从linux源码看epoll

　　从linux源码看epoll前言
　　在linux的高性能网络编程中，绕不开的就是epoll。和select、poll等系统调用相比,epoll在需要监视大量文件描述符并且其中只有少数活跃的时候，表现出无可比拟的优势。epoll能让内核记住所关注的描述符，并在对应的描述符事件就绪的时候,在epoll的就绪链表中添加这些就绪元素，并唤醒对应的epoll等待进程。本文就是笔者在探究epoll源码过程中，对kernel将就绪描述符添加到epoll并唤醒对应进程的一次源码分析(基于linux-2.6.32内核版本)。由于篇幅所限，笔者聚焦于tcp协议下socket可读事件的源码分析。
　　简单的epoll例子
　　下面的例子，是从笔者本人用c语言写的dbproxy中的一段代码。由于细节过多，所以做了一些删减。int init_reactor(int listen_fd,int worker_count){
　　......
　　// 创建多个epoll fd，以充分利用多核
　　for(i=0;iworker_fd = epoll_create(EPOLL_MAX_EVENTS);
　　}
　　/* epoll add listen_fd and accept */
　　// 将accept后的事件加入到对应的epoll fd中
　　int client_fd = accept(listen_fd,(struct sockaddr *)&client_addr,&client_len)));
　　// 将连接描述符注册到对应的worker里面
　　epoll_ctl(reactor->client_fd,EPOLL_CTL_ADD,epifd,&event);
　　}
　　// reactor的worker线程
　　static void* rw_thread_func(void* arg){
　　......
　　for(;;){
　　// epoll_wait等待事件触发
　　int retval = epoll_wait(epfd,events,EPOLL_MAX_EVENTS,500);
　　if(retval > 0){
　　for(j=0; j < retval; j++){
　　// 处理读事件
　　if(event & EPOLLIN){
　　handle_ready_read_connection(conn);
　　continue;
　　}
　　/* 处理其它事件 */
　　}
　　}
　　}
　　......
　　}
　　上述代码事实上就是实现了一个reactor模式中的accept与read/write处理线程，如下图所示:
　　epoll_create
　　Unix的万物皆文件的思想在epoll里面也有体现，epoll_create调用返回一个文件描述符，此描述符挂载在anon_inode_fs(匿名inode文件系统)的根目录下面。让我们看下具体的epoll_create系统调用源码:SYSCALL_DEFINE1(epoll_create, int, size)
　　{
　　if (size <= 0)
　　return -EINVAL;
　　return sys_epoll_create1(0);
　　}
　　由上述源码可见，epoll_create的参数是基本没有意义的，kernel简单的判断是否为0，然后就直接就调用了sys_epoll_create1。由于linux的系统调用是通过(SYSCALL_DEFINE1,SYSCALL_DEFINE2……SYSCALL_DEFINE6)定义的，那么sys_epoll_create1对应的源码即是SYSCALL_DEFINE(epoll_create1)。
　　(注:受限于寄存器数量的限制，(80x86下的)kernel限制系统调用最多有6个参数。据ulk3所述，这是由于32位80x86寄存器的限制)
　　接下来，我们就看下epoll_create1的源码:SYSCALL_DEFINE1(epoll_create1, int, flags)
　　{
　　// kzalloc(sizeof(*ep), GFP_KERNEL),用的是内核空间
　　error = ep_alloc(&ep);
　　// 获取尚未被使用的文件描述符，即描述符数组的槽位
　　fd = get_unused_fd_flags(O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC));
　　// 在匿名inode文件系统中分配一个inode,并得到其file结构体
　　// 且file->f_op = &eventpoll_fops
　　// 且file->private_data = ep;
　　file = anon_inode_getfile(＂[eventpoll]＂, &eventpoll_fops, ep,
　　O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC));
　　// 将file填入到对应的文件描述符数组的槽里面
