epoll源码实现分析[整理]

转自http://www.360doc.com/userhome.aspx?userid=14513665&cid=3
epoll用法回顾

先简单回顾下如何使用C库封装的3个epoll相关的系统调用。更详细的用法参见http://www.cnblogs.com/apprentice89/archive/2013/05/06/3063039.html

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);

使用起来很清晰，首先要调用epoll_create建立一个epoll fd。参数size是内核保证能够正确处理的最大文件描述符数目（现在内核使用红黑树组织epoll相关数据结构，不再使用这个参数）。

epoll_ctl可以操作上面建立的epoll fd，例如，将刚建立的socket fd加入到epoll中让其监控，或者把 epoll正在监控的某个socket fd移出epoll，不再监控它等等。

epoll_wait在调用时，在给定的timeout时间内，当在监控的这些文件描述符中的某些文件描述符上有事件发生时，就返回用户态的进程。

epoll为什么高效（相比select）

l 仅从上面的调用方式就可以看出epoll比select/poll的一个优势：select/poll每次调用都要传递所要监控的所有fd给select/poll系统调用（这意味着每次调用都要将fd列表从用户态拷贝到内核态，当fd数目很多时，这会造成低效）。而每次调用epoll_wait时（作用相当于调用select/poll），不需要再传递fd列表给内核，因为已经在epoll_ctl中将需要监控的fd告诉了内核（epoll_ctl不需要每次都拷贝所有的fd，只需要进行增量式操作）。所以，在调用epoll_create之后，内核已经在内核态开始准备数据结构存放要监控的fd了。每次epoll_ctl只是对这个数据结构进行简单的维护。

l 此外，内核使用了slab机制，为epoll提供了快速的数据结构：

在内核里，一切皆文件。所以，epoll向内核注册了一个文件系统，用于存储上述的被监控的fd。当你调用epoll_create时，就会在这个虚拟的epoll文件系统里创建一个file结点。当然这个file不是普通文件，它只服务于epoll。epoll在被内核初始化时（操作系统启动），同时会开辟出epoll自己的内核高速cache区，用于安置每一个我们想监控的fd，这些fd会以红黑树的形式保存在内核cache里，以支持快速的查找、插入、删除。这个内核高速cache区，就是建立连续的物理内存页，然后在之上建立slab层，简单的说，就是物理上分配好你想要的size的内存对象，每次使用时都是使用空闲的已分配好的对象。

l epoll的第三个优势在于：当我们调用epoll_ctl往里塞入百万个fd时，epoll_wait仍然可以飞快的返回，并有效的将发生事件的fd给我们用户。这是由于我们在调用epoll_create时，内核除了帮我们在epoll文件系统里建了个file结点，在内核cache里建了个红黑树用于存储以后epoll_ctl传来的fd外，还会再建立一个list链表，用于存储准备就绪的事件，当epoll_wait调用时，仅仅观察这个list链表里有没有数据即可。有数据就返回，没有数据就sleep，等到timeout时间到后即使链表没数据也返回。所以，epoll_wait非常高效。而且，通常情况下即使我们要监控百万计的fd，大多一次也只返回很少量的准备就绪fd而已，所以，epoll_wait仅需要从内核态copy少量的fd到用户态而已。那么，这个准备就绪list链表是怎么维护的呢？当我们执行epoll_ctl时，除了把fd放到epoll文件系统里file对象对应的红黑树上之外，还会给内核中断处理程序注册一个回调函数，告诉内核，如果这个fd的中断到了，就把它放到准备就绪list链表里。所以，当一个fd（例如socket）上有数据到了，内核在把设备（例如网卡）上的数据copy到内核中后就来把fd（socket）插入到准备就绪list链表里了。

如此，一颗红黑树，一张准备就绪fd链表，少量的内核cache，就帮我们解决了大并发下的fd（socket）处理问题。

1.执行epoll_create时，创建了红黑树和就绪list链表。

2.执行epoll_ctl时，如果增加fd（socket），则检查在红黑树中是否存在，存在立即返回，不存在则添加到红黑树上，然后向内核注册回调函数，用于当中断事件来临时向准备就绪list链表中插入数据。

