解析Linux高性能網(wǎng)絡(luò)IO和Reactor模型
在零拷貝機(jī)制篇章已介紹過 用戶空間和內(nèi)核空間和緩沖區(qū)，這里就省略了
二、網(wǎng)絡(luò)IO的讀寫過程 當(dāng)在用戶空間發(fā)起對socket套接字的讀操作時(shí)，會(huì)導(dǎo)致上下文切換，用戶進(jìn)程阻塞（R1）等待網(wǎng)絡(luò)數(shù)據(jù)流到來，從網(wǎng)卡復(fù)制到內(nèi)核；（R2）然后從內(nèi)核緩沖區(qū)向用戶進(jìn)程緩沖區(qū)復(fù)制。此時(shí)進(jìn)程切換恢復(fù)，處理拿到的數(shù)據(jù) 這里我們給socket讀操作的第一階段起個(gè)別名R1，第二階段稱為R2 當(dāng)在用戶空間發(fā)起對socket的send操作時(shí)，導(dǎo)致上下文切換，用戶進(jìn)程阻塞等待（1）數(shù)據(jù)從用戶進(jìn)程緩沖區(qū)復(fù)制到內(nèi)核緩沖區(qū)。數(shù)據(jù)copy完成，此時(shí)進(jìn)程切換恢復(fù)三、Linux五種網(wǎng)絡(luò)IO模型3.1、阻塞式I/O (blocking IO)ssize_t recvfrom(int sockfd,void *buf,size_t len,unsigned int flags, struct sockaddr *from,socket_t *fromlen);
int select(int nfds, fd_set *readfds, fd_set *writefds, fd_set *exceptfds, struct timeval *timeout);
1）使用copy_from_user從用戶空間拷貝fd_set到內(nèi)核空間
2）注冊回調(diào)函數(shù)__pollwait
3）遍歷所有fd，調(diào)用其對應(yīng)的poll方法（對于socket，這個(gè)poll方法是sock_poll，sock_poll根據(jù)情況會(huì)調(diào)用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll）
4）以tcp_poll為例，其核心實(shí)現(xiàn)就是__pollwait，也就是上面注冊的回調(diào)函數(shù)
5）__pollwait的主要工作就是把current（當(dāng)前進(jìn)程）掛到設(shè)備的等待隊(duì)列中，不同的設(shè)備有不同的等待隊(duì)列，對于tcp_poll來說，其等待隊(duì)列是sk->sk_sleep（注意把進(jìn)程掛到等待隊(duì)列中并不代表進(jìn)程已經(jīng)睡眠了）。在設(shè)備收到一條消息（網(wǎng)絡(luò)設(shè)備）或填寫完文件數(shù)據(jù)（磁盤設(shè)備）后，會(huì)喚醒設(shè)備等待隊(duì)列上睡眠的進(jìn)程，這時(shí)current便被喚醒了
6）poll方法返回時(shí)會(huì)返回一個(gè)描述讀寫操作是否就緒的mask掩碼，根據(jù)這個(gè)mask掩碼給fd_set賦值
7）如果遍歷完所有的fd，還沒有返回一個(gè)可讀寫的mask掩碼，則會(huì)調(diào)用schedule_timeout是調(diào)用select的進(jìn)程（也就是current）進(jìn)入睡眠
8） 當(dāng)設(shè)備驅(qū)動(dòng)發(fā)生自身資源可讀寫后，會(huì)喚醒其等待隊(duì)列上睡眠的進(jìn)程。如果超過一定的超時(shí)時(shí)間（timeout指定），還是沒人喚醒，則調(diào)用select的進(jìn)程會(huì)重新被喚醒獲得CPU，進(jìn)而重新遍歷fd，判斷有沒有就緒的fd
9）把fd_set從內(nèi)核空間拷貝到用戶空間
select的缺點(diǎn)：
每次調(diào)用select，都需要把fd集合從用戶態(tài)拷貝到內(nèi)核態(tài)，這個(gè)開銷在fd很多時(shí)會(huì)很大 同時(shí)每次調(diào)用select都需要在內(nèi)核遍歷傳遞進(jìn)來的所有fd，這個(gè)開銷在fd很多時(shí)也很大 select支持的文件描述符數(shù)量太小了，默認(rèn)是10244.2、epollint 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); 調(diào)用epoll_create，會(huì)在內(nèi)核cache里建個(gè)紅黑樹用于存儲(chǔ)以后epoll_ctl傳來的socket，同時(shí)也會(huì)再建立一個(gè)rdllist雙向鏈表用于存儲(chǔ)準(zhǔn)備就緒的事件。當(dāng)epoll_wait調(diào)用時(shí)，僅查看這個(gè)rdllist雙向鏈表數(shù)據(jù)即可 epoll_ctl在向epoll對象中添加、修改、刪除事件時(shí)，是在rbr紅黑樹中操作的，非常快 添加到epoll中的事件會(huì)與設(shè)備(如網(wǎng)卡)建立回調(diào)關(guān)系，設(shè)備上相應(yīng)事件的發(fā)生時(shí)會(huì)調(diào)用回調(diào)方法，把事件加進(jìn)rdllist雙向鏈表中；這個(gè)回調(diào)方法在內(nèi)核中叫做ep_poll_callback
epoll的兩種觸發(fā)模式：
epoll有EPOLLLT和EPOLLET兩種觸發(fā)模式，LT是默認(rèn)的模式，ET是“高速”模式（只支持no-block socket）
