串口读写 需要使用epoll 吗

1、基本知识
epoll是在26内核中提出的，是之前的select和poll的增强版本。相对于select和poll来说，epoll更加灵活，没有描述符限制。epoll使用一个文件描述符管理多个描述符，将用户关系的文件描述符的事件存放到内核的一个事件表中，这样在用户空间和内核空间的copy只需一次。
2、epoll接口
epoll *** 作过程需要三个接口，分别如下：
[cpp] view plain copy
#include <sys/epollh>
int epoll_create(int size);
int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event event);
int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event events, int maxevents, int timeout);

1  epoll一种网络模式，采用的是 IO多路复用技术（就是可以监控多个文件描述符），相比较于select 和poll是非常快的；

首先看这三个函数:

1 int epoll_create(int size);

2 int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event event);

3 int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event events,int maxevents, int timeout);

函数用法不在这里讲解；

首先epoll_create创建一个epoll文件描述符，底层同时创建一个 红黑树 ，和一个 就绪链表 ；红黑树存储所监控的文件描述符的节点数据，就绪链表存储就绪的文件描述符的节点数据；epoll_ctl将会添加新的描述符，首先判断是红黑树上是否有此文件描述符节点，如果有，则立即返回。如果没有， 则在树干上插入新的节点，并且告知 内核注册回调函数 。当接收到某个文件描述符过来数据时，那么内核将该节点插入到就绪链表里面。epoll_wait将会接收到消息，并且将数据拷贝到用户空间，清空链表。对于LT模式epoll_wait清空就绪链表之后会检查该文件描述符是哪一种模式， 如果为LT模式，且必须该节点确实有事件未处理，那么就会把该节点重新放入到刚刚删除掉的且刚准备好的就绪链表，epoll_wait马上返回。 ET 模式不会检查，只会调用一次

每个epollfd在内核中有一个对应的eventpoll结构对象其中关键的成员是一个readylist(eventpoll:rdllist)

和一棵红黑树(eventpoll:rbr)

一个fd被添加到epoll中之后(EPOLL_ADD),内核会为它生成一个对应的epitem结构对象epitem被添加到

eventpoll的红黑树中红黑树的作用是使用者调用EPOLL_MOD的时候可以快速找到fd对应的epitem。

调用epoll_wait的时候,将readylist中的epitem出列,将触发的事件拷贝到用户空间之后判断epitem是否需

要重新添加回readylist

epitem重新添加到readylist必须满足下列条件:

1) epitem上有用户关注的事件触发

2) epitem被设置为水平触发模式(如果一个epitem被设置为边界触发则这个epitem不会被重新添加到readylist

中，在什么时候重新添加到readylist请继续往下看)

注意，如果epitem被设置为EPOLLONESHOT模式，则当这个epitem上的事件拷贝到用户空间之后,会将

这个epitem上的关注事件清空(只是关注事件被清空,并没有从epoll中删除，要删除必须对那个描述符调用

EPOLL_DEL)，也就是说即使这个epitem上有触发事件，但是因为没有用户关注的事件所以不会被重新添加到

readylist中

epitem被添加到readylist中的各种情况(当一个epitem被添加到readylist如果有线程阻塞在epoll_wait中,那

个线程会被唤醒):

1)对一个fd调用EPOLL_ADD，如果这个fd上有用户关注的激活事件，则这个fd会被添加到readylist

2)对一个fd调用EPOLL_MOD改变关注的事件，如果新增加了一个关注事件且对应的fd上有相应的事件激活，

则这个fd会被添加到readylist

3)当一个fd上有事件触发时(例如一个socket上有外来的数据)会调用ep_poll_callback(见eventpoll::ep_ptable_queue_proc),