3.执行epoll_wait时立刻返回准备就绪链表里的数据即可。

源码分析如下：

 static int __init eventpoll_init(void){   mutex_init(&pmutex);   ep_poll_safewake_init(&psw);   epi_cache = kmem_cache_create("eventpoll_epi", sizeof(struct epitem), 0, SLAB_HWCACHE_ALIGN|EPI_SLAB_DEBUG|SLAB_PANIC, NULL);   pwq_cache = kmem_cache_create("eventpoll_pwq", sizeof(struct eppoll_entry), 0, EPI_SLAB_DEBUG|SLAB_PANIC, NULL);   return 0;}epoll用kmem_cache_create（slab分配器）分配内存用来存放struct epitem和struct eppoll_entry。当向系统中添加一个fd时，就创建一个epitem结构体，这是内核管理epoll的基本数据结构：struct epitem {    struct rb_node  rbn;        //用于主结构管理的红黑树    struct list_head  rdllink;  //事件就绪队列    struct epitem  *next;       //用于主结构体中的链表 struct epoll_filefd  ffd;   //这个结构体对应的被监听的文件描述符信息 int  nwait;                 //poll操作中事件的个数    struct list_head  pwqlist;  //双向链表，保存着被监视文件的等待队列，功能类似于select/poll中的poll_table    struct eventpoll  *ep;      //该项属于哪个主结构体（多个epitm从属于一个eventpoll）    struct list_head  fllink;   //双向链表，用来链接被监视的文件描述符对应的struct file。因为file里有f_ep_link,用来保存所有监视这个文件的epoll节点    struct epoll_event  event;  //注册的感兴趣的事件,也就是用户空间的epoll_event}而每个epoll fd（epfd）对应的主要数据结构为：struct eventpoll {    spin_lock_t       lock;        //对本数据结构的访问    struct mutex      mtx;         //防止使用时被删除    wait_queue_head_t     wq;      //sys_epoll_wait() 使用的等待队列    wait_queue_head_t   poll_wait;       //file->poll()使用的等待队列    struct list_head    rdllist;        //事件满足条件的链表    struct rb_root      rbr;            //用于管理所有fd的红黑树（树根）    struct epitem      *ovflist;       //将事件到达的fd进行链接起来发送至用户空间}struct eventpoll在epoll_create时创建。long sys_epoll_create(int size) {    struct eventpoll *ep;    ...    ep_alloc(&ep); //为ep分配内存并进行初始化/* 调用anon_inode_getfd 新建一个file instance，也就是epoll可以看成一个文件（匿名文件）。因此我们可以看到epoll_create会返回一个fd。           epoll所管理的所有的fd都是放在一个大的结构eventpoll(红黑树)中，将主结构体struct eventpoll *ep放入file->private项中进行保存（sys_epoll_ctl会取用）*/ fd = anon_inode_getfd("[eventpoll]", &eventpoll_fops, ep, O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC));     return fd;}其中，ep_alloc(struct eventpoll **pep)为pep分配内存，并初始化。其中，上面注册的操作eventpoll_fops定义如下：static const struct file_operations eventpoll_fops = {    .release=  ep_eventpoll_release,    .poll    =  ep_eventpoll_poll,};