　　fd_install(fd,file);
　　ep->file = file;
　　return fd;
　　}
　　最后epoll_create生成的文件描述符如下图所示:
　　struct eventpoll
　　所有的epoll系统调用都是围绕eventpoll结构体做操作,现简要描述下其中的成员:/*
　　* 此结构体存储在file->private_data中
　　*/
　　struct eventpoll {
　　// 自旋锁，在kernel内部用自旋锁加锁，就可以同时多线(进)程对此结构体进行操作
　　// 主要是保护ready_list
　　spinlock_t lock;
　　// 这个互斥锁是为了保证在eventloop使用对应的文件描述符的时候，文件描述符不会被移除掉
　　struct mutex mtx;
　　// epoll_wait使用的等待队列，和进程唤醒有关
　　wait_queue_head_t wq;
　　// file->poll使用的等待队列，和进程唤醒有关
　　wait_queue_head_t poll_wait;
　　// 就绪的描述符队列
　　struct list_head rdllist;
　　// 通过红黑树来组织当前epoll关注的文件描述符
　　struct rb_root rbr;
　　// 在向用户空间传输就绪事件的时候，将同时发生事件的文件描述符链入到这个链表里面
　　struct epitem *ovflist;
　　// 对应的user
　　struct user_struct *user;
　　// 对应的文件描述符
　　struct file *file;
　　// 下面两个是用于环路检测的优化
　　int visited;
　　struct list_head visited_list_link;
　　};
　　本文讲述的是kernel是如何将就绪事件传递给epoll并唤醒对应进程上，因此在这里主要聚焦于(wait_queue_head_t wq)等成员。
　　epoll_ctl(add)
　　我们看下epoll_ctl(EPOLL_CTL_ADD)是如何将对应的文件描述符插入到eventpoll中的。借助于spin_lock(自旋锁)和mutex(互斥锁),epoll_ctl调用可以在多个KSE(内核调度实体,即进程/线程)中并发执行。SYSCALL_DEFINE4(epoll_ctl, int, epfd, int, op, int, fd,
　　struct epoll_event __user *, event)
　　{
　　/* 校验epfd是否是epoll的描述符 */
　　// 此处的互斥锁是为了防止并发调用epoll_ctl,即保护内部数据结构
　　// 不会被并发的添加修改删除破坏
　　mutex_lock_nested(&ep->mtx, 0);
　　switch (op) {
　　case EPOLL_CTL_ADD:
　　...
　　// 插入到红黑树中
　　error = ep_insert(ep, &epds, tfile, fd);
　　...
　　break;
　　......
　　}
　　mutex_unlock(&ep->mtx);
　　}
　　上述过程如下图所示：
　　ep_insert
　　在ep_insert中初始化了epitem，然后初始化了本文关注的焦点,即事件就绪时候的回调函数，代码如下所示:static int ep_insert(struct eventpoll *ep, struct epoll_event *event,
　　struct file *tfile, int fd)
　　{
　　/* 初始化epitem */
　　// &epq.pt->qproc = ep_ptable_queue_proc
　　init_poll_funcptr(&epq.pt, ep_ptable_queue_proc);
　　// 在这里将回调函数注入
　　revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);
　　// 如果当前有事件已经就绪，那么一开始就会被加入到ready list
　　// 例如可写事件
　　// 另外，在tcp内部ack之后调用tcp_check_space,最终调用sock_def_write_space来唤醒对应的epoll_wait下的进程
　　if ((revents & event->events) && !ep_is_linked(&epi->rdllink)) {
　　list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
　　// wake_up ep对应在epoll_wait下的进程
　　if (waitqueue_active(&ep->wq)){
　　wake_up_locked(&ep->wq);
　　}
　　......
　　}
　　// 将epitem插入红黑树
　　ep_rbtree_insert(ep, epi);
　　......
