本文主要是介绍epoll整理，希望对大家解决编程问题提供一定的参考价值，需要的开发者们随着小编来一起学习吧！
首先我们来定义流的概念，一个流可以是文件，socket，pipe等等可以进行I/O操作的内核对象。
不管是文件，还是套接字，还是管道，我们都可以把他们看作流。
之后我们来讨论I/O的操作，通过read，我们可以从流中读入数据；通过write，我们可以往流写入数据。现在假定一个情形，我们需要从流中读数据，但是流中还没有数据，（典型的例子为，客户端要从socket读如数据，但是服务器还没有把数据传回来），这时候该怎么办？
阻塞：阻塞是个什么概念呢？比如某个时候你在等快递，但是你不知道快递什么时候过来，而且你没有别的事可以干（或者说接下来的事要等快递来了才能做）；那么你可以去睡觉了，因为你知道快递把货送来时一定会给你打个电话（假定一定能叫醒你）。
非阻塞忙轮询：接着上面等快递的例子，如果用忙轮询的方法，那么你需要知道快递员的手机号，然后每分钟给他挂个电话：“你到了没？”
很明显一般人不会用第二种做法，不仅显很无脑，浪费话费不说，还占用了快递员大量的时间。
大部分程序也不会用第二种做法，因为第一种方法经济而简单，经济是指消耗很少的CPU时间，如果线程睡眠了，就掉出了系统的调度队列，暂时不会去瓜分CPU宝贵的时间片了。
为了了解阻塞是如何进行的，我们来讨论缓冲区，以及内核缓冲区，最终把I/O事件解释清楚。缓冲区的引入是为了减少频繁I/O操作而引起频繁的系统调用（你知道它很慢的），当你操作一个流时，更多的是以缓冲区为单位进行操作，这是相对于用户空间而言。对于内核来说，也需要缓冲区。
假设有一个管道，进程A为管道的写入方，Ｂ为管道的读出方。
假设一开始内核缓冲区是空的，B作为读出方，被阻塞着。然后首先A往管道写入，这时候内核缓冲区由空的状态变到非空状态，内核就会产生一个事件告诉Ｂ该醒来了，这个事件姑且称之为“缓冲区非空”。
但是“缓冲区非空”事件通知B后，B却还没有读出数据；且内核许诺了不能把写入管道中的数据丢掉这个时候，Ａ写入的数据会滞留在内核缓冲区中，如果内核也缓冲区满了，B仍未开始读数据，最终内核缓冲区会被填满，这个时候会产生一个I/O事件，告诉进程A，你该等等（阻塞）了，我们把这个事件定义为“缓冲区满”。
假设后来Ｂ终于开始读数据了，于是内核的缓冲区空了出来，这时候内核会告诉A，内核缓冲区有空位了，你可以从长眠中醒来了，继续写数据了，我们把这个事件叫做“缓冲区非满”
也许事件Y1已经通知了A，但是A也没有数据写入了，而Ｂ继续读出数据，知道内核缓冲区空了。这个时候内核就告诉B，你需要阻塞了！，我们把这个时间定为“缓冲区空”。
这四个情形涵盖了四个I/O事件，缓冲区满，缓冲区空，缓冲区非空，缓冲区非满（注都是说的内核缓冲区，且这四个术语都是我生造的，仅为解释其原理而造）。这四个I/O事件是进行阻塞同步的根本。（如果不能理解“同步”是什么概念，请学习操作系统的锁，信号量，条件变量等任务同步方面的相关知识）。
然后我们来说说阻塞I/O的缺点。但是阻塞I/O模式下，一个线程只能处理一个流的I/O事件。如果想要同时处理多个流，要么多进程(fork)，要么多线程(pthread_create)，很不幸这两种方法效率都不高。
于是再来考虑非阻塞忙轮询的I/O方式，我们发现我们可以同时处理多个流了（把一个流从阻塞模式切换到非阻塞模式再此不予讨论）：
while true {
for i in stream[]; {
if i has data
read until unavailable
}
}
我们只要不停的把所有流从头到尾问一遍，又从头开始。这样就可以处理多个流了，但这样的做法显然不好，因为如果所有的流都没有数据，那么只会白白浪费CPU。这里要补充一点，阻塞模式下，内核对于I/O事件的处理是阻塞或者唤醒，而非阻塞模式下则把I/O事件交给其他对象（后文介绍的select以及epoll）处理甚至直接忽略。