这样说来，内核中维护了一棵红黑树，大致的结构如下：

接着是epoll_ctl函数（省略了出错检查等代码）： asmlinkage long sys_epoll_ctl(int epfd,int op,int fd,struct epoll_event __user *event) {    int error;    struct file *file,*tfile;    struct eventpoll *ep;    struct epoll_event epds;    error = -FAULT;    //判断参数的合法性，将 __user *event 复制给 epds。    if(ep_op_has_event(op) && copy_from_user(&epds,event,sizeof(struct epoll_event)))            goto error_return; //省略跳转到的代码    file  = fget (epfd); // epoll fd 对应的文件对象    tfile = fget(fd);    // fd 对应的文件对象    //在create时存入进去的（anon_inode_getfd），现在取用。    ep = file->private->data;    mutex_lock(&ep->mtx);    //防止重复添加（在ep的红黑树中查找是否已经存在这个fd）    epi = epi_find(ep,tfile,fd);    switch(op)    {       ...        case EPOLL_CTL_ADD:  //增加监听一个fd            if(!epi)            {                epds.events |= EPOLLERR | POLLHUP;     //默认包含POLLERR和POLLHUP事件                error = ep_insert(ep,&epds,tfile,fd);  //在ep的红黑树中插入这个fd对应的epitm结构体。            } else  //重复添加（在ep的红黑树中查找已经存在这个fd）。                error = -EEXIST;            break;        ...    }    return error;}ep_insert的实现如下：static int ep_insert(struct eventpoll *ep, struct epoll_event *event, struct file *tfile, int fd){   int error ,revents,pwake = 0;   unsigned long flags ;   struct epitem *epi;   /*      struct ep_queue{         poll_table pt;         struct epitem *epi;      }   */   struct ep_pqueue epq;   //分配一个epitem结构体来保存每个加入的fd   if(!(epi = kmem_cache_alloc(epi_cache,GFP_KERNEL)))      goto error_return;   //初始化该结构体   ep_rb_initnode(&epi->rbn);   INIT_LIST_HEAD(&epi->rdllink);   INIT_LIST_HEAD(&epi->fllink);   INIT_LIST_HEAD(&epi->pwqlist);   epi->ep = ep;   ep_set_ffd(&epi->ffd,tfile,fd);   epi->event = *event;   epi->nwait = 0;   epi->next = EP_UNACTIVE_PTR;   epq.epi = epi;   //安装poll回调函数   init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc );   /* 调用poll函数来获取当前事件位，其实是利用它来调用注册函数ep_ptable_queue_proc（poll_wait中调用）。       如果fd是套接字，f_op为socket_file_ops，poll函数是       sock_poll()。如果是TCP套接字的话，进而会调用       到tcp_poll()函数。此处调用poll函数查看当前       文件描述符的状态，存储在revents中。       在poll的处理函数(tcp_poll())中，会调用sock_poll_wait()，       在sock_poll_wait()中会调用到epq.pt.qproc指向的函数，       也就是ep_ptable_queue_proc()。  */    revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);   spin_lock(&tfile->f_ep_lock);   list_add_tail(&epi->fllink,&tfile->f_ep_lilnks);   spin_unlock(&tfile->f_ep_lock);   ep_rbtree_insert(ep,epi); //将该epi插入到ep的红黑树中   spin_lock_irqsave(&ep->lock,flags);//  revents & event->events：刚才fop->poll的返回值中标识的事件有用户event关心的事件发生。// !ep_is_linked(&epi->rdllink)：epi的ready队列中有数据。ep_is_linked用于判断队列是否为空。/*  如果要监视的文件状态已经就绪并且还没有加入到就绪队列中,则将当前的    epitem加入到就绪队列中.如果有进程正在等待该文件的状态就绪,则    唤醒一个等待的进程。  */ if((revents & event->events) && !ep_is_linked(&epi->rdllink)) {      list_add_tail(&epi->rdllink,&ep->rdllist); //将当前epi插入到ep->ready队列中。/* 如果有进程正在等待文件的状态就绪，也就是调用epoll_wait睡眠的进程正在等待，则唤醒一个等待进程。waitqueue_active(q) 等待队列q中有等待的进程返回1，否则返回0。*/      if(waitqueue_active(&ep->wq))         __wake_up_locked(&ep->wq,TAKS_UNINTERRUPTIBLE | TASK_INTERRUPTIBLE);/*  如果有进程等待eventpoll文件本身（???）的事件就绪，           则增加临时变量pwake的值，pwake的值不为0时，           在释放lock后，会唤醒等待进程。 */       if(waitqueue_active(&ep->poll_wait))         pwake++;   }   spin_unlock_irqrestore(&ep->lock,flags);if(pwake)      ep_poll_safewake(&psw,&ep->poll_wait);//唤醒等待eventpoll文件状态就绪的进程   return 0;}init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc);revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);这两个函数将ep_ptable_queue_proc注册到epq.pt中的qproc。