作者：静海听风
链接：https://www.zhihu.com/question/20122137/answer/146866418
来源：知乎
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第一部分：select和epoll的任务
关键词：应用程序 文件句柄 用户态 内核态 监控者
要比较epoll相比较select高效在什么地方，就需要比较二者做相同事情的方法。
要完成对I/O流的复用需要完成如下几个事情：
1.用户态怎么将文件句柄传递到内核态？
2.内核态怎么判断I/O流可读可写？
3.内核怎么通知监控者有I/O流可读可写？
4.监控者如何找到可读可写的I/O流并传递给用户态应用程序？
5.继续循环时监控者怎样重复上述步骤？
搞清楚上述的步骤也就能解开epoll高效的原因了。
select的做法：
步骤1的解法：select创建3个文件描述符集，并将这些文件描述符拷贝到内核中，这里限制了文件句柄的最大的数量为1024（注意是全部传入---第一次拷贝）；
步骤2的解法：内核针对读缓冲区和写缓冲区来判断是否可读可写,这个动作和select无关；
步骤3的解法：内核在检测到文件句柄可读/可写时就产生中断通知监控者select，select被内核触发之后，就返回可读可写的文件句柄的总数；
步骤4的解法：select会将之前传递给内核的文件句柄再次从内核传到用户态（第2次拷贝），select返回给用户态的只是可读可写的文件句柄总数，再使用FD_ISSET宏函数来检测哪些文件I/O可读可写（遍历）；
步骤5的解法：select对于事件的监控是建立在内核的修改之上的，也就是说经过一次监控之后，内核会修改位，因此再次监控时需要再次从用户态向内核态进行拷贝（第N次拷贝）
epoll的做法：
步骤1的解法：首先执行epoll_create在内核专属于epoll的高速cache区，并在该缓冲区建立红黑树和就绪链表，用户态传入的文件句柄将被放到红黑树中（第一次拷贝）。
步骤2的解法：内核针对读缓冲区和写缓冲区来判断是否可读可写，这个动作与epoll无关；
步骤3的解法：epoll_ctl执行add动作时除了将文件句柄放到红黑树上之外，还向内核注册了该文件句柄的回调函数，内核在检测到某句柄可读可写时则调用该回调函数，回调函数将文件句柄放到就绪链表。
步骤4的解法：epoll_wait只监控就绪链表就可以，如果就绪链表有文件句柄，则表示该文件句柄可读可写，并返回到用户态（少量的拷贝）；
步骤5的解法：由于内核不修改文件句柄的位，因此只需要在第一次传入就可以重复监控，直到使用epoll_ctl删除，否则不需要重新传入，因此无多次拷贝。
简单说：epoll是继承了select/poll的I/O复用的思想，并在二者的基础上从监控IO流、查找I/O事件等角度来提高效率，具体地说就是内核句柄列表、红黑树、就绪list链表来实现的。
第二部分：epoll详解
先简单回顾下如何使用C库封装的3个epoll系统调用吧。
- 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：
A.epoll_create建立一个epoll对象。参数size是内核保证能够正确处理的最大句柄数，多于这个最大数时内核可不保证效果。
B.epoll_ctl可以操作上面建立的epoll，例如，将刚建立的socket加入到epoll中让其监控，或者把 epoll正在监控的某个socket句柄移出epoll，不再监控它等等(也就是将I/O流放到内核)。
C.epoll_wait在调用时，在给定的timeout时间内，当在监控的所有句柄中有事件发生时，就返回用户态的进程（也就是在内核层面捕获可读写的I/O事件）。
从上面的调用方式就可以看到epoll比select/poll的优越之处：
因为后者每次调用时都要传递你所要监控的所有socket给select/poll系统调用，这意味着需要将用户态的socket列表copy到内核态，如果以万计的句柄会导致每次都要copy几十几百KB的内存到内核态，非常低效。而我们调用epoll_wait时就相当于以往调用select/poll，但是这时却不用传递socket句柄给内核，因为内核已经在epoll_ctl中拿到了要监控的句柄列表。
====>select监控的句柄列表在用户态，每次调用都需要从用户态将句柄列表拷贝到内核态，但是epoll中句柄就是建立在内核中的，这样就减少了内核和用户态的拷贝，高效的原因之一。
所以，实际上在你调用epoll_create后，内核就已经在内核态开始准备帮你存储要监控的句柄了，每次调用epoll_ctl只是在往内核的数据结构里塞入新的socket句柄。
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socket。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socket，这些socket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。
epoll高效的原因：
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socket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句柄，大多一次也只返回很少量的准备就绪句柄而已，所以，epoll_wait仅需要从内核态copy少量的句柄到用户态而已.
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socket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，如果这个句柄的中断到了，就把它放到准备就绪list链表里。所以，当一个socket上有数据到了，内核在把网卡上的数据copy到内核中后就来把socket插入到准备就绪链表里了。
epoll综合的执行过程：
如此，一棵红黑树，一张准备就绪句柄链表，少量的内核cache，就帮我们解决了大并发下的socket处理问题。执行epoll_create时，创建了红黑树和就绪链表，执行epoll_ctl时，如果增加socket句柄，则检查在红黑树中是否存在，存在立即返回，不存在则添加到树干上，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链表中插入数据。执行epoll_wait时立刻返回准备就绪链表里的数据即可。
epoll水平触发和边缘触发的实现：
当一个socket句柄上有事件时，内核会把该句柄插入上面所说的准备就绪list链表，这时我们调用epoll_wait，会把准备就绪的socket拷贝到用户态内存，然后清空准备就绪list链表， 最后，epoll_wait干了件事，就是检查这些socket，如果不是ET模式（就是LT模式的句柄了），并且这些socket上确实有未处理的事件时，又把该句柄放回到刚刚清空的准备就绪链表了，所以，非ET的句柄，只要它上面还有事件，epoll_wait每次都会返回。而ET模式的句柄，除非有新中断到，即使socket上的事件没有处理完，也是不会次次从epoll_wait返回的。
====>区别就在于epoll_wait将socket返回到用户态时是否情况就绪链表。
第三部分：epoll高效的本质
1.减少用户态和内核态之间的文件句柄拷贝；
2.减少对可读可写文件句柄的遍历；
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2年后更新一些:
epoll并不是新发明，kernel本身就是事件驱动，只是用户态太弱了，当kernel把基于事件驱动的api在用户态开放之后 用户态终于用上了基于事件驱动的I/O复用。
高效的原因 无他 那就是用户态原本就太弱了。
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