的NioSocketChannel（代表一個Socket連接）。然后以負(fù)載均衡的方式在SubReactorGroup中選取一個Reactor，注冊上去，監(jiān)聽Read事件。

MainReactorGroup中只有一個Reactor的原因是，通常我們服務(wù)端程序只會綁定監(jiān)聽一個端口，如果要綁定監(jiān)聽多個端口，就會配置多個Reactor。

• SubReactorGroup中有多個Reactor，具體Reactor的個數(shù)可以由系統(tǒng)參數(shù) -D io.netty.eventLoopThreads指定。默認(rèn)的Reactor的個數(shù)為CPU核數(shù) * 2。SubReactorGroup中的Reactor主要負(fù)責(zé)監(jiān)聽讀寫事件，每一個Reactor負(fù)責(zé)監(jiān)聽一組socket連接。將全量的連接分?jǐn)?/span>在多個Reactor中。

• 一個Reactor分配一個IO線程，這個IO線程負(fù)責(zé)從Reactor中獲取IO就緒事件，執(zhí)行IO調(diào)用獲取IO數(shù)據(jù)，執(zhí)行PipeLine。

Socket連接在創(chuàng)建后就被固定的分配給一個Reactor，所以一個Socket連接也只會被一個固定的IO線程執(zhí)行，每個Socket連接分配一個獨(dú)立的PipeLine實(shí)例，用來編排這個Socket連接上的IO處理邏輯。這種無鎖串行化的設(shè)計(jì)的目的是為了防止多線程并發(fā)執(zhí)行同一個socket連接上的IO邏輯處理，防止出現(xiàn)線程安全問題。同時使系統(tǒng)吞吐量達(dá)到最大化

由于每個Reactor中只有一個IO線程，這個IO線程既要執(zhí)行IO活躍Socket連接對應(yīng)的PipeLine中的ChannelHandler，又要從Reactor中獲取IO就緒事件，執(zhí)行IO調(diào)用。所以PipeLine中ChannelHandler中執(zhí)行的邏輯不能耗時太長，盡量將耗時的業(yè)務(wù)邏輯處理放入單獨(dú)的業(yè)務(wù)線程池中處理，否則會影響其他連接的IO讀寫，從而近一步影響整個服務(wù)程序的IO吞吐。

• 當(dāng)IO請求在業(yè)務(wù)線程中完成相應(yīng)的業(yè)務(wù)邏輯處理后，在業(yè)務(wù)線程中利用持有的ChannelHandlerContext引用將響應(yīng)數(shù)據(jù)在PipeLine中反向傳播，最終寫回給客戶端。

netty中的IO模型我們介紹完了，下面我們來簡單介紹下在netty中是如何支持前邊提到的三種Reactor模型的。

配置單Reactor單線程

EventLoopGroupeventGroup=newNioEventLoopGroup(1);
ServerBootstrapserverBootstrap=newServerBootstrap();
serverBootstrap.group(eventGroup);

配置單Reactor多線程

EventLoopGroupeventGroup=newNioEventLoopGroup();
ServerBootstrapserverBootstrap=newServerBootstrap();
serverBootstrap.group(eventGroup);

配置主從Reactor多線程

EventLoopGroupbossGroup=newNioEventLoopGroup(1);
EventLoopGroupworkerGroup=newNioEventLoopGroup();
ServerBootstrapserverBootstrap=newServerBootstrap();
serverBootstrap.group(bossGroup,workerGroup);

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總結(jié)

本文是一篇信息量比較大的文章，用了25張圖，22336個字從內(nèi)核如何處理網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)包的收發(fā)過程開始展開，隨后又在內(nèi)核角度介紹了經(jīng)常容易混淆的阻塞與非阻塞，同步與異步的概念。以這個作為鋪墊，我們通過一個C10K的問題，引出了五種IO模型，隨后在IO多路復(fù)用中以技術(shù)演進(jìn)的形式介紹了select,poll,epoll的原理和它們綜合的對比。最后我們介紹了兩種IO線程模型以及netty中的Reactor模型。