從今天開始我們來聊聊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

• 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

• 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)送隊列中的隊尾元素，將新創(chuàng)建的sk_buffer添加到Socket發(fā)送隊列的尾部。

Socket的發(fā)送隊列是由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)送隊列中，但并不代表內(nèi)核會開始發(fā)送，因為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。

為什么不直接使用Socket發(fā)送隊列中的sk_buffer而是需要拷貝一份呢?因為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，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)主要做以下幾項事情：

• 選擇發(fā)送隊列(RingBuffer)。因為網(wǎng)卡擁有多個發(fā)送隊列，所以在發(fā)送前需要選擇一個發(fā)送隊列。
• 將sk_buffer添加到發(fā)送隊列中。
• 循環(huán)從發(fā)送隊列(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)送隊列(RingBuffer)，解除 DMA 映射。

無論硬中斷是因為有數(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)送隊列中。前面在傳輸層處理的時候我們提到過，因為傳輸層需要保證可靠性，所以 sk_buffer其實還沒有刪除。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)送隊列中，等待網(wǎng)絡(luò)對端ACK，對端ACK后刪除Socket發(fā)送隊列中的sk_buffer。對端沒有發(fā)送ACK，則重新從Socket發(fā)送隊列中發(fā)送，實現(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)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。

從圖中我們可以看出：阻塞的特點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。

從上圖中，我們可以看出：非阻塞的特點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。

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。

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)缺點是什么?

阻塞IO(BIO)

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

由于阻塞IO的讀寫特點，所以導(dǎo)致在阻塞IO模型下，每個請求都需要被一個獨立的線程處理。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，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。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：

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

基于以上非阻塞IO的特點，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，因為在非阻塞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)処O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崿F(xiàn)這個復(fù)用，也就是如何讓一個獨立的線程去處理眾多連接上的讀寫事件呢?

這個問題其實在非阻塞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)核也確實為我們提供了這樣的功能實現(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。

• 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。

文件描述符fd其實就是一個整數(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。

 int select(int maxfdp1,fd_set *readset,fd_set *writeset,fd_set *exceptset,const struct timeval *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，因為文件描述符集合會在內(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。

int poll(struct pollfd *fds, unsigned int nfds, int timeout)

struct pollfd { int fd; /* 文件描述符 */ short events; /* 需要監(jiān)聽的事件 */ short revents; /* 實際發(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：

• 因為內(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)

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。

static const struct file_operations socket_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)

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。

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。

const struct proto_ops inet_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。

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的半連接隊列。

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列，發(fā)送隊列，等待隊列，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。

struct proto tcp_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。

• 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!

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。

int tcp_recvmsg(struct kiocb *iocb, struct sock *sk, struct msghdr *msg, size_t len, int nonblock, int flags, int *addr_len)
{
    .................省略非核心代碼............... //訪問sock對象中定義的接收隊列 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);
}

int sk_wait_data(struct sock *sk, long *timeo)
{ //創(chuàng)建struct sock中等待隊列上的元素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 對象下的等待隊列的頭指針wait_queue_head_t // 調(diào)用prepare_to_wait將新創(chuàng)建的等待項wait_queue_t插入到等待隊列中，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中等待隊列上的等待類型wait_queue_t。

#define DEFINE_WAIT(name) DEFINE_WAIT_FUNC(name, autoremove_wake_function) #define DEFINE_WAIT_FUNC(name, function) \ wait_queue_t name = { \ .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對象中的等待隊列頭指針wait_queue_head_t。
• 調(diào)用prepare_to_wait將新創(chuàng)建的等待項wait_queue_t插入到等待隊列中，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。

• 當(dāng)軟中斷將sk_buffer放到Socket的接收隊列上時，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等待隊列。在wake_up_common函數(shù)中從等待隊列sk_wq中找出一個等待項wait_queue_t，回調(diào)注冊在該等待項上的func回調(diào)函數(shù)(wait_queue_t->func),創(chuàng)建等待項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。

static const struct file_operations eventpoll_fops = {
     .release = ep_eventpoll_release;
     .poll = ep_eventpoll_poll,
}

struct eventpoll { //等待隊列，阻塞在epoll上的進(jìn)程會放在這里 wait_queue_head_t wq; //就緒隊列，IO就緒的socket連接會放在這里 struct list_head rdllist; //紅黑樹用來管理所有監(jiān)聽的socket連接 struct rb_root rbr;
    ......
}

• wait_queue_head_t wq：epoll中的等待隊列，隊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中的等待隊列區(qū)分!!!