为了避免CPU空转，可以引进了一个代理（一开始有一位叫做select的代理，后来又有一位叫做poll的代理，不过两者的本质是一样的）。这个代理比较厉害，可以同时观察许多流的I/O事件，在空闲的时候，会把当前线程阻塞掉，当有一个或多个流有I/O事件时，就从阻塞态中醒来，于是我们的程序就会轮询一遍所有的流（于是我们可以把“忙”字去掉了）。代码长这样:
while true {
select(streams[])
for i in streams[] {
if i has data
read until unavailable
}
}
于是，如果没有I/O事件产生，我们的程序就会阻塞在select处。但是依然有个问题，我们从select那里仅仅知道了，有I/O事件发生了，但却并不知道是那几个流（可能有一个，多个，甚至全部），我们只能无差别轮询所有流，找出能读出数据，或者写入数据的流，对他们进行操作。
但是使用select，我们有O(n)的无差别轮询复杂度，同时处理的流越多，没一次无差别轮询时间就越长。再次
说了这么多，终于能好好解释epoll了
epoll可以理解为event poll，不同于忙轮询和无差别轮询，epoll之会把哪个流发生了怎样的I/O事件通知我们。此时我们对这些流的操作都是有意义的。（复杂度降低到了O(1)）
在讨论epoll的实现细节之前，先把epoll的相关操作列出：
epoll_create 创建一个epoll对象，一般epollfd = epoll_create()
epoll_ctl （epoll_add/epoll_del的合体），往epoll对象中增加/删除某一个流的某一个事件
比如
epoll_ctl(epollfd, EPOLL_CTL_ADD, socket, EPOLLIN);//注册缓冲区非空事件，即有数据流入
epoll_ctl(epollfd, EPOLL_CTL_DEL, socket, EPOLLOUT);//注册缓冲区非满事件，即流可以被写入
epoll_wait(epollfd,...)等待直到注册的事件发生
（注：当对一个非阻塞流的读写发生缓冲区满或缓冲区空，write/read会返回-1，并设置errno=EAGAIN。而epoll只关心缓冲区非满和缓冲区非空事件）。
一个epoll模式的代码大概的样子是：
while true {
active_stream[] = epoll_wait(epollfd)
for i in active_stream[] {
read or write till
}
}
1、红黑树是用来存储这些描述符的，因为红黑树的特性，就是良好的插入，查找，删除性能O(lgN)。
当内核初始化epoll的时候（当调用epoll_create的时候内核也是个epoll描述符创建了一个文件，毕竟在Linux中一切都是文件，而epoll面对的是一个特殊的文件，和普通文件不同），会开辟出一块内核高速cache区，这块区域用来存储我们要监管的所有的socket描述符，当然在这里面存储一定有一个数据结构，这就是红黑树，由于红黑树的接近平衡的查找，插入，删除能力，在这里显著的提高了对描述符的管理。
2、rdlist 就绪描述符链表这是一个双链表，epoll_wait()函数返回的也是这个就绪链表。
当内核创建了红黑树之后，同时也会建立一个双向链表rdlist，用于存储准备就绪的描述符，当调用epoll_wait的时候在timeout时间内，只是简单的去管理这个rdlist中是否有数据，如果没有则睡眠至超时，如果有数据则立即返回并将链表中的数据赋值到events数组中。这样就能够高效的管理就绪的描述符，而不用去轮询所有的描述符。所以当管理的描述符很多但是就绪的描述符数量很少的情况下如果用select来实现的话效率可想而知，很低，但是epoll的话确实是非常适合这个时候使用。
