解析Linux高性能網絡IO和Reactor模型

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一、基本概念介紹

  • 進程(線程)切換：所有系統都有調度進程的能力，它可以掛起一個當前正在運行的進程，並恢復之前掛起的進程
  • 進程(線程)的阻塞：運行中的進程，有時會等待其他事件的執行完成，比如等待鎖，請求I/O的讀寫；進程在等待過程會被系統自動執行阻塞，此時進程不占用CPU
  • 文件描述符：在Linux，文件描述符是一個用於表述指向文件引用的抽象化概念，它是一個非負整數。當程序打開一個現有文件或者創建一個新文件時，內核向進程返回一個文件描述符
  • linux信號處理：Linux進程運行中可以接受來自系統或者進程的信號值，然後根據信號值去運行相應捕捉函數；信號相當於是硬件中斷的軟件模擬

在零拷貝機制篇章已介紹過 用戶空間和內核空間和緩沖區，這裡就省略瞭

二、網絡IO的讀寫過程

  • 當在用戶空間發起對socket套接字的讀操作時，會導致上下文切換，用戶進程阻塞（R1）等待網絡數據流到來，從網卡復制到內核；（R2）然後從內核緩沖區向用戶進程緩沖區復制。此時進程切換恢復，處理拿到的數據
  • 這裡我們給socket讀操作的第一階段起個別名R1，第二階段稱為R2
  • 當在用戶空間發起對socket的send操作時，導致上下文切換，用戶進程阻塞等待（1）數據從用戶進程緩沖區復制到內核緩沖區。數據copy完成，此時進程切換恢復

三、Linux五種網絡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);

  • 最基礎的I/O模型就是阻塞I/O模型，也是最簡單的模型。所有的操作都是順序執行的
  • 阻塞IO模型中，用戶空間的應用程序執行一個系統調用（recvform），會導致應用程序被阻塞，直到內核緩沖區的數據準備好，並且將數據從內核復制到用戶進程。最後進程才被系統喚醒處理數據
  • 在R1、R2連續兩個階段，整個進程都被阻塞

3.2、非阻塞式I/O (nonblocking IO)

  • 非阻塞IO也是一種同步IO。它是基於輪詢（polling）機制實現，在這種模型中，套接字是以非阻塞的形式打開的。就是說I/O操作不會立即完成，但是I/O操作會返回一個錯誤代碼(EWOULDBLOCK)，提示操作未完成
  • 輪詢檢查內核數據，如果數據未準備好，則返回EWOULDBLOCK。進程再繼續發起recvfrom調用，當然你可以暫停去做其他事
  • 直到內核數據準備好，再拷貝數據到用戶空間，然後進程拿到非錯誤碼數據，接著進行數據處理。需要註意，拷貝數據整個過程，進程仍然是屬於阻塞的狀態
  • 進程在R2階段阻塞，雖然在R1階段沒有被阻塞，但是需要不斷輪詢

3.3、多路復用I/O (IO multiplexing)

  • 一般後端服務都會存在大量的socket連接，如果一次能查詢多個套接字的讀寫狀態，若有任意一個準備好，那就去處理它，效率會高很多。這就是“I/O多路復用”，多路是指多個socket套接字，復用是指復用同一個進程
  • linux提供瞭select、poll、epoll等多路復用I/O的實現方式
  • select或poll、epoll是阻塞調用
  • 與阻塞IO不同，select不會等到socket數據全部到達再處理，而是有瞭一部分socket數據準備好就會恢復用戶進程來處理。怎麼知道有一部分數據在內核準備好瞭呢？答案：交給瞭系統系統處理吧
  • 進程在R1、R2階段也是阻塞；不過在R1階段有個技巧，在多進程、多線程編程的環境下，我們可以隻分配一個進程（線程）去阻塞調用select，其他線程不就可以解放瞭嗎

3.4、信號驅動式I/O (SIGIO)

  • 需要提供一個信號捕捉函數，並和socket套接字關聯；發起sigaction調用之後進程就能解放去處理其他事
  • 當數據在內核準備好後，進程會收到一個SIGIO信號，繼而中斷去運行信號捕捉函數，調用recvfrom把數據從內核讀取到用戶空間，再處理數據
  • 可以看出用戶進程是不會阻塞在R1階段，但R2還是會阻塞等待

3.5、異步IO (POSIX的aio_系列函數)

  • 相對同步IO，異步IO在用戶進程發起異步讀（aio_read）系統調用之後，無論內核緩沖區數據是否準備好，都不會阻塞當前進程；在aio_read系統調用返回後進程就可以處理其他邏輯
  • socket數據在內核就緒時，系統直接把數據從內核復制到用戶空間，然後再使用信號通知用戶進程
  • R1、R2兩階段時進程都是非阻塞的

四、多路復用IO深入理解一波

4.1、select

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到內核空間

2）註冊回調函數__pollwait

3）遍歷所有fd，調用其對應的poll方法（對於socket，這個poll方法是sock_poll，sock_poll根據情況會調用到tcp_poll,udp_poll或者datagram_poll）

4）以tcp_poll為例，其核心實現就是__pollwait，也就是上面註冊的回調函數

5）__pollwait的主要工作就是把current（當前進程）掛到設備的等待隊列中，不同的設備有不同的等待隊列，對於tcp_poll來說，其等待隊列是sk->sk_sleep（註意把進程掛到等待隊列中並不代表進程已經睡眠瞭）。在設備收到一條消息（網絡設備）或填寫完文件數據（磁盤設備）後，會喚醒設備等待隊列上睡眠的進程，這時current便被喚醒瞭

