current switch else if 用戶 同時 events ipp root 簡單

從linux源碼看epoll
前言
在linux的高性能網絡編程中，繞不開的就是epoll。和select、poll等系統調用相比,epoll在需要監視大量文件描述符並且其中只有少數活躍的時候，表現出無可比擬的優勢。epoll能讓內核記住所關註的描述符，並在對應的描述符事件就緒的時候,在epoll的就緒鏈表中添加這些就緒元素，並喚醒對應的epoll等待進程。
本文就是筆者在探究epoll源碼過程中，對kernel將就緒描述符添加到epoll並喚醒對應進程的一次源碼分析(基於linux-2.6.32內核版本)。由於篇幅所限，筆者聚焦於tcp協議下socket可讀事件的源碼分析。

簡單的epoll例子
下面的例子，是從筆者本人用c語言寫的dbproxy中的一段代碼。由於細節過多，所以做了一些刪減。

int init_reactor(int listen_fd,int worker_count){
    ......
    // 創建多個epoll fd，以充分利用多核
    for(i=0;i<worker_count;i++){
        reactor->worker_fd = epoll_create(EPOLL_MAX_EVENTS);
    }
    /* epoll add listen_fd and accept */
    // 將accept後的事件加入到對應的epoll fd中
    int client_fd = accept(listen_fd,(struct sockaddr *)&client_addr,&client_len)));
    // 將連接描述符註冊到對應的worker裏面
    epoll_ctl(reactor->client_fd,EPOLL_CTL_ADD,epifd,&event);
}
// reactor的worker線程
static void* rw_thread_func(void* arg){
    ......

    for(;;){
          // epoll_wait等待事件觸發
        int retval = epoll_wait(epfd,events,EPOLL_MAX_EVENTS,500);
        if(retval > 0){
            for(j=0; j < retval; j++){
                // 處理讀事件
               if(event & EPOLLIN){
                 handle_ready_read_connection(conn);
                 continue;
             }
             /* 處理其它事件 */
            }
        }
    }
    ......
}
 

上述代碼事實上就是實現了一個reactor模式中的accept與read/write處理線程，如下圖所示:

epoll_create
Unix的萬物皆文件的思想在epoll裏面也有體現，epoll_create調用返回一個文件描述符，此描述符掛載在anon_inode_fs(匿名inode文件系統)的根目錄下面。讓我們看下具體的epoll_create系統調用源碼:

SYSCALL_DEFINE1(epoll_create, int, size)
{
    if (size <= 0)
        return -EINVAL;

    return sys_epoll_create1(0);
}
 

由上述源碼可見，epoll_create的參數是基本沒有意義的，kernel簡單的判斷是否為0，然後就直接就調用了sys_epoll_create1。由於linux的系統調用是通過(SYSCALL_DEFINE1,SYSCALL_DEFINE2......SYSCALL_DEFINE6)定義的，那麽sys_epoll_create1對應的源碼即是SYSCALL_DEFINE(epoll_create1)。
(註:受限於寄存器數量的限制，(80x86下的)kernel限制系統調用最多有6個參數。據ulk3所述，這是由於32位80x86寄存器的限制)
接下來，我們就看下epoll_create1的源碼:

SYSCALL_DEFINE1(epoll_create1, int, flags)
{
    // kzalloc(sizeof(*ep), GFP_KERNEL),用的是內核空間
    error = ep_alloc(&ep);
    // 獲取尚未被使用的文件描述符，即描述符數組的槽位
    fd = get_unused_fd_flags(O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC));
    // 在匿名inode文件系統中分配一個inode,並得到其file結構體
    // 且file->f_op = &eventpoll_fops
    // 且file->private_data = ep;
    file = anon_inode_getfile("[eventpoll]", &eventpoll_fops, ep,
                 O_RDWR | (flags & O_CLOEXEC));
    // 將file填入到對應的文件描述符數組的槽裏面
    fd_install(fd,file);             
    ep->file = file;
    return fd;
}

最後epoll_create生成的文件描述符如下圖所示:

struct eventpoll
所有的epoll系統調用都是圍繞eventpoll結構體做操作,現簡要描述下其中的成員:

