在linux的网络编程中，很长的时间都在使用select来做事件触发。在linux新的内核中，有了一种替换它的机制，就是epoll。
相比于select，epoll最大的好处在于它不会随着监听fd数目的增长而降低效率。因为在内核中的select实现中，它是采用轮询来处理的，轮询的fd数目越多，自然耗时越多。并且，在linux/posix_types.h头文件有这样的声明：
#define __FD_SETSIZE 1024
表示select最多同时监听1024个fd，当然，可以通过修改头文件再重编译内核来扩大这个数目，但这似乎并不治本。
epoll的接口非常简单，一共就三个函数：
1. int epoll_create(int size);
创建一个epoll的句柄，size用来告诉内核这个监听的数目一共有多大。这个参数不同于select()中的第一个参数，给出最大监听的fd+1的值。需要注意的是，当创建好epoll句柄后，它就是会占用一个fd值，在linux下如果查看/proc/进程id/fd/，是能够看到这个fd的，所以在使用完epoll后，必须调用close()关闭，否则可能导致fd被耗尽。
2. int epoll_ctl(int epfd, int op, int fd, struct epoll_event *event);
epoll的事件注册函数，它不同与select()是在监听事件时告诉内核要监听什么类型的事件，而是在这里先注册要监听的事件类型。第一个参数是epoll_create()的返回值，第二个参数表示动作，用三个宏来表示：
EPOLL_CTL_ADD：注册新的fd到epfd中；
EPOLL_CTL_MOD：修改已经注册的fd的监听事件；
EPOLL_CTL_DEL：从epfd中删除一个fd；
第三个参数是需要监听的fd，第四个参数是告诉内核需要监听什么事，struct epoll_event结构如下：
typedef union epoll_data {
void *ptr;
int fd;
__uint32_t u32;
__uint64_t u64;
} epoll_data_t;
struct epoll_event {
__uint32_t events; /* Epoll events */
epoll_data_t data; /* User data variable */
};
events可以是以下几个宏的集合：
EPOLLIN ：表示对应的文件描述符可以读（包括对端SOCKET正常关闭）；
EPOLLOUT：表示对应的文件描述符可以写；
EPOLLPRI：表示对应的文件描述符有紧急的数据可读（这里应该表示有带外数据到来）；PRI的意思是priority也就是优先级的意思，当你的应用程序的socket的属性里面带了OOBINLINE类型的时候，发送的数据就属于紧急数据。
EPOLLERR：表示对应的文件描述符发生错误；
EPOLLHUP：表示对应的文件描述符被挂断；
EPOLLET： 将EPOLL设为边缘触发(Edge Triggered)模式，这是相对于水平触发(Level Triggered)来说的。
EPOLLONESHOT：只监听一次事件，当监听完这次事件之后，如果还需要继续监听这个socket的话，需要再次把这个socket加入到EPOLL队列里。
EPOLLET是边缘触发，捕捉的是文件描述符的变化状态，如：当fd由不可读变为可读，边缘触发将会捕捉到，epoll_wait(2)返回；当fd可读而未读完全，再调用epoll_wait将会阻塞，因为此时fd没有发生状态变化，仍然是可读状态，这与select不同的是select不会阻塞，select检查的是fd状态不是状态变化，为可读就返回，为不可读就阻塞。
EPOLLET模式的epoll是边缘触发，select是水平触发，这是两者的不同之处。
3. int epoll_wait(int epfd, struct epoll_event * events, int maxevents, int timeout);
等待事件的产生，类似于select()调用。参数events用来从内核得到事件的集合，maxevents告之内核这个events有多大，这个maxevents的值不能大于创建epoll_create()时的size，参数timeout是超时时间（毫秒，0会立即返回，-1将不确定，也有说法说是永久阻塞）。该函数返回需要处理的事件数目，如返回0表示已超时。
epoll_wait的返回值表示当前有多少fd是available的，events也是epoll_wait的输出，里面包含这次epoll_wait中所有有效的事件。通过从0到epoll_wait返回值这个范围进行对events的遍历，来处理这一次wait中available的所有事件，这些事件都是存在events里的。
maxevents是epoll_wait可以处理的连接事件的最大限度值，这个值一般要小于或等于epoll_create的那个size，当然如果设置成比size还大的话也无所谓，size是epoll整体可以监听的最大fd数量。maxevents的意义是防止epoll的API在填写你传进去的指针events的时候，超过指针指向的内存的大小从而导致内存溢出。如果把这个maxevents设置成1的话，那么在epoll_wait的时候只会查询队列中的第一个fd的情况。maxevents只要设置成比输入的数组events的大小小于或者一样就没关系。
关于timeout，当服务器主要用来处理被动事件的时候，可以设置成-1或者一个比较大点的值来跑一些小的逻辑，对于服务器自身有一定循环的话，还是建议设置成0。
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从man手册中，得到ET和LT的具体描述如下
EPOLL事件有两种模型：
Edge Triggered (ET)
Level Triggered (LT)
假如有这样一个例子：
1. 我们已经把一个用来从管道中读取数据的文件句柄(RFD)添加到epoll描述符
2. 这个时候从管道的另一端被写入了2KB的数据
3. 调用epoll_wait(2)，并且它会返回RFD，说明它已经准备好读取操作
4. 然后我们读取了1KB的数据
5. 调用epoll_wait(2)......