如果触发的事件是用户关注的事件，则这个fd会被添加到readylist中

了解了epoll的执行过程之后,可以回答一个在使用边界触发时常见的疑问在一个fd被设置为边界触发的情况下,

调用read/write,如何正确的判断那个fd已经没有数据可读/不再可写epoll文档中的建议是直到触发EAGAIN

错误而实际上只要你请求字节数小于read/write的返回值就可以确定那个fd上已经没有数据可读/不再可写

最后用一个epollfd监听另一个epollfd也是合法的,epoll通过调用eventpoll::ep_eventpoll_poll来判断一个

epollfd上是否有触发的事件(只能是读事件)

epoll的接口非常简单，一共就三个函数：
1 int epoll_create(int size);
创建一个epoll的句柄，size用来告诉内核这个监听的数目一共有多大。这个参数不同于select()中的第一个参数，给出最大监听的fd+1的值。需要注意的是，当创建好epoll句柄后，它就是会占用一个fd值，在linux下如果查看/proc/进程id/fd/，是能够看到这个fd的，所以在使用完epoll后，必须调用close()关闭，否则可能导致fd被耗尽。
2 int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event event);
epoll的事件注册函数，即注册要监听的事件类型。
第一个参数是epoll_create()的返回值，
第二个参数表示动作，用三个宏来表示：
EPOLL_CTL_ADD：注册新的fd到epfd中；
EPOLL_CTL_MOD：修改已经注册的fd的监听事件；
EPOLL_CTL_DEL：从epfd中删除一个fd；
第三个参数是需要监听的fd，
第四个参数是告诉内核需要监听什么事，struct epoll_event结构如下：
struct epoll_event {
__uint32_t events;
epoll_data_t data;
};
typedef union epoll_data {
void ptr;
int fd;
__uint32_t u32;
__uint64_t u64;
} epoll_data_t;
events可以是以下几个宏的集合：
EPOLLIN ： 表示对应的文件描述符可以读（包括对端SOCKET正常关闭）；
EPOLLOUT： 表示对应的文件描述符可以写；
EPOLLPRI： 表示对应的文件描述符有紧急的数据可读（这里应该表示有带外数据到来）；
EPOLLERR： 表示对应的文件描述符发生错误；
EPOLLHUP： 表示对应的文件描述符被挂断；
EPOLLET： 将 EPOLL设为边缘触发(Edge Triggered)模式（默认为水平触发），这是相对于水平触发(Level Triggered)来说的。
EPOLLONESHOT： 只监听一次事件，当监听完这次事件之后，如果还需要继续监听这个socket的话，需要再次把这个socket加入到EPOLL队列里
3 int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event events, int maxevents, int timeout);
等待事件的产生。参数events 用来从内核得到事件的集合，maxevents 告之内核这个events 有多大，这个maxevents 的值不能大于创建epoll_create()时的size，参数timeout是超时时间（毫秒，0会立即返回，-1将不确定，也有说法说是永久阻塞）。该函数返回需要处理的事件数目，如返回0表示已超时。
4 EPOLL事件有两种模型：
Edge Triggered (ET) 边缘触发 只有数据到来，才触发，不管缓存区中是否还有数据。
Level Triggered (LT) 水平触发 只要有数据都会触发。
假如有这样一个例子：
1 我们已经把一个用来从管道中读取数据的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2 这个时候从管道的另一端被写入了2KB的数据
3 调用epoll_wait(2)，并且它会返回RFD，说明它已经准备好读取 *** 作
4 然后我们读取了1KB的数据
5 调用epoll_wait(2)
Edge Triggered 工作模式：
如果我们在第1步将RFD添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志，那么在第5步调用epoll_wait(2)之后将有可能会挂起，因为剩余的数据还存在于文件的输入缓冲区内，而且数据发出端还在等待一个针对已经发出数据的反馈信息。只有在监视的文件句柄上发生了某个事件的时候 ET 工作模式才会汇报事件。因此在第5步的时候，调用者可能会放弃等待仍在存在于文件输入缓冲区内的剩余数据。在上面的例子中，会有一个事件产生在RFD句柄上，因为在第2步执行了一个写 *** 作，然后，事件将会在第3步被销毁。因为第4 步的读取 *** 作没有读空文件输入缓冲区内的数据，因此我们在第5 步调用epoll_wait(2)完成后，是否挂起是不确定的。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写 *** 作把处理多个文件描述符的任务饿死。最好以下面的方式调用ET模式的epoll接口，在后面会介绍避免可能的缺陷。
i 基于非阻塞文件句柄