　　}
　　tfile->f_op->poll的实现
　　向kernel更底层注册回调函数的是tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt)这一句，我们来看一下对于对应的socket文件描述符，其fd=>file->f_op->poll的初始化过程： // 将accept后的事件加入到对应的epoll fd中
　　int client_fd = accept(listen_fd,(struct sockaddr *)&client_addr,&client_len)));
　　// 将连接描述符注册到对应的worker里面
　　epoll_ctl(reactor->client_fd,EPOLL_CTL_ADD,epifd,&event);
　　回顾一下上述user space代码，fd即client_fd是由tcp的listen_fd通过accept调用而来，那么我们看下accept调用链的关键路径:accept
　　|->accept4
　　|->sock_attach_fd(newsock, newfile, flags & O_NONBLOCK);
　　|->init_file(file,...,&socket_file_ops);
　　|->file->f_op = fop;
　　/* file->f_op = &socket_file_ops */
　　|->fd_install(newfd, newfile); // 安装fd
　　那么，由accept获得的client_fd的结构如下图所示:
　　(注:由于是tcp socket,所以这边sock->ops=inet_stream_ops,这个初始化的过程在我的另一篇博客<<从linux源码看socket的阻塞和非阻塞>>中，博客地址如下:
　　https://my.oschina.net/alchemystar/blog/1791017)
　　既然知道了tfile->f_op->poll的实现，我们就可以看下此poll是如何将安装回调函数的。
　　回调函数的安装
　　kernel的调用路径如下:sock_poll /*tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt)*/;
　　|->sock->ops->poll
　　|->tcp_poll
　　/* 这边重要的是拿到了sk_sleep用于KSE(进程/线程)的唤醒 */
　　|->sock_poll_wait(file, sk->sk_sleep, wait);
　　|->poll_wait
　　|->p->qproc(filp, wait_address, p);
　　/* p为&epq.pt,而且&epq.pt->qproc= ep_ptable_queue_proc*/
　　|-> ep_ptable_queue_proc(filp,wait_address,p);
　　绕了一大圈之后，我们的回调函数的安装其实就是调用了eventpoll.c中的ep_ptable_queue_proc,而且向其中传递了sk->sk_sleep作为其waitqueue的head,其源码如下所示:static void ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t *whead,
　　poll_table *pt)
　　{
　　// 取出当前client_fd对应的epitem
　　struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt);
　　// &pwq->wait->func=ep_poll_callback，用于回调唤醒
　　// 注意，这边不是init_waitqueue_entry,即没有将当前KSE(current,当前进程/线程)写入到
　　// wait_queue当中，因为不一定是从当前安装的KSE唤醒，而应该是唤醒epoll_wait的KSE
　　init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait, ep_poll_callback);
　　// 这边的whead是sk->sk_sleep,将当前的waitqueue链入到socket对应的sleep列表
　　add_wait_queue(whead, &pwq->wait);
　　}
　　这样client_fd的结构进一步完善，如下图所示:
　　ep_poll_callback函数是唤醒对应epoll_wait的地方，我们将在后面一起讲述。
　　epoll_wait
　　epoll_wait主要是调用了ep_poll:SYSCALL_DEFINE4(epoll_wait, int, epfd, struct epoll_event __user *, events,
　　int, maxevents, int, timeout)
　　{
　　/* 检查epfd是否是epoll_create创建的fd */
　　// 调用ep_poll
　　error = ep_poll(ep, events, maxevents, timeout);
　　...
　　}
　　紧接着，我们看下ep_poll函数:static int ep_poll(struct eventpoll *ep, struct epoll_event __user *events,
　　int maxevents, long timeout)
　　{
　　......
　　retry:
　　// 获取spinlock
　　spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
　　// 将当前task_struct写入到waitqueue中以便唤醒
　　// wq_entry->func = default_wake_function;
　　init_waitqueue_entry(&wait, current);
　　// WQ_FLAG_EXCLUSIVE，排他性唤醒，配合SO_REUSEPORT从而解决accept惊群问题
　　wait.flags |= WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
　　// 链入到ep的waitqueue中
　　__add_wait_queue(&ep->wq, &wait);
　　for (;;) {
　　// 设置当前进程状态为可打断
　　set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
　　// 检查当前线程是否有信号要处理，有则返回-EINTR
　　if (signal_pending(current)) {
　　res = -EINTR;
　　break;
　　}
　　spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
　　// schedule调度，让出CPU
　　jtimeout = schedule_timeout(jtimeout);
　　spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
　　}
　　// 到这里，表明超时或者有事件触发等动作导致进程重新调度
　　__remove_wait_queue(&ep->wq, &wait);
　　// 设置进程状态为running
　　set_current_state(TASK_RUNNING);
　　......