LT（水平觸發(fā)）模式下，只要這個(gè)文件描述符還有數(shù)據(jù)可讀，每次epoll_wait都會(huì)觸發(fā)它的讀事件 ET（邊緣觸發(fā)）模式下，檢測到有I/O事件時(shí)，通過 epoll_wait 調(diào)用會(huì)得到有事件通知的文件描述符，對于文件描述符，如可讀，則必須將該文件描述符一直讀到空（或者返回EWOULDBLOCK），否則下次的epoll_wait不會(huì)觸發(fā)該事件4.3、epoll相比select的優(yōu)點(diǎn)解決select三個(gè)缺點(diǎn)：
對于第一個(gè)缺點(diǎn)：epoll的解決方案在epoll_ctl函數(shù)中。每次注冊新的事件到epoll句柄中時(shí)（在epoll_ctl中指定EPOLL_CTL_ADD），會(huì)把所有的fd拷貝進(jìn)內(nèi)核，而不是在epoll_wait的時(shí)候重復(fù)拷貝。epoll保證了每個(gè)fd在整個(gè)過程中只會(huì)拷貝一次(epoll_wait不需要復(fù)制) 對于第二個(gè)缺點(diǎn)：epoll為每個(gè)fd指定一個(gè)回調(diào)函數(shù)，當(dāng)設(shè)備就緒，喚醒等待隊(duì)列上的等待者時(shí)，就會(huì)調(diào)用這個(gè)回調(diào)函數(shù)，而這個(gè)回調(diào)函數(shù)會(huì)把就緒的fd加入一個(gè)就緒鏈表。epoll_wait的工作實(shí)際上就是在這個(gè)就緒鏈表中查看有沒有就緒的fd(不需要遍歷) 對于第三個(gè)缺點(diǎn)：epoll沒有這個(gè)限制，它所支持的FD上限是最大可以打開文件的數(shù)目，這個(gè)數(shù)字一般遠(yuǎn)大于2048，舉個(gè)例子，在1GB內(nèi)存的機(jī)器上大約是10萬左右，一般來說這個(gè)數(shù)目和系統(tǒng)內(nèi)存關(guān)系很大epoll的高性能：
epoll使用了紅黑樹來保存需要監(jiān)聽的文件描述符事件，epoll_ctl增刪改操作快速 epoll不需要遍歷就能獲取就緒fd，直接返回就緒鏈表即可 linux2.6 之后使用了mmap技術(shù)，數(shù)據(jù)不在需要從內(nèi)核復(fù)制到用戶空間，零拷貝4.4、關(guān)于epoll的IO模型是同步異步的疑問概念定義：
同步I/O操作：導(dǎo)致請求進(jìn)程阻塞，直到I/O操作完成 異步I/O操作：不導(dǎo)致請求進(jìn)程阻塞，異步只用處理I/O操作完成后的通知，并不主動(dòng)讀寫數(shù)據(jù)，由系統(tǒng)內(nèi)核完成數(shù)據(jù)的讀寫 阻塞，非阻塞：進(jìn)程/線程要訪問的數(shù)據(jù)是否就緒，進(jìn)程/線程是否需要等待異步IO的概念是要求無阻塞I/O調(diào)用。前面有介紹到I/O操作分兩階段：R1等待數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好。R2從內(nèi)核到進(jìn)程拷貝數(shù)據(jù)。雖然epoll在2.6內(nèi)核之后采用mmap機(jī)制，使得其在R2階段不需要復(fù)制，但是它在R1還是阻塞的。因此歸類到同步IO
五、Reactor模型Reactor的中心思想是將所有要處理的I/O事件注冊到一個(gè)中心I/O多路復(fù)用器上，同時(shí)主線程/進(jìn)程阻塞在多路復(fù)用器上；一旦有I/O事件到來或是準(zhǔn)備就緒，多路復(fù)用器返回，并將事先注冊的相應(yīng)I/O事件分發(fā)到對應(yīng)的處理器中
5.1、相關(guān)概念介紹 事件：就是狀態(tài)；比如：讀就緒事件指的是我們可以從內(nèi)核讀取數(shù)據(jù)的狀態(tài) 事件分離器：一般會(huì)把事件的等待發(fā)生交給epoll、select；而事件的到來是隨機(jī)，異步的，所以需要循環(huán)調(diào)用epoll，在框架里對應(yīng)封裝起來的模塊就是事件分離器（簡單理解為對epoll封裝） 事件處理器：事件發(fā)生后需要進(jìn)程或線程去處理，這個(gè)處理者就是事件處理器，一般和事件分離器是不同的線程5.2、Reactor的一般流程1）應(yīng)用程序在事件分離器注冊讀寫就緒事件和讀寫就緒事件處理器
2）事件分離器等待讀寫就緒事件發(fā)生
3）讀寫就緒事件發(fā)生，激活事件分離器，分離器調(diào)用讀寫就緒事件處理器
4）事件處理器先從內(nèi)核把數(shù)據(jù)讀取到用戶空間，然后再處理數(shù)據(jù)
1）應(yīng)用程序在事件分離器注冊讀完成事件和讀完成事件處理器，并向系統(tǒng)發(fā)出異步讀請求
2）事件分離器等待讀事件的完成
3）在分離器等待過程中，系統(tǒng)利用并行的內(nèi)核線程執(zhí)行實(shí)際的讀操作，并將數(shù)據(jù)復(fù)制進(jìn)程緩沖區(qū)，最后通知事件分離器讀完成到來
4）事件分離器監(jiān)聽到讀完成事件，激活讀完成事件的處理器
5）讀完成事件處理器直接處理用戶進(jìn)程緩沖區(qū)中的數(shù)據(jù)
以上就是解析Linux高性能網(wǎng)絡(luò)IO和Reactor模型的詳細(xì)內(nèi)容，更多關(guān)于Linux高性能網(wǎng)絡(luò)IO和Reactor模型的資料請關(guān)注好吧啦網(wǎng)其它相關(guān)文章！
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