ii 只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时才需要挂起，等待。但这并不是说每次read()时都需要循环读，直到读到产生一个EAGAIN 才认为此次事件处理完成，当read()返回的读到的数据长度小于请求的数据长度时，就可以确定此时缓冲中已没有数据了，也就可以认为此事读事件已处理完成。Level Triggered 工作模式相反的，以LT方式调用epoll接口的时候，它就相当于一个速度比较快的poll(2)，并且无论后面的数据是否被使用，因此他们具有同样的职能。因为即使使用ET模式的epoll，在收到多个chunk 的数据的时候仍然会产生多个事件。调用者可以设定EPOLLONESHOT标志，在 epoll_wait(2)收到事件后epoll会与事件关联的文件句柄从epoll描述符中禁止掉。因此当EPOLLONESHOT设定后，使用带有 EPOLL_CTL_MOD标志的epoll_ctl(2)处理文件句柄就成为调用者必须作的事情。
然后详细解释ET, LT:
LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block 和no-blocksocket在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO *** 作。如果你不作任何 *** 作，内核还是会继续通知你的，所以，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表．
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些 *** 作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。但是请注意，如果一直不对这个fd作IO *** 作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once),不过在TCP协议中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认（这句话不理解）。
在许多测试中我们会看到如果没有大量的idle -connection 或者deadconnection，epoll 的效率并不会比select/poll 高很多，但是当我们遇到大量的idleconnection(例如WAN 环境中存在大量的慢速连接)，就会发现epoll 的效率大大高于select/poll。（未测试）
另外，当使用epoll的ET模型来工作时，当产生了一个EPOLLIN事件后，读数据的时候需要考虑的是当recv()返回的大小如果等于请求的大小，那么很有可能是缓冲区还有数据未读完，也意味着该次事件还没有处理完，所以还需要再次读取：
while(rs) {
buflen = recv(activeevents[i]datafd, buf, sizeof(buf), 0);
if(buflen < 0) {
// 由于是非阻塞的模式,所以当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读
// 在这里就当作是该次事件已处理处
if(errno == EAGAIN) {
break;
} else {
return;
}
} else if(buflen == 0) {
// 这里表示对端的socket已正常关闭
}
if(buflen == sizeof(buf)) {
rs = 1; // 需要再次读取
} else {
rs = 0;
}
}
还有，假如发送端流量大于接收端的流量(意思是epoll所在的程序读比转发的socket要快),由于是非阻塞的socket,那么send()函数虽然返回,但实际缓冲区的数据并未真正发给接收端,这样不断的读和发，当缓冲区满后会产生EAGAIN错误(参考man send),同时,不理会这次请求发送的数据所以,需要封装socket_send()的函数用来处理这种情况,该函数会尽量将数据写完再返回，返回-1 表示出错。在socket_send()内部,当写缓冲已满(send()返回-1,且errno为EAGAIN),那么会等待后再重试这种方式并不很完美,在理论上可能会长时间的阻塞在socket_send()内部,但暂没有更好的办法
ssize_t socket_send(int sockfd, const char buffer, size_t buflen) {
ssize_t tmp;
size_t total = buflen;
const char p = buffer;
while(1) {
tmp = send(sockfd, p, total, 0);
if(tmp < 0) {
// 当send收到信号时,可以继续写,但这里返回-1
if(errno == EINTR)
return -1;
// 当socket是非阻塞时,如返回此错误,表示写缓冲队列已满,
// 在这里做延时后再重试
if(errno == EAGAIN) {
usleep(1000);
continue;
}
return -1;
}
if((size_t)tmp == total)
return buflen;
total -= tmp;
p += tmp;
}

return tmp;
}

epoll的两种触发模式分别是ET(edge trigger)边缘触发和LT(level triggered)水平触发。
epoll的默认触发模式是LT，select、poll都是LT触发。

