摘要
关于epoll的问题很早就像写文章讲讲自己的看法，但是由于ffrpc一直没有完工，所以也就拖下来了。Epoll主要在服务器编程中使用，本文主要探讨服务器程序中epoll的使用技巧。Epoll一般和异步io结合使用，故本文讨论基于以下应用场合：
- 主要讨论服务器程序中epoll的使用，主要涉及tcp socket的相关api。
- Tcp socket 为异步模式，包括socket的异步读写，以及监听的异步操作。
- 本文不会过多讨论API的细节，而是专注流程与设计。
Epoll 的io模型
Epoll是为异步io操作而设计的，epoll中IO事件被分为read事件和write事件，如果大家对于linux的驱动模块或者linux io 模型有接触的话，就会理解起来更容易。Linux中IO操作被抽象为read、write、close、ctrl几个操作，所以epoll只提供read、write、error事件，是和linux的io模型是统一的。
- 当epoll通知read事件时，可以调用io系统调用read读取数据
- 当epoll通知write事件时，可以调用io系统调用write发送数据
- 当error事件时，可以close回收资源
- Ctrl相关的接口则用来设置socket的非阻塞选项等。
为什么要了解epoll的io模型呢，本文认为，某些情况下epoll操作的代码的复杂性是由于代码中的模型（或者类设计）与epoll io模型不匹配造成的。换句话说，如果我们的编码模型和epoll io模型匹配，那么非阻塞socket的编码就会很简单、清晰。
按照epoll模型构建的类关系为：
//! 文件描述符相关接口 typedef int socket_fd_t; class fd_i { public: virtual ~fd_i(){} virtual socket_fd_t socket() = 0; virtual int handle_epoll_read() = 0; virtual int handle_epoll_write() = 0; virtual int handle_epoll_del() = 0; virtual void close() = 0; }; int epoll_impl_t::event_loop() { int i = 0, nfds = 0; struct epoll_event ev_set[EPOLL_EVENTS_SIZE]; do { nfds = ::epoll_wait(m_efd, ev_set, EPOLL_EVENTS_SIZE, EPOLL_WAIT_TIME); if (nfds < 0 && EINTR == errno) { nfds = 0; continue; } for (i = 0; i < nfds; ++i) { epoll_event& cur_ev = ev_set[i]; fd_i* fd_ptr = (fd_i*)cur_ev.data.ptr; if (cur_ev.data.ptr == this)//! iterupte event { if (false == m_running) { return 0; } //! 删除那些已经出现error的socket 对象 fd_del_callback(); continue; } if (cur_ev.events & (EPOLLIN | EPOLLPRI)) { fd_ptr->handle_epoll_read(); } if(cur_ev.events & EPOLLOUT) { fd_ptr->handle_epoll_write(); } if (cur_ev.events & (EPOLLERR | EPOLLHUP)) { fd_ptr->close(); } } }while(nfds >= 0); return 0; }
Epoll的LT模式和ET模式的比较
先简单比较一下level trigger 和 edge trigger 模式的不同。
LT模式的特点是：
- 若数据可读，epoll返回可读事件
- 若开发者没有把数据完全读完，epoll会不断通知数据可读，直到数据全部被读取。
- 若socket可写，epoll返回可写事件，而且是只要socket发送缓冲区未满，就一直通知可写事件。
- 优点是对于read操作比较简单，只要有read事件就读，读多读少都可以。
- 缺点是write相关操作较复杂，由于socket在空闲状态发送缓冲区一定是不满的，故若socket一直在epoll wait列表中，则epoll会一直通知write事件，所以必须保证没有数据要发送的时候，要把socket的write事件从epoll wait列表中删除。而在需要的时候在加入回去，这就是LT模式的最复杂部分。
ET模式的特点是：
- 若socket可读，返回可读事件
- 若开发者没有把所有数据读取完毕，epoll不会再次通知epoll read事件，也就是说存在一种隐患，如果开发者在读到可读事件时，如果没有全部读取所有数据，那么可能导致epoll在也不会通知该socket的read事件。（其实这个问题并没有听上去难，参见下文）。
- 若发送缓冲区未满，epoll通知write事件，直到开发者填满发送缓冲区，epoll才会在下次发送缓冲区由满变成未满时通知write事件。
- ET模式下，只有socket的状态发生变化时才会通知，也就是读取缓冲区由无数据到有数据时通知read事件，发送缓冲区由满变成未满通知write事件。
- 缺点是epoll read事件触发时，必须保证socket的读取缓冲区数据全部读完（事实上这个要求很容易达到）
- 优点：对于write事件，发送缓冲区由满到未满时才会通知，若无数据可写，忽略该事件，若有数据可写，直接写。Socket的write事件可以一直发在epoll的wait列表。Man epoll中我们知道，当向socket写数据，返回的值小于传入的buffer大小或者write系统调用返回EWouldBlock时，表示发送缓冲区已满。
让我们换一个角度来理解ET模式，事实上，epoll的ET模式其实就是socket io完全状态机。
先来看epoll中read 的状态图:
当socket由不可读变成可读时，epoll的ET模式返回read 事件。对于read 事件，开发者需要保证把读取缓冲区数据全部读出，man epoll可知：
- Read系统调用返回EwouldBlock，表示读取缓冲区数据全部读出
- Read系统调用返回的数值小于传入的buffer参数，表示读取缓冲区全部读出。
示例代码