• struct list_head rdllist：epoll中的就緒隊列，隊列里存放的是都是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。

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。

struct epitem.png

struct epitem { //指向所屬epoll對象 struct eventpoll *ep; //注冊的感興趣的事件,也就是用戶空間的epoll_event  struct epoll_event event; //指向epoll對象中的就緒隊列 struct list_head rdllink; //指向epoll中對應(yīng)的紅黑樹節(jié)點 struct rb_node rbn; //指向epitem所表示的socket->file結(jié)構(gòu)以及對應(yīng)的fd struct epoll_filefd ffd;                  
  }

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

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中的等待隊列上創(chuàng)建等待項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。

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)注冊在等待隊列里的等待項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中的就緒隊列中。

而socket等待隊列中類型是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等待隊列中的等待項wait_queue_t和epitem。

struct eppoll_entry { //指向關(guān)聯(lián)的epitem struct epitem *base; // 關(guān)聯(lián)監(jiān)聽socket中等待隊列中的等待項 (private = null  func = ep_poll_callback) wait_queue_t wait; // 監(jiān)聽socket中等待隊列頭指針 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等待隊列中的等待項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wait_queue_t中的private設(shè)置的是null，因為這里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

當(dāng)在Socket的等待隊列中創(chuàng)建好等待項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

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

如果eventpoll->rdllist就緒隊列中沒有IO就緒的epitem，則會創(chuàng)建等待項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wait_queue_t->func上注冊回調(diào)函數(shù)default_wake_function。最后將等待項添加到epoll中的等待隊列中。用戶進(jìn)程讓出CPU，進(jìn)入阻塞狀態(tài)。

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wait_queue_t->func上的是autoremove_wake_function，并將等待項添加到socket中的等待隊列中。這里注冊的是default_wake_function，將等待項添加到epoll中的等待隊列上。

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：

• 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的等待隊列中找出等待項，其中等待項中注冊的回調(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中的就緒隊列rdllist中。
• 隨后查看epoll中的等待隊列中是否有等待項，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，則軟中斷處理完成。
• 如果有等待項，則回到注冊在等待項中的回調(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中的就緒隊列rdllist中。隨后用戶進(jìn)程從epoll的等待隊列中被喚醒，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，因為這時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

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，因為它雖然可以在等待數(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 操作時可能會因為信號隊列溢出導(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，因為UDP 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。

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打飯。你自己需要排隊去打飯同時打飯師傅在配菜的過程中你需要等待。

IO多路復(fù)用模型就像是我們在飯店門口排隊等待叫號。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。

##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

Reactor模型是依賴IO多路復(fù)用技術(shù)實現(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：

• 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，哪怕菜做的慢一點也沒關(guān)系。

于是，主從Reactor多線程模型就產(chǎn)生了：

• 我們由原來的單Reactor變?yōu)榱硕郣eactor。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，因為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實現(xiàn)的一種IO線程模型，Proactor是基于AIO實現(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)操作都要求有獨立的緩存區(qū)，在內(nèi)存上有一定的開銷。
• Proactor 的實現(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)計思想。實際上各種網(wǎng)絡(luò)框架在實現(xiàn)中并不是嚴(yán)格按照模型來實現(xiàn)的，會有一些小的不同，但大體設(shè)計思想上是一樣的。

下面我們來看下netty中的主從Reactor多線程模型是什么樣子的?

• 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)傇诙鄠€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連接分配一個獨立的PipeLine實例，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

EventLoopGroup eventGroup = new NioEventLoopGroup(1); ServerBootstrap serverBootstrap = new ServerBootstrap(); serverBootstrap.group(eventGroup);

配置單Reactor多線程

EventLoopGroup eventGroup = new NioEventLoopGroup(); ServerBootstrap serverBootstrap = new ServerBootstrap(); serverBootstrap.group(eventGroup);

配置主從Reactor多線程

EventLoopGroup bossGroup = new NioEventLoopGroup(1); EventLoopGroup workerGroup = new NioEventLoopGroup(); ServerBootstrap serverBootstrap = new ServerBootstrap(); serverBootstrap.group(bossGroup, workerGroup);

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。

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