缓冲区只要有数据未读就会导致epoll_wait返回。
上次读数据未读完仍会导致epoll_wait返回。
水平触发模式下阻塞和非阻塞并没有什么区别，因为没有可读时间就绪的话epoll_wait不会返回。

缓冲区出现新未读数据才会导致epoll_wait返回。
上次读数据未读完不会导致epoll_wait返回。

边缘触发模式下事件就绪只会通知一次，为了保证数据成功被读取或写入，在非阻塞模式下，采用循环的方式进行读写，直到完成或出现异常时退出。

如果不采用循环的方式进行读写，就会造成数据读/写不完的情况，因为下一次再调用epoll_wait就不会再通知了，所以职能采用循环的方式进行读写。但是如果尝试采用循环的方式进行读写，则会造成永久阻塞。
造成阻塞的原因只有没有数据可读/可写，在非阻塞模式下出现没有数据可读/可写可以返回相应的错误信息设置errno(EWOULDBLOCK)，但是阻塞模式就会进入阻塞状态，而处理的该fd永远也不可能再有可读数据了，所以就被永久阻塞了。

select，poll，epoll都是IO多路复用的机制。I/O多路复用就是通过一种机制，可以监视多个描述符，一旦某个描述符就绪（一般是读就绪或者写就绪），能够通知程序进行相应的读写 *** 作。
但select，poll，epoll本质上都是同步I/O ，因为他们都需要在读写事件就绪后自己负责进行读写，也就是说这个读写过程是阻塞的，而异步I/O则无需自己负责进行读写，异步I/O的实现会负责把数据从内核拷贝到用户空间。
I/O复用模型会用到select、poll、epoll函数：对一个IO端口，两次调用，两次返回，比阻塞IO并没有什么优越性。但关键是 能实现同时对多个IO端口进行监听。
这几个函数也会使进程阻塞，但是和阻塞I/O所不同的是，这几个函数 可以同时阻塞多个I/O *** 作。而且可以同时对多个读 *** 作，多个写 *** 作的I/O函数进行检测，直到有数据可读或可写时，才真正调用I/O *** 作函数。

当一个客户端连接上服务器时，服务器就将其连接的fd加入fd_set集合，等到这个连接准备好读或写的时候，就通知程序进行IO *** 作，与客户端进行数据通信。大部分Unix/Linux 都支持 select 函数，该函数用于探测多个文件描述符的状态变化。

（1） 创建所关注的事件的描述符集合（fd_set)，对于一个描述符，可以关注其上面的读(read)、写(write)、异常(exception)事件，所以通常，要创建三个fd_set，一个用来收集关注读事件的描述符，一个用来收集关注写事件的描述符，另外一个用来收集关注异常事件的描述符集合。
（2）调用select()等待事件发生。这里需要注意的一点是，select的阻塞与是否设置非阻塞I/O是没有关系的。
（3） 轮询所有fd_set中的每一个fd，检查是否有相应的事件发生，如果有，就进行处理。