　　// 检查是否有可用事件
　　eavail = !list_empty(&ep->rdllist) || ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR;
　　......
　　// 向用户空间拷贝就绪事件
　　ep_send_events(ep, events, maxevents)
　　}
　　上述逻辑如下图所示:
　　ep_send_events
　　ep_send_events函数主要就是调用了ep_scan_ready_list,顾名思义ep_scan_ready_list就是扫描就绪列表:static int ep_scan_ready_list(struct eventpoll *ep,
　　int (*sproc)(struct eventpoll *,
　　struct list_head *, void *),
　　void *priv,
　　int depth)
　　{
　　...
　　// 将epfd的rdllist链入到txlist
　　list_splice_init(&ep->rdllist, &txlist);
　　...
　　/* sproc = ep_send_events_proc */
　　error = (*sproc)(ep, &txlist, priv);
　　...
　　// 处理ovflist,即在上面sproc过程中又到来的事件
　　...
　　}
　　其主要调用了ep_send_events_proc:static int ep_send_events_proc(struct eventpoll *ep, struct list_head *head,
　　void *priv)
　　{
　　for (eventcnt = 0, uevent = esed->events;
　　!list_empty(head) && eventcnt < esed->maxevents;) {
　　// 遍历ready list
　　epi = list_first_entry(head, struct epitem, rdllink);
　　list_del_init(&epi->rdllink);
　　// readylist只是表明当前epi有事件，具体的事件信息还是得调用对应file的poll
　　// 这边的poll即是tcp_poll,根据tcp本身的信息设置掩码(mask)等信息 & 上兴趣事件掩码，则可以得知当前事件是否是epoll_wait感兴趣的事件
　　revents = epi->ffd.file->f_op->poll(epi->ffd.file, ) &
　　epi->event.events;
　　if(revents){
　　/* 将event放入到用户空间 */
　　/* 处理ONESHOT逻辑 */
　　// 如果不是边缘触发，则将当前的epi重新加回到可用列表中，这样就可以下一次继续触发poll,如果下一次poll的revents不为0，那么用户空间依旧能感知 */
　　else if (!(epi->event.events & EPOLLET)){
　　list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
　　}
　　/* 如果是边缘触发，那么就不加回可用列表，因此只能等到下一个可用事件触发的时候才会将对应的epi放到可用列表里面*/
　　eventcnt++
　　}
　　/* 如poll出来的revents事件epoll_wait不感兴趣(或者本来就没有事件)，那么也不会加回到可用列表 */
　　......
　　}
　　return eventcnt;
　　}
　　上述代码逻辑如下所示:
　　事件到来添加到epoll就绪队列(rdllist)的过程
　　经过上述章节的详述之后，我们终于可以阐述，tcp在数据到来时是怎么加入到epoll的就绪队列的了。
　　可读事件到来
　　首先我们看下tcp数据包从网卡驱动到kernel内部tcp协议处理调用链:
　　step1:
　　网络分组到来的内核路径，网卡发起中断后调用netif_rx将事件挂入CPU的等待队列，并唤起软中断(soft_irq)，再通过linux的软中断机制调用net_rx_action，如下图所示:
　　注:上图来自PLKA(<<深入Linux内核架构>>)
　　step2:
　　紧接着跟踪next_rx_actionnext_rx_action
　　|-process_backlog
　　......
　　|->packet_type->func 在这里我们考虑ip_rcv
　　|->ipprot->handler 在这里ipprot重载为tcp_protocol
　　(handler 即为tcp_v4_rcv)
　　我们再看下对应的tcp_v4_rcvtcp_v4_rcv
　　|->tcp_v4_do_rcv
　　|->tcp_rcv_state_process
　　|->tcp_data_queue
　　|-> sk->sk_data_ready(sock_def_readable)
　　|->wake_up_interruptible_sync_poll(sk->sleep,...)
