通常来说我喜欢Linux更甚于BSD系统，但是我真的想在Linux上拥有BSD的kqueue功能。

什么是事件复用技术

假设你有一个简单的web服务器，并且那里已经打开了两个socket连接。当服务器从两个连接那里都收到Http请求的时候，它应该返回一个Http响应给客户端。但是你没法知道那个客户端先发送的消息和什么时候发送的。BSD套接字接口的阻塞行为意味着，如果你在一个连接上调用recv（）函数，你就没办法去响应另外一个连接上的请求。这时你就需要I/O复用技术。 I/O复用技术的一个直接方式是让每个连接都拥有一个进程/线程，这样连接上的阻塞行为就不会相互影响。这样，你就把所有繁琐的调度/复用问题交给了操作系统内核。这样的多线程架构伴随着的是高昂资源消耗。维护大量的线程对内核来说没有什么必要。每个连接上的独立栈不仅要增加内存痕迹，同时也降低了CPU本地缓存能力。 那么我们如何不使用线程-连接模式来实现I/O复用技术呢？你可以通过一个简单的忙等轮询来实现，即在每个连接上进行非阻塞的套接字操作，但这种行为过于的浪费。我们所要知道的只不过是哪个套接字已经就绪。因此系统内核为应用与内核之间提供了一个单独的通道，这个通道在你的套接字变为就绪时会发出通知。这就是基于准备就绪模式下的select()/poll()工作模式。

概况: select()

select()和poll()的工作方式非常类似。让我们先快速看一下select()函数

select(int nfds, fd_set *r, fd_set *w, fd_set *e, struct timeval *timeout)

调用select()函数，你的应用程序需要提供三个兴趣集：r,w和e。每一个集合都是一个文件描述符的位图。例如，如果你关注从文件描述符6里面读取数据，那么r集合里面的第6个字节位就设成1。这个调用会被阻塞直到兴趣集中有更多的文件描述符就绪，因此你可以操纵这些文件描述符而不会被阻塞。在返回后，系统内核会覆写整个位图来指明哪些文件描述符已经就绪。 从扩展性角度，我们可以找到4个问题：

1. 这些位图的大小是固定的(FD_SETSIZE, 通常是1024)，尽管也有一些方法可以绕过这个限制。
2. 由于位图是由内核来覆写的，用户应用程序在每一次调用时需要重填兴趣集。
3. 每一次调用时，用户应用程序和内核都需要扫描整个位图，用于指出哪些文件描述符属于兴趣集，哪些属于结果集。这对于结果集来说特别的低效，因为他们看起来非常的稀疏(如在一个给定的时间内，只有很少的文件描述符会发生变化)。
4. 内核必须为每一次调用去迭代整个兴趣集，以便找到哪些文件描述符已经就绪。假如没有一个就绪，内核就会迭代的为每个套接字链接设置一个内部事件。

概况: poll()

poll()的设计意图就是解决这些问题。

poll(struct pollfd *fds, int nfds, int timeout)

struct pollfd {

    int fd;

    short events;

    short revents;

}

poll()的实现不依赖于位图，而是用文件描述符数组(这样第一个问题就解决了)。通过对兴趣事件与结果事件采取分离字段，第二个问题也得以解决，因为用户程序可以维护并重用这个数组。如果poll函数能够拆分该数组而不是字段，那么第三个问题也就引刃而解。第四个问题是继承而来的而且是不可避免，因为poll()和select()都是无状态的，内核不会在内部维护兴趣集状态。

为什么与扩展性有关？

如果你的网络服务器需要维护一个相对较小的连接数（如100个），并且连接率也比较低（如每秒100个）, 那么poll()和select()就足够了。也许你根本不需要为事件驱动编程而苦恼，只要多进程/多线程架构就可以了。如果性能不是你关注的重点，那么灵活性与容易开发才是关键。Apache web服务器就是一个典型的例子。

但是，如果你的服务器程序是网络资源敏感的(如1000个并发连接数或者一个较高的连接率)，那么你就要真的在意性能问题了。这种情况通常被称为c10k问题。你的网络服务器将很难执行任何有用的东西，除了在这样的高负荷下浪费宝贵的CPU周期。

假设这里有10000并发连接。一般来说，只有少量的文件描述符被使用，如10个已经读就绪。那么每次poll()/select()被调用，就有9990个文件描述符被毫无意义的拷贝和扫描。

正如更早时候提到过的，这个问题是由于select()/poll()接口的无状态产生的。Banga et al的论文(发布于USENIX ATC 1999)提供了一个新的建议：状态相关兴趣集。通过在内核内部维护兴趣集的状态，来取代每次调用都要提供整个兴趣集这样的方式。在decalre_interest()调用之上，内核持续的更新兴趣集。用户程序通过调用get_next_event()函数来分发事件。

灵感通常来自于研究成果，Linux和Free BSD都有它们自己的实现, 分别是epoll和kqueue。但这又意味着缺少了可移植性，一个基于epoll的程序是无法跑在Free BSD系统上的。有一种说法是kqueue技术上比epoll更优，所以看起来epoll也没有存在的理由了。