int socket_impl_t:: handle_epoll_read () { if (is_open()) { int nread = 0; char recv_buffer[RECV_BUFFER_SIZE]; do { nread = ::read(m_fd, recv_buffer, sizeof(recv_buffer) - 1); if (nread > 0) { recv_buffer[nread] = '\0'; m_sc->handle_read(this, recv_buffer, size_t(nread)); if (nread < int(sizeof(recv_buffer) - 1)) { break;//! equal EWOULDBLOCK } } else if (0 == nread) //! eof { this->close(); return -1; } else { if (errno == EINTR) { continue; } else if (errno == EWOULDBLOCK) { break; } else { this->close(); return -1; } } } while(1); } return 0; }
再来看write 的状态机：
需要读者注意的是，socket模式是可写的，因为发送缓冲区初始时空的。故应用层有数据要发送时，直接调用write系统调用发送数据，若write系统调用返回EWouldBlock则表示socket变为不可写，或者write系统调用返回的数值小于传入的buffer参数的大小，这时需要把未发送的数据暂存在应用层待发送列表中，等待epoll返回write事件，再继续发送应用层待发送列表中的数据，同样若应用层待发送列表中的数据没有一次性发完，那么继续等待epoll返回write事件，如此循环往复。所以可以反推得到如下结论，若应用层待发送列表有数据，则该socket一定是不可写状态，那么这时候要发送新数据直接追加到待发送列表中。若待发送列表为空，则表示socket为可写状态，则可以直接调用write系统调用发送数据。总结如下：
- 当发送数据时，若应用层待发送列表有数据，则将要发送的数据追加到待发送列表中。否则直接调用write系统调用。
- Write系统调用发送数据时，检测write返回值，若返回数值>0且小于传入的buffer参数大小，或返回EWouldBlock错误码，表示，发送缓冲区已满，将未发送的数据追加到待发送列表
- Epoll返回write事件后，检测待发送列表是否有数据，若有数据，依次尝试发送指导数据全部发送完毕或者发送缓冲区被填满。
示例代码：
void socket_impl_t::send_impl(const string& src_buff_) { string buff_ = src_buff_; if (false == is_open() || m_sc->check_pre_send(this, buff_)) { return; } //! socket buff is full, cache the data if (false == m_send_buffer.empty()) { m_send_buffer.push_back(buff_); return; } string left_buff; int ret = do_send(buff_, left_buff); if (ret < 0) { this ->close(); } else if (ret > 0) { m_send_buffer.push_back(left_buff); } else { //! send ok m_sc->handle_write_completed(this); } } int socket_impl_t:: handle_epoll_write () { int ret = 0; string left_buff; if (false == is_open() || true == m_send_buffer.empty()) { return 0; } do { const string& msg = m_send_buffer.front(); ret = do_send(msg, left_buff); if (ret < 0) { this ->close(); return -1; } else if (ret > 0) { m_send_buffer.pop_front(); m_send_buffer.push_front(left_buff); return 0; } else { m_send_buffer.pop_front(); } } while (false == m_send_buffer.empty()); m_sc->handle_write_completed(this); return 0; }
总结
LT模式主要是读操作比较简单，但是对于ET模式并没有优势，因为将读取缓冲区数据全部读出并不是难事。而write操作，ET模式则流程非常的清晰，按照完全状态机来理解和实现就变得非常容易。而LT模式的write操作则复杂多了，要频繁的维护epoll的wail列表。
在代码编写时，把epoll ET当成状态机，当socket被创建完成（accept和connect系统调用返回的socket）时加入到epoll列表，之后就不用在从中删除了。为什么呢？man epoll中的FAQ告诉我们，当socket被close掉后，其自动从epoll中删除。对于监听socket简单说几点注意事项：
- 监听socket的write事件忽略
- 监听socket的read事件表示有新连接，调用accept接受连接，直到返回EWouldBlock。
- 对于Error事件，有些错误是可以接受的错误，比如文件描述符用光的错误
示例代码:
int acceptor_impl_t::handle_epoll_read() { struct sockaddr_storage addr; socklen_t addrlen = sizeof(addr); int new_fd = -1; do { if ((new_fd = ::accept(m_listen_fd, (struct sockaddr *)&addr, &addrlen)) == -1) { if (errno == EWOULDBLOCK) { return 0; } else if (errno == EINTR || errno == EMFILE || errno == ECONNABORTED || errno == ENFILE || errno == EPERM || errno == ENOBUFS || errno == ENOMEM) { perror("accept");//! if too many open files occur, need to restart epoll event m_epoll->mod_fd(this); return 0; } perror("accept"); return -1; } socket_i* socket = create_socket(new_fd); socket->open(); } while (true); return 0; }
GitHub ：https://github.com/fanchy/FFRPC
ffrpc 介绍: http://www.cnblogs.com/zhiranok/p/ffrpc_summary.html