typedef struct poll_table_struct {poll_queue_proc qproc;unsigned long key;}poll_table;执行f_op->poll(tfile, &epq.pt)时，XXX_poll(tfile, &epq.pt)函数会执行poll_wait()，poll_wait()会调用epq.pt.qproc函数，即ep_ptable_queue_proc。ep_ptable_queue_proc函数如下：/*  在文件操作中的poll函数中调用，将epoll的回调函数加入到目标文件的唤醒队列中。    如果监视的文件是套接字，参数whead则是sock结构的sk_sleep成员的地址。  */static void ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t *whead, poll_table *pt) {/* struct ep_queue{         poll_table pt;         struct epitem *epi;      } */    struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt); //pt获取struct ep_queue的epi字段。    struct eppoll_entry *pwq;    if (epi->nwait >= 0 && (pwq = kmem_cache_alloc(pwq_cache, GFP_KERNEL))) {        init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait, ep_poll_callback);        pwq->whead = whead;        pwq->base = epi;        add_wait_queue(whead, &pwq->wait);        list_add_tail(&pwq->llink, &epi->pwqlist);        epi->nwait++;    } else {        /* We have to signal that an error occurred */        /*         * 如果分配内存失败，则将nwait置为-1，表示         * 发生错误，即内存分配失败，或者已发生错误         */        epi->nwait = -1;    }}其中struct eppoll_entry定义如下：struct eppoll_entry {   struct list_head llink;   struct epitem *base;   wait_queue_t wait;   wait_queue_head_t *whead;};ep_ptable_queue_proc 函数完成 epitem 加入到特定文件的wait队列任务。ep_ptable_queue_proc有三个参数：struct file *file;              该fd对应的文件对象wait_queue_head_t *whead;      该fd对应的设备等待队列（同select中的mydev->wait_address）poll_table *pt;                 f_op->poll(tfile, &epq.pt)中的epq.pt在ep_ptable_queue_proc函数中，引入了另外一个非常重要的数据结构eppoll_entry。eppoll_entry主要完成epitem和epitem事件发生时的callback（ep_poll_callback）函数之间的关联。首先将eppoll_entry的whead指向fd的设备等待队列（同select中的wait_address），然后初始化eppoll_entry的base变量指向epitem，最后通过add_wait_queue将epoll_entry挂载到fd的设备等待队列上。完成这个动作后，epoll_entry已经被挂载到fd的设备等待队列。由于ep_ptable_queue_proc函数设置了等待队列的ep_poll_callback回调函数。所以在设备硬件数据到来时，硬件中断处理函数中会唤醒该等待队列上等待的进程时，会调用唤醒函数ep_poll_callback（参见博文http://www.cnblogs.com/apprentice89/archive/2013/05/09/3068274.html）。static int ep_poll_callback(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key) {   int pwake = 0;   unsigned long flags;   struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait);   struct eventpoll *ep = epi->ep;   spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);   //判断注册的感兴趣事件//#define EP_PRIVATE_BITS  (EPOLLONESHOT | EPOLLET)//有非EPOLLONESHONT或EPOLLET事件   if (!(epi->event.events & ~EP_PRIVATE_BITS))      goto out_unlock;   if (unlikely(ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR)) {      if (epi->next == EP_UNACTIVE_PTR) {         epi->next = ep->ovflist;         ep->ovflist = epi;      }      goto out_unlock;   }   if (ep_is_linked(&epi->rdllink))      goto is_linked;    //***关键***，将该fd加入到epoll监听的就绪链表中   list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);   //唤醒调用epoll_wait()函数时睡眠的进程。用户层epoll_wait(...) 超时前返回。if (waitqueue_active(&ep->wq))      __wake_up_locked(&ep->wq, TASK_UNINTERRUPTIBLE | TASK_INTERRUPTIBLE);   if (waitqueue_active(&ep->poll_wait))      pwake++;   out_unlock: spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);   if (pwake)      ep_poll_safewake(&psw, &ep->poll_wait);   return 1;}所以ep_poll_callback函数主要的功能是将被监视文件的等待事件就绪时，将文件对应的epitem实例添加到就绪队列中，当用户调用epoll_wait()时，内核会将就绪队列中的事件报告给用户。epoll_wait实现如下：SYSCALL_DEFINE4(epoll_wait, int, epfd, struct epoll_event __user *, events, int, maxevents, int, timeout)  {   int error;   struct file *file;   struct eventpoll *ep;    /* 检查maxevents参数。 */   if (maxevents <= 0 || maxevents > EP_MAX_EVENTS)      return -EINVAL;    /* 检查用户空间传入的events指向的内存是否可写。参见__range_not_ok()。 */   if (!access_ok(VERIFY_WRITE, events, maxevents * sizeof(struct epoll_event))) {      error = -EFAULT;      goto error_return;   }    /* 获取epfd对应的eventpoll文件的file实例，file结构是在epoll_create中创建。 */   error = -EBADF;   file = fget(epfd);   if (!file)      goto error_return;    /* 通过检查epfd对应的文件操作是不是eventpoll_fops 来判断epfd是否是一个eventpoll文件。如果不是则返回EINVAL错误。 */   error = -EINVAL;   if (!is_file_epoll(file))      goto error_fput;    /* At this point it is safe to assume that the "private_data" contains  */   ep = file->private_data;    /* Time to fish for events ... */   error = ep_poll(ep, events, maxevents, timeout);    error_fput:   fput(file);error_return:   return error;}epoll_wait调用ep_poll，ep_poll实现如下： static int ep_poll(struct eventpoll *ep, struct epoll_event __user *events, int maxevents, long timeout) {    int res, eavail;   unsigned long flags;   long jtimeout;   wait_queue_t wait;    /* timeout是以毫秒为单位，这里是要转换为jiffies时间。这里加上999(即1000-1)，是为了向上取整。 */   jtimeout = (timeout < 0 || timeout >= EP_MAX_MSTIMEO) ?MAX_SCHEDULE_TIMEOUT : (timeout * HZ + 999) / 1000; retry:   spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);    res = 0;   if (list_empty(&ep->rdllist)) {      /* 没有事件，所以需要睡眠。当有事件到来时，睡眠会被ep_poll_callback函数唤醒。*/      init_waitqueue_entry(&wait, current); //将current进程放在wait这个等待队列中。      wait.flags |= WQ_FLAG_EXCLUSIVE;      /* 将当前进程加入到eventpoll的等待队列中，等待文件状态就绪或直到超时，或被信号中断。 */      __add_wait_queue(&ep->wq, &wait);       for (;;) {         /* 执行ep_poll_callback()唤醒时应当需要将当前进程唤醒，所以当前进程状态应该为“可唤醒”TASK_INTERRUPTIBLE  */         set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);         /* 如果就绪队列不为空，也就是说已经有文件的状态就绪或者超时，则退出循环。*/         if (!list_empty(&ep->rdllist) || !jtimeout)            break;         /* 如果当前进程接收到信号，则退出循环，返回EINTR错误 */         if (signal_pending(current)) {            res = -EINTR;            break;         }          spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);         /* 主动让出处理器，等待ep_poll_callback()将当前进程唤醒或者超时,返回值是剩余的时间。从这里开始当前进程会进入睡眠状态，直到某些文件的状态就绪或者超时。当文件状态就绪时，eventpoll的回调函数ep_poll_callback()会唤醒在ep->wq指向的等待队列中的进程。*/         jtimeout = schedule_timeout(jtimeout);         spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);      }      __remove_wait_queue(&ep->wq, &wait);       set_current_state(TASK_RUNNING);   }    /* ep->ovflist链表存储的向用户传递事件时暂存就绪的文件。    * 所以不管是就绪队列ep->rdllist不为空，或者ep->ovflist不等于    * EP_UNACTIVE_PTR，都有可能现在已经有文件的状态就绪。    * ep->ovflist不等于EP_UNACTIVE_PTR有两种情况，一种是NULL，此时    * 可能正在向用户传递事件，不一定就有文件状态就绪，    * 一种情况时不为NULL，此时可以肯定有文件状态就绪，    * 参见ep_send_events()。    */   eavail = !list_empty(&ep->rdllist) || ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR;    spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);    /* Try to transfer events to user space. In case we get 0 events and there's still timeout left over, we go trying again in search of more luck. */   /* 如果没有被信号中断，并且有事件就绪，但是没有获取到事件(有可能被其他进程获取到了)，并且没有超时，则跳转到retry标签处，重新等待文件状态就绪。 */   if (!res && eavail && !(res = ep_send_events(ep, events, maxevents)) && jtimeout)      goto retry;    /* 返回获取到的事件的个数或者错误码 */   return res;}ep_send_events函数向用户空间发送就绪事件。ep_send_events()函数将用户传入的内存简单封装到ep_send_events_data结构中，然后调用ep_scan_ready_list() 将就绪队列中的事件传入用户空间的内存。用户空间访问这个结果，进行处理。

主要参考：

http://blog.chinaunix.net/uid-20687780-id-2105154.html

http://blog.chinaunix.net/uid-20687780-id-2105157.html

http://blog.chinaunix.net/uid-20687780-id-2105159.html

http://www.cnblogs.com/debian/archive/2012/02/16/2354454.html

http://blog.csdn.net/moonvs2010/article/details/8506890