Linux中的epoll

epoll接口由3个调用组成：

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);

epoll_ctl()和epoll_ctl()本质上是分别对应到declare_interest()和get_next_event() 函数的。epoll_create()创建一个类似于文件描述符的上下文，这个上下文其实暗指进程的上下文。 从内部机制来说，epoll在Linux内核中的实现并非非常不同于select()/poll()的实现。唯一不同的地方就是是否状态相关。因为本质上来说它们的设计目标是一样的(基于套接字/管道的事件复用技术)。查看Linux分支树种的源代码文件fs/select.c(对应select和poll)和fs/eventpoll.c(对应epoll)可以得到更多的信息。 你也可以从这里找到Linus Torvalds对于epoll的早期一些想法。

Free BSD中的Kqueue

如epoll那样，kqueue同样支持每个进程中有多个上下文(兴趣集)。kqueue()函数行为有点类似于epoll_create()。但是，kevent()却集成了epoll_ctl()(用于调整兴趣集)和epoll_wait()(获取事件) 的角色。

int kqueue(void);

int kevent(int kq, const struct kevent *changelist, int nchanges,

           struct kevent *eventlist, int nevents, const struct timespec *timeout);

事实上，kqueue从易于编程角度来看相比epoll要更复杂一些。这是因为kqueue设计更抽象一些，目的更宽泛。让我们来看一下kevent结构体：

struct kevent {

     uintptr_t       ident;          /* 事件标识 */

     int16_t         filter;         /* 事件过滤器 */

     uint16_t        flags;          /* 通用标记 */

     uint32_t        fflags;         /* 特定过滤器标记 */

     intptr_t        data;           /* 特定过滤器数据 */

     void            *udata;         /* 不透明的用户数据标识 */

 };

这些字段的细节已经超出了本文的范围，但你可能已经注意到了这里没有显式的文件描述符字段。这是因为kqueue设计的目的并非是为了替代基于套接字事件复用技术的select()/poll(),而是提供一般化的机制来处理多种操作系统事件。

过滤器字段指明了内核事件类型。如果它是EVFILT_READ或EVFILT_WRITE，kqueue就与epoll是一样的。这种情况下，ident字段表现为一个文件描述符。ident字段也可能表现为其他类型事件的标识，如进程号和信号数目，这取决于过滤器类型。更多的细节可以从man手册和这篇文档里找到。

epoll和kqueue的比较

性能

从性能角度讲，epoll存在一个设计上的缺陷；它不能在单次系统调用中多次更新兴趣集。当你的兴趣集中有100个文件描述符需要更新状态时，你不得不调用100次epoll_ctl()函数。性能降级在过渡的系统调用时表现的非常明显，这篇文章有做解释。我猜这是Banga et al原来工作的遗留，正如declare_interest()只支持一次调用一次更新那样。相对的，你可以在一次的kevent调用中指定进行多次兴趣集更新。

非文件类型支持

另一个问题，在我看了更重要一些，同样也是epoll的一个限制。它的设计目的是为了提高select()/poll()的性能，epoll只能基于文件描述符工作。这有什么问题吗？ 一个常见的说法是“在unix中，所有东西都是文件”。大部分情况都是对的，但并不总是这样。例如时钟就不是，信号也不是，信号量也不是，包括进程也不是。(在Linux中)网络设备也不是文件。在类Unix系统中有好多事物都不是文件。你无法对这些事物采用select()/poll()/epoll()的事件复用技术。典型的网络服务器管理很多类型的资源，除了套接字外。你可能想通过一个单一的接口来管理它们，但是你做不到。为了避免这个问题，Linux提供了很多补充性质的系统调用，如signalfd()，eventfd()和timerfd_create()来转换非文件类型到文件描述符，这样你就可以使用epoll了。但是看起来不那么的优雅...你真的想让用一个单独的系统调用来处理每一种资源类型吗？ 在kqueue中，多才多艺的kevent结构体支持多种非文件事件。例如，你的程序可以获得一个子进程退出事件通知(通过设置filter = EVFILT_PROC, ident = pid, 和fflags = NOTE_EXIT)。即便有些资源或事件不被当前版本的内核支持，它们也会在将来的内核中被支持，同时还不用修改任何API接口。

磁盘文件支持

最后一个问题是epoll并不支持所有的文件描述符；select()/poll()/epoll()不能工作在常规的磁盘文件上。这是因为epoll有一个强烈基于准备就绪模型的假设前提。你监视的是准备就绪的套接字，因此套接字上的顺序IO调用不会发生阻塞。但是磁盘文件并不符合这种模型，因为它们总是处于就绪状态。 磁盘I/O只有在数据没有被缓存到内存时会发生阻塞，而不是因为客户端没发送消息。磁盘文件的模型是完成通知模型。在这样的模型里，你只是产生I/O操纵，然后等待完成通知。kqueue支持这种方式，通过设置EVFILT_AIO 过滤器类型来关联到 POSIX AIO功能上，诸如aio_read()。在Linux中，你只能祈祷因为缓存命中率高而磁盘发生不阻塞(这种情况在通常的网络服务器上是个彩蛋)，或者通过分离线程来使得磁盘I/O阻塞不会影响网络套接字的处理(如FLASH架构)。

在我们之前的文章中，我们建议了一种新的编程接口：MegaPipe。它是完全基于完成通知模型的，可用于磁盘文件和非磁盘文件。 最后原文在这里