/*
 * 此結構體存儲在file->private_data中
 */
struct eventpoll {
    // 自旋鎖，在kernel內部用自旋鎖加鎖，就可以同時多線(進)程對此結構體進行操作
    // 主要是保護ready_list
    spinlock_t lock;
    // 這個互斥鎖是為了保證在eventloop使用對應的文件描述符的時候，文件描述符不會被移除掉
    struct mutex mtx;
    // epoll_wait使用的等待隊列，和進程喚醒有關
    wait_queue_head_t wq;
    // file->poll使用的等待隊列，和進程喚醒有關
    wait_queue_head_t poll_wait;
    // 就緒的描述符隊列
    struct list_head rdllist;
    // 通過紅黑樹來組織當前epoll關註的文件描述符
    struct rb_root rbr;
    // 在向用戶空間傳輸就緒事件的時候，將同時發生事件的文件描述符鏈入到這個鏈表裏面
    struct epitem *ovflist;
    // 對應的user
    struct user_struct *user;
    // 對應的文件描述符
    struct file *file;
    // 下面兩個是用於環路檢測的優化
    int visited;
    struct list_head visited_list_link;
};

本文講述的是kernel是如何將就緒事件傳遞給epoll並喚醒對應進程上，因此在這裏主要聚焦於(wait_queue_head_t wq)等成員。

epoll_ctl(add)
我們看下epoll_ctl(EPOLL_CTL_ADD)是如何將對應的文件描述符插入到eventpoll中的。 借助於spin_lock(自旋鎖)和mutex(互斥鎖),epoll_ctl調用可以在多個KSE(內核調度實體,即進程/線程)中並發執行。

SYSCALL_DEFINE4(epoll_ctl, int, epfd, int, op, int, fd,
        struct epoll_event __user *, event)
{
    /* 校驗epfd是否是epoll的描述符 */
    // 此處的互斥鎖是為了防止並發調用epoll_ctl,即保護內部數據結構
    // 不會被並發的添加修改刪除破壞
    mutex_lock_nested(&ep->mtx, 0);
    switch (op) {
        case EPOLL_CTL_ADD:
            ...
            // 插入到紅黑樹中
            error = ep_insert(ep, &epds, tfile, fd);
            ...
            break;
        ......
    }
    mutex_unlock(&ep->mtx); 
}       

上述過程如下圖所示：

ep_insert
在ep_insert中初始化了epitem，然後初始化了本文關註的焦點,即事件就緒時候的回調函數，代碼如下所示:

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);
    // 在這裏將回調函數註入
    revents = tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt);
    // 如果當前有事件已經就緒，那麽一開始就會被加入到ready list
    // 例如可寫事件
    // 另外，在tcp內部ack之後調用tcp_check_space,最終調用sock_def_write_space來喚醒對應的epoll_wait下的進程
    if ((revents & event->events) && !ep_is_linked(&epi->rdllink)) {
        list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
        // wake_up ep對應在epoll_wait下的進程
        if (waitqueue_active(&ep->wq)){
            wake_up_locked(&ep->wq);
        }
        ......
    }   
    // 將epitem插入紅黑樹
    ep_rbtree_insert(ep, epi);
    ......
}

tfile->f_op->poll的實現
向kernel更底層註冊回調函數的是tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt)這一句，我們來看一下對於對應的socket文件描述符，其fd=>file->f_op->poll的初始化過程：

 // 將accept後的事件加入到對應的epoll fd中
    int client_fd = accept(listen_fd,(struct sockaddr *)&client_addr,&client_len)));
    // 將連接描述符註冊到對應的worker裏面
    epoll_ctl(reactor->client_fd,EPOLL_CTL_ADD,epifd,&event);

回顧一下上述user space代碼，fd即client_fd是由tcp的listen_fd通過accept調用而來，那麽我們看下accept調用鏈的關鍵路徑:

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); // 安裝fd

那麽，由accept獲得的client_fd的結構如下圖所示:

註:由於是tcp socket,所以這邊sock->ops=inet_stream_ops
回調函數的安裝
kernel的調用路徑如下:

sock_poll /*tfile->f_op->poll(tfile, &epq.pt)*/;
    |->sock->ops->poll
        |->tcp_poll
            /* 這邊重要的是拿到了sk_sleep用於KSE(進程/線程)的喚醒 */
            |->sock_poll_wait(file, sk->sk_sleep, wait);
                |->poll_wait
                    |->p->qproc(filp, wait_address, p);
                    /* p為&epq.pt,而且&epq.pt->qproc= ep_ptable_queue_proc*/
                        |-> ep_ptable_queue_proc(filp,wait_address,p);

繞了一大圈之後，我們的回調函數的安裝其實就是調用了eventpoll.c中的ep_ptable_queue_proc,而且向其中傳遞了sk->sk_sleep作為其waitqueue的head,其源碼如下所示:

static void ep_ptable_queue_proc(struct file *file, wait_queue_head_t *whead,
                 poll_table *pt)
{
    // 取出當前client_fd對應的epitem
    struct epitem *epi = ep_item_from_epqueue(pt);
    // &pwq->wait->func=ep_poll_callback，用於回調喚醒
    // 註意，這邊不是init_waitqueue_entry,即