6）poll方法返回時會返回一個描述讀寫操作是否就緒的mask掩碼，根據這個mask掩碼給fd_set賦值

7）如果遍歷完所有的fd，還沒有返回一個可讀寫的mask掩碼，則會調用schedule_timeout是調用select的進程（也就是current）進入睡眠

8） 當設備驅動發生自身資源可讀寫後，會喚醒其等待隊列上睡眠的進程。如果超過一定的超時時間（timeout指定），還是沒人喚醒，則調用select的進程會重新被喚醒獲得CPU，進而重新遍歷fd，判斷有沒有就緒的fd

9）把fd_set從內核空間拷貝到用戶空間

select的缺點：

  • 每次調用select，都需要把fd集合從用戶態拷貝到內核態，這個開銷在fd很多時會很大
  • 同時每次調用select都需要在內核遍歷傳遞進來的所有fd，這個開銷在fd很多時也很大
  • select支持的文件描述符數量太小瞭，默認是1024

4.2、epoll

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);
  • 調用epoll_create，會在內核cache裡建個紅黑樹用於存儲以後epoll_ctl傳來的socket，同時也會再建立一個rdllist雙向鏈表用於存儲準備就緒的事件。當epoll_wait調用時，僅查看這個rdllist雙向鏈表數據即可
  • epoll_ctl在向epoll對象中添加、修改、刪除事件時，是在rbr紅黑樹中操作的，非常快
  • 添加到epoll中的事件會與設備(如網卡)建立回調關系，設備上相應事件的發生時會調用回調方法，把事件加進rdllist雙向鏈表中；這個回調方法在內核中叫做ep_poll_callback

epoll的兩種觸發模式：

epoll有EPOLLLT和EPOLLET兩種觸發模式，LT是默認的模式，ET是“高速”模式（隻支持no-block socket）

  • LT（水平觸發）模式下，隻要這個文件描述符還有數據可讀，每次epoll_wait都會觸發它的讀事件
  • ET（邊緣觸發）模式下，檢測到有I/O事件時，通過 epoll_wait 調用會得到有事件通知的文件描述符，對於文件描述符，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不會觸發該事件

4.3、epoll相比select的優點

解決select三個缺點：

  • 對於第一個缺點：epoll的解決方案在epoll_ctl函數中。每次註冊新的事件到epoll句柄中時（在epoll_ctl中指定EPOLL_CTL_ADD），會把所有的fd拷貝進內核，而不是在epoll_wait的時候重復拷貝。epoll保證瞭每個fd在整個過程中隻會拷貝一次(epoll_wait不需要復制)
  • 對於第二個缺點：epoll為每個fd指定一個回調函數，當設備就緒，喚醒等待隊列上的等待者時，就會調用這個回調函數，而這個回調函數會把就緒的fd加入一個就緒鏈表。epoll_wait的工作實際上就是在這個就緒鏈表中查看有沒有就緒的fd(不需要遍歷)
  • 對於第三個缺點：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目，這個數字一般遠大於2048，舉個例子，在1GB內存的機器上大約是10萬左右，一般來說這個數目和系統內存關系很大

epoll的高性能：

  • epoll使用瞭紅黑樹來保存需要監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 之後使用瞭mmap技術，數據不在需要從內核復制到用戶空間，零拷貝

4.4、關於epoll的IO模型是同步異步的疑問

概念定義：

  • 同步I/O操作：導致請求進程阻塞，直到I/O操作完成
  • 異步I/O操作：不導致請求進程阻塞，異步隻用處理I/O操作完成後的通知，並不主動讀寫數據，由系統內核完成數據的讀寫
  • 阻塞，非阻塞：進程/線程要訪問的數據是否就緒，進程/線程是否需要等待

異步IO的概念是要求無阻塞I/O調用。前面有介紹到I/O操作分兩階段：R1等待數據準備好。R2從內核到進程拷貝數據。雖然epoll在2.6內核之後采用mmap機制，使得其在R2階段不需要復制，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事件註冊到一個中心I/O多路復用器上，同時主線程/進程阻塞在多路復用器上；一旦有I/O事件到來或是準備就緒，多路復用器返回，並將事先註冊的相應I/O事件分發到對應的處理器中

5.1、相關概念介紹

  • 事件：就是狀態；比如：讀就緒事件指的是我們可以從內核讀取數據的狀態
  • 事件分離器：一般會把事件的等待發生交給epoll、select；而事件的到來是隨機，異步的，所以需要循環調用epoll，在框架裡對應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：事件發生後需要進程或線程去處理，這個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）應用程序在事件分離器註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生

3）讀寫就緒事件發生，激活事件分離器，分離器調用讀寫就緒事件處理器

4）事件處理器先從內核把數據讀取到用戶空間，然後再處理數據

5.3、單線程 + Reactor

5.4、多線程 + Reactor

5.5、多線程 + 多個Reactor

六、Proactor模型的一般流程

1）應用程序在事件分離器註冊讀完成事件和讀完成事件處理器，並向系統發出異步讀請求

2）事件分離器等待讀事件的完成

3）在分離器等待過程中，系統利用並行的內核線程執行實際的讀操作，並將數據復制進程緩沖區，最後通知事件分離器讀完成到來

4）事件分離器監聽到讀完成事件，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程緩沖區中的數據

6.1、Proactor和Reactor的區別

  • Proactor是基於異步I/O的概念，而Reactor一般則是基於多路復用I/O的概念
  • Proactor不需要把數據從內核復制到用戶空間，這步由系統完成

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