优点：
相比其他模型，使用 select() 的事件驱动模型只用单线程（进程）执行，占用资源少，不消耗太多 CPU，同时能够为多客户端提供服务。如果试图建立一个简单的事件驱动的服务器程序，这个模型有一定的参考价值。
缺点：
（1）每次调用select，都需要把fd集合从用户态拷贝到内核态，这个开销在fd很多时会很大！！！（复制大量句柄数据结构，产生巨大的开销 ）。
（2）同时每次调用select都需要在内核遍历传递进来的所有fd，这个开销在fd很多时也很大！！！（消耗大量时间去轮询各个句柄，才能发现哪些句柄发生了事件）。
（3）单个进程能够监视的文件描述符的数量存在最大限制，32位机默认是1024。
（4）select的触发方式是水平触发，应用程序如果没有完成对一个已经就绪的文件描述符进行IO *** 作，那么之后每次select调用还是会将这些文件描述符通知进程。
（5）该模型将事件探测和事件响应夹杂在一起，一旦事件响应的执行体庞大，则对整个模型是灾难性的。

poll库是在linux2123中引入的，windows平台不支持poll。poll本质上和select没有太大区别，都是先创建一个关注事件的描述符的集合，然后再去等待这些事件发生，然后再轮询描述符集合，检查有没有事件发生，如果有，就进行处理。因此，poll有着与select相似的处理流程：

（1）select需要为读、写、异常事件分别创建一个描述符集合，最后轮询的时候，需要分别轮询这三个集合。而poll只需要一个集合，在每个描述符对应的结构上分别设置读、写、异常事件，最后轮询的时候，可以同时检查三种事件。
（2）它没有最大连接数的限制，原因是它是基于链表来存储的。

（1）大量的fd的数组被整体复制于用户态和内核地址空间之间，而不管这样的复制是不是有意义。
（2）poll还有一个特点是“水平触发”，如果报告了fd后，没有被处理，那么下次poll时会再次报告该fd。

poll和select，它们的最大的问题就在于效率。它们的处理方式都是创建一个事件列表，然后把这个列表发给内核，返回的时候，再去轮询检查这个列表，这样在描述符比较多的应用中，效率就显得比较低下了。
epoll是一种比较好的做法，它把描述符列表交给内核，一旦有事件发生，内核把发生事件的描述符列表通知给进程，这样就避免了轮询整个描述符列表。
epoll支持水平触发和边缘触发，最大的特点在于边缘触发，它只告诉进程哪些fd刚刚变为就绪态，并且只会通知一次。还有一个特点是，epoll使用“事件”的就绪通知方式，通过epoll_ctl注册fd，一旦该fd就绪，内核就会采用类似callback的回调机制来激活该fd，epoll_wait便可以收到通知。
epoll与select和poll的调用接口上的不同：select和poll都只提供了一个函数——select或者poll函数。而epoll提供了三个函数，epoll_create,epoll_ctl和epoll_wait，epoll_create是创建一个epoll句柄；epoll_ctl是注册要监听的事件类型；epoll_wait则是等待事件的产生。

（1）创建一个epoll描述符，调用epoll_create()来完成。epoll_create()有一个整型的参数size，用来告诉内核，要创建一个有size个描述符的事件列表（集合）。

（2）给描述符设置所关注的事件，并把它添加到内核的事件列表中。这里需要调用epoll_ctl()来完成。

（3）等待内核通知事件发生，得到发生事件的描述符的结构列表。该过程由epoll_wait()完成。得到事件列表后，就可以进行事件处理了。

（1）没有最大并发连接的限制，能打开FD的上限远大于1024（1G的内存上能监听约10万个端口）；

（2）效率提升。不是轮询的方式，不会随着FD数目的增加效率下降。只有活跃可用的FD才会调用callback函数；
即epoll最大的优点就在于它只管你“活跃”的连接，而跟连接总数无关，因此在实际的网络环境中，epoll的效率就会远远高于select和poll。
（3）内存拷贝。epoll通过内核和用户空间共享一块内存来实现消息传递的。利用mmap()文件映射内存加速与内核空间的消息传递；即epoll使用mmap 减少复制开销。epoll保证了每个fd在整个过程中只会拷贝一次（select，poll每次调用都要把fd集合从用户态往内核态拷贝一次）。

参考链接：
select、poll、epoll总结及ET、LT区别

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