　　|->__wake_up
　　|->__wake_up_common
　　|->curr->func
　　/* 这里已经被ep_insert添加为ep_poll_callback,而且设定了排它标识WQ_FLAG_EXCLUSIVE*/
　　|->ep_poll_callback
　　这样，我们就看下最终唤醒epoll_wait的ep_poll_callback函数:static int ep_poll_callback(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key)
　　{
　　// 获取wait对应的epitem
　　struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait);
　　// epitem对应的eventpoll结构体
　　struct eventpoll *ep = epi->ep;
　　// 获取自旋锁，保护ready_list等结构
　　spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
　　// 如果当前epi没有被链入ep的ready list,则链入
　　// 这样，就把当前的可用事件加入到epoll的可用列表了
　　if (!ep_is_linked(&epi->rdllink))
　　list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
　　// 如果有epoll_wait在等待的话，则唤醒这个epoll_wait进程
　　// 对应的&ep->wq是在epoll_wait调用的时候通过init_waitqueue_entry(&wait, current)而生成的
　　// 其中的current即是对应调用epoll_wait的进程信息task_struct
　　if (waitqueue_active(&ep->wq))
　　wake_up_locked(&ep->wq);
　　}
　　上述过程如下图所示:
　　最后wake_up_locked调用__wake_up_common,然后调用了在init_waitqueue_entry注册的default_wake_function,调用路径为:wake_up_locked
　　|->__wake_up_common
　　|->default_wake_function
　　|->try_wake_up (wake up a thread)
　　|->activate_task
　　|->enqueue_task running
　　将epoll_wait进程推入可运行队列，等待内核重新调度进程,然后epoll_wait对应的这个进程重新运行后，就从schedule恢复，继续下面的ep_send_events(向用户空间拷贝事件并返回)。
　　wake_up过程如下图所示:
　　可写事件到来
　　可写事件的运行过程和可读事件大同小异:
　　首先，在epoll_ctl_add的时候预先会调用一次对应文件描述符的poll，如果返回事件里有可写掩码的时候直接调用wake_up_locked以唤醒对应的epoll_wait进程。
　　然后，在tcp在底层驱动有数据到来的时候可能携带了ack从而可以释放部分已经被对端接收的数据，于是触发可写事件，这一部分的调用链为:tcp_input.c
　　tcp_v4_rcv
　　|-tcp_v4_do_rcv
　　|-tcp_rcv_state_process
　　|-tcp_data_snd_check
　　|->tcp_check_space
　　|->tcp_new_space
　　|->sk->sk_write_space
　　/* tcp下即是sk_stream_write_space*/
　　最后在此函数里面sk_stream_write_space唤醒对应的epoll_wait进程void sk_stream_write_space(struct sock *sk)
　　{
　　// 即有1/3可写空间的时候才触发可写事件
　　if (sk_stream_wspace(sk) >= sk_stream_min_wspace(sk) && sock) {
　　clear_bit(SOCK_NOSPACE, &sock->flags);
　　if (sk->sk_sleep && waitqueue_active(sk->sk_sleep))
　　wake_up_interruptible_poll(sk->sk_sleep, POLLOUT |
　　POLLWRNORM | POLLWRBAND)
　　......
　　}
　　}
　　关闭描述符(close fd)
　　值得注意的是，我们在close对应的文件描述符的时候，会自动调用eventpoll_release将对应的file从其关联的epoll_fd中删除，kernel关键路径如下:close fd
　　|->filp_close
　　|->fput
　　|->__fput
　　|->eventpoll_release
　　|->ep_remove
　　所以我们在关闭对应的文件描述符后，并不需要通过epoll_ctl_del来删掉对应epoll中相应的描述符。
　　学习Linux kernel源码组好的莫过于ULK3 《深入理解Linux内核》
　　总结
　　epoll作为linux下非常优秀的事件触发机制得到了广泛的运用。其源码还是比较复杂的，本文只是阐述了epoll读写事件的触发机制，探究linux kernel源码的过程非常快乐^_^