這一篇要說的select、poll、epoll這三個的區(qū)別，大家對于IO多路復(fù)用都了解吧，這個問題也是面試官最最愛問的問題之一了。

操作系統(tǒng)在處理IO的時(shí)候，主要客源分為兩個階段：

• 等待數(shù)據(jù)傳遞到IO設(shè)備。
• IO設(shè)備將數(shù)據(jù)復(fù)制到用戶空間user space。

也就可以將上述過程簡化理解為：

等待數(shù)據(jù)到kernel內(nèi)核區(qū)域。

kernel內(nèi)核區(qū)域?qū)?shù)據(jù)復(fù)制到用戶區(qū)域user space，用戶區(qū)域可以理解為JVM區(qū)域，即進(jìn)程或者線程的緩沖區(qū)。

BIO

這是屬于最簡單的同步阻塞IO模型

當(dāng)應(yīng)用層有數(shù)據(jù)過來的時(shí)候，會調(diào)用recvfrom方法，但是這個時(shí)候應(yīng)用層的數(shù)據(jù)還沒有復(fù)制到kernel內(nèi)核區(qū)，也就是上面說的第一個過程，這個過程需要時(shí)間，所以recvfrom會阻塞。

當(dāng)內(nèi)核kernel中的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了之后，recvfrom方法并不會返回，而是會發(fā)起一個系統(tǒng)調(diào)用將kernel中的數(shù)據(jù)復(fù)制到JVM的進(jìn)程中的緩沖區(qū)中，也就是用戶空間user space。

當(dāng)這個復(fù)制也完成之后，也就是上面說的兩個階段全部完成之后，recvfrom才會返回并且解除程序的阻塞。

默認(rèn)情況下，所有的文件操作都是阻塞的，在進(jìn)程調(diào)用期間的recvfrom，直到數(shù)據(jù)包達(dá)到并且被復(fù)制到JVM進(jìn)程緩沖區(qū)或者發(fā)生錯誤的時(shí)候才會返回，在此期間一直阻塞。

在阻塞期間，CPU不能執(zhí)行IO操作，但是CPU還是可以去做別的事情的，阻塞了，但沒有完全阻塞。

我們再看操作系統(tǒng)處理IO的兩個步驟

• 等待數(shù)據(jù)到kernel內(nèi)核區(qū)域
• kernel內(nèi)核區(qū)域?qū)?shù)據(jù)復(fù)制到用戶區(qū)域user space

阻塞IO模型，其實(shí)就是把這兩個階段合并在一起，一起阻塞。

NIO

非阻塞其實(shí)就是把第一個過程的阻塞變成非阻塞，也就是recvfrom函數(shù)會不斷的去詢問kernel內(nèi)核區(qū)域中的數(shù)據(jù)是否準(zhǔn)備好。

如果數(shù)據(jù)沒有準(zhǔn)備好，就返回EWOULDBLOCK錯誤，不斷的去進(jìn)行輪詢檢查，知道發(fā)現(xiàn)kernel內(nèi)核中的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了，就會返回。

第二個階段屬于系統(tǒng)調(diào)用，是必須阻塞的，就是將數(shù)據(jù)從kernel內(nèi)核區(qū)域拷貝到用戶區(qū)域，也就是進(jìn)程緩沖區(qū)中。

Linux系統(tǒng)將所有設(shè)備都當(dāng)作文件來處理，而Linux用文件描述符fd來標(biāo)識每個文件對象。

問題

阻塞模型在沒有收到數(shù)據(jù)的時(shí)候就會阻塞卡主，如果一個線程需要接受到多個客戶端的socket的fd連接，這樣會導(dǎo)致在處理這種情況效率比較低。

必須處理完前面的所有fd，才可以處理后面的fd，即使后面的fd可能比前面的fd提前準(zhǔn)備好了，但是也得等，這樣會導(dǎo)致客戶端的嚴(yán)重延遲。

于是為了處理多個請求，有的小伙伴可能會想到用多個線程來改善，可以引入線程池改善這個情況，并且通過線程池的最大數(shù)量來控制這個限度，但是這并沒有從根本上解決問題。