Edge Triggered 工作模式：
如果我们在第1步将RFD添加到epoll描述符的时候使用了EPOLLET标志，那么在第5步调用epoll_wait(2)之后将有可能会挂起，因为剩余的数据还存在于文件的输入缓冲区内，而且数据发出端还在等待一个针对已经发出数据的反馈信息。只有在监视的文件句柄上发生了某个事件的时候 ET 工作模式才会汇报事件。因此在第5步的时候，调用者可能会放弃等待仍在存在于文件输入缓冲区内的剩余数据。在上面的例子中，会有一个事件产生在RFD句柄上，因为在第2步执行了一个写操作，然后，事件将会在第3步被销毁。因为第4步的读取操作没有读空文件输入缓冲区内的数据，因此我们在第5步调用 epoll_wait(2)完成后，是否挂起是不确定的。epoll工作在ET模式的时候，必须使用非阻塞套接口，以避免由于一个文件句柄的阻塞读/阻塞写操作把处理多个文件描述符的任务饿死。最好以下面的方式调用ET模式的epoll接口，在后面会介绍避免可能的缺陷。
i 基于非阻塞文件句柄
ii 只有当read(2)或者write(2)返回EAGAIN时才需要挂起，等待。但这并不是说每次read()时都需要循环读，直到读到产生一个EAGAIN才认为此次事件处理完成，当read()返回的读到的数据长度小于请求的数据长度时，就可以确定此时缓冲中已没有数据了，也就可以认为此事读事件已处理完成。
Level Triggered 工作模式
相反的，以LT方式调用epoll接口的时候，它就相当于一个速度比较快的poll(2)，并且无论后面的数据是否被使用，因此他们具有同样的职能。因为即使使用ET模式的epoll，在收到多个chunk的数据的时候仍然会产生多个事件。调用者可以设定EPOLLONESHOT标志，在 epoll_wait(2)收到事件后epoll会与事件关联的文件句柄从epoll描述符中禁止掉。因此当EPOLLONESHOT设定后，使用带有 EPOLL_CTL_MOD标志的epoll_ctl(2)处理文件句柄就成为调用者必须作的事情。
然后详细解释ET, LT:
LT(level triggered)是缺省的工作方式，并且同时支持block和no-block socket.在这种做法中，内核告诉你一个文件描述符是否就绪了，然后你可以对这个就绪的fd进行IO操作。如果你不作任何操作，内核还是会继续通知你的，所以，这种模式编程出错误可能性要小一点。传统的select/poll都是这种模型的代表．
ET(edge-triggered)是高速工作方式，只支持no-block socket。在这种模式下，当描述符从未就绪变为就绪时，内核通过epoll告诉你。然后它会假设你知道文件描述符已经就绪，并且不会再为那个文件描述符发送更多的就绪通知，直到你做了某些操作导致那个文件描述符不再为就绪状态了(比如，你在发送，接收或者接收请求，或者发送接收的数据少于一定量时导致了一个EWOULDBLOCK 错误）。但是请注意，如果一直不对这个fd作IO操作(从而导致它再次变成未就绪)，内核不会发送更多的通知(only once),不过在TCP协议中，ET模式的加速效用仍需要更多的benchmark确认（这句话不理解）。
在许多测试中我们会看到如果没有大量的idle -connection或者dead-connection，epoll的效率并不会比select/poll高很多，但是当我们遇到大量的idle- connection(例如WAN环境中存在大量的慢速连接)，就会发现epoll的效率大大高于select/poll。（未测试）
另外，当使用epoll的ET模型来工作时，当产生了一个EPOLLIN事件后，
读数据的时候需要考虑的是当recv()返回的大小如果等于请求的大小，那么很有可能是缓冲区还有数据未读完，也意味着该次事件还没有处理完，所以还需要再次读取：
while(rs)
{
buflen = recv(activeevents[i].data.fd, buf, sizeof(buf), 0);
if(buflen < 0)
{
// 由于是非阻塞的模式,所以当errno为EAGAIN时,表示当前缓冲区已无数据可读
// 在这里就当作是该次事件已处理处.
if(errno == EAGAIN)
break;
else
return;
}
else if(buflen == 0)
{
// 这里表示对端的socket已正常关闭.
}
if(buflen == sizeof(buf)
rs = 1; // 需要再次读取
else
rs = 0;
}
还有，假如发送端流量大于接收端的流量(意思是epoll所在的程序读比转发的socket要快),由于是非阻塞的socket,那么send()函数虽然返回,但实际缓冲区的数据并未真正发给接收端,这样不断的读和发，当缓冲区满后会产生EAGAIN错误(参考man send),同时,不理会这次请求发送的数据.所以,需要封装socket_send()的函数用来处理这种情况,该函数会尽量将数据写完再返回，返回-1表示出错。在socket_send()内部,当写缓冲已满(send()返回-1,且errno为EAGAIN),那么会等待后再重试.这种方式并不很完美,在理论上可能会长时间的阻塞在socket_send()内部,但暂没有更好的办法.
ssize_t socket_send(int sockfd, const char* buffer, size_t buflen)
{
ssize_t tmp;
size_t total = buflen;
const char *p = buffer;
while(1)
{
tmp = send(sockfd, p, total, 0);
if(tmp < 0)
{
// 当send收到信号时,可以继续写,但这里返回-1.
if(errno == EINTR)
return -1;
// 当socket是非阻塞时,如返回此错误,表示写缓冲队列已满,
// 在这里做延时后再重试.
if(errno == EAGAIN)
{
usleep(1000);
continue;
}
return -1;
}
if((size_t)tmp == total)
return buflen;
total -= tmp;
p += tmp;
}
return tmp;
}