对与rdlist的维护：当执行epoll_ctl时除了把socket描述符放入到红黑树中之外，还会给内核中断处理程序注册一个回调函数，告诉内核，当这个描述符上有事件到达（或者说中断了）的时候就调用这个回调函数。这个回调函数的作用就是将描述符放入到rdlist中，所以当一个socket上的数据到达的时候内核就会把网卡上的数据复制到内核，然后把socket描述符插入就绪链表rdlist中。
补充：epoll的工作模式ET和LT
都知道epoll有两个工作模式，ET和LT，其中ET模式是高速模式，叫做边缘触发模式，LT模式是默认模式，叫做水平触发模式。
这两种工作模式的区别在于：
当工作在ET模式下，如果一个描述符上有数据到达，然后读取这个描述符上的数据如果没有将数据全部读完的话，当下次epoll_wait返回的时候这个描述符里的数据就再也读取不到了，因为这个描述符不会再次触发返回，也就没法去读取，所以对于这种模式下对一个描述符的数据的正确读取方式是用一个死循环一直读，读到么有数据可读的情况下才可以认为是读取结束。
而工作在LT模式下，这种情况就不会发生，如果对一个描述符的数据没有读取完成，那么下次当epoll_wait返回的时候会继续触发，也就可以继续获取到这个描述符，从而能够接着读。
那么这两种模式的实现方式是什么样的?
基于以上的数据结构是怎么实现这种工作模式的呢？
实现原理：当一个socket描述符的中断事件发生，内核会将数据从网卡复制到内核，同时将socket描述符插入到rdlist中，此时如果调用了epoll_wait会把rdlist中的就绪的socekt描述符复制到用户空间，然后清理掉这个rdlist中的数据，最后epoll_wait还会再次检查这些socket描述符，如果是工作在LT模式下，并且这些socket描述符上还有数据没有读取完成，那么L就会再次把没有读完的socket描述符放入到rdlist中，所以再次调用epoll_wait的时候是会再次触发的，而ET模式是不会这么干的。
ET模式在物理实现上是基于电平的高低变化来工作的，就是从高电平变成低电平，或者从低电平变成高电平的这个上升沿或者下降沿才会触发，也就是状态变化导致触发，而当一个描述符上数据未读完的时候这个状态是不会发生变化的，所以触发不了，LT模式是在只有出现高电平的时候才会触发。
高电平和低电平：
LT水平触发：
EPOLLIN的触发事件：当输入缓冲区为空-->低电平，当输入缓冲区不为空-->高电平
高电平的时候触发EPOLLIN事件，如果没有把缓冲区的数据读取完，下次还会触发的，因为始终是高电平
EPOLLOUT的触发事件：当发送缓冲区满-->低电平，当发送缓冲区不满-->高电平
高电平的时候触发EPOLLOUT事件，所以在一开始的时候不要关注EPOLLOUT时间，因为发送缓冲区是不满的所以会导致CPU忙等待，每次都触发。什么时候关注EPOLLOUT事件呢? 当write的时候没有写完全，因为发送缓冲区满了，这个时候才关注EPOLLOUT事件直到下次把所有数据都发送完毕了，才取消EPOLLOUT事件
ET边缘触发：
EPOLLIN事件发生的条件:
有数据到来(输入缓冲区初始为空，为低电平，有数据到来变成了高电平)
EPOLLout事件发生的条件:
内核发送缓冲区不满(当发送缓冲区出现满之后为低电平，然后内核发送出去了部分数据后变成了不满，也就是高电平)
参考：https://blog.csdn.net/u011671986/article/details/79449853
https://blog.csdn.net/apacat/article/details/51375950
这篇关于epoll整理的文章就介绍到这儿，希望我们推荐的文章对编程师们有所帮助！