應(yīng)用：適用于針對大量的io請求的情況，對于服務(wù)器必須在同時(shí)處理來自客戶端的大量的io操作的時(shí)候，就非常適合。

Select工作流程

單個進(jìn)程可以同時(shí)處理多個網(wǎng)絡(luò)連接的IO請求，就是調(diào)用select之后，整個程序就阻塞了。

此時(shí)需要把所有的fd集合都從JVM用戶空間拷貝到kernel內(nèi)核空間，這個開銷很大。

然后去輪詢檢查所有的select負(fù)責(zé)的fd，當(dāng)找到一個client中的數(shù)據(jù)準(zhǔn)備好了之后，select就會返回，此時(shí)將數(shù)據(jù)從kernel復(fù)制到進(jìn)程的緩沖區(qū)中。

缺點(diǎn)：

• 每次都需要把fd集合從用戶態(tài)拷貝到內(nèi)核態(tài)，消耗資源。
• 每次調(diào)用需要進(jìn)行輪詢所有傳遞進(jìn)來的fd，也比較消耗資源。

你想啊，要是有十萬個連接，而活躍的只有幾個，那每次都要遍歷這十萬個，豈不是很糟糕。

• 支持的fd數(shù)量有限，根據(jù)fd_size的定義，它的大小為32個整數(shù)大小（32位機(jī)器為32*32，所有共有1024bits可以記錄fd），每個fd一個bit，所以最大只能同時(shí)處理1024個fd。

每一次呼叫select都需要先從 user space把 FD_SET復(fù)制到 kernel（約線性時(shí)間成本）。

為什么 select 不能像epoll一樣，只做一次復(fù)制就好呢?

每一次呼叫 select()前，F(xiàn)D_SET都可能更動，而 epoll 提供了共享記憶存儲結(jié)構(gòu)，所以不需要這里的kernel內(nèi)核區(qū)域和用戶區(qū)域之間的全量數(shù)據(jù)復(fù)制。

Poll

poll的原理與select非常相似，但是呢，有兩點(diǎn)的不同之處。

一個是存儲fd的集合不同，select是有限的，而poll的方式存儲是鏈?zhǔn)降?，沒有最大連接數(shù)的限制。

另一點(diǎn)就是水平觸發(fā)，也就是通知程序fd就緒后，這次沒有被處理，那么下次poll的時(shí)候會再次通知同個fd已經(jīng)就緒。

Epoll

epoll既然是對select和poll的改進(jìn)，就應(yīng)該能避免上述的三個缺點(diǎn)。那epoll都是怎么解決的呢？

在此之前，我們先看一下epoll和select和poll的調(diào)用接口上的不同，select和poll都只提供了一個函數(shù)——select或者poll函數(shù)。而epoll提供了三個函數(shù)，epoll_create,epoll_ctl和epoll_wait。

epoll_create是創(chuàng)建一個epoll句柄；epoll_ctl是注冊要監(jiān)聽的事件類型；epoll_wait則是等待事件的產(chǎn)生。

對于每次都需要把數(shù)據(jù)從用戶區(qū)全量復(fù)制到kernel內(nèi)核區(qū)這個缺點(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fd在整個過程中只會拷貝一次。

對于第二個每次都需要輪詢所有fd這個缺點(diǎn)

epoll的解決方案不像select或poll一樣每次都把current輪流加入fd對應(yīng)的設(shè)備等待隊(duì)列中，而只在epoll_ctl時(shí)把current掛一遍（這一遍必不可少）并為每個fd指定一個回調(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)，就會調(diào)用這個回調(diào)函數(shù)，而這個回調(diào)函數(shù)會把就緒的fd加入一個就緒鏈表）。

epoll_wait的工作實(shí)際上就是在這個就緒鏈表中查看有沒有就緒的fd（利用schedule_timeout()實(shí)現(xiàn)睡一會，判斷一會的效果，和select實(shí)現(xiàn)中的第7步是類似的）。

把主動權(quán)交給了每一個連接，當(dāng)設(shè)備就緒的時(shí)候，調(diào)用回調(diào)函數(shù)才會加入到這個就緒的集合。

對于第三個數(shù)量的缺點(diǎn)

epoll沒有這個限制，它所支持的FD上限是最大可以打開文件的數(shù)目，這個數(shù)字一般遠(yuǎn)大于1024，舉個例子,在1GB內(nèi)存的機(jī)器上大約是10萬左右，具體數(shù)目可以cat /proc/sys/fs/file-max察看,一般來說這個數(shù)目和系統(tǒng)內(nèi)存關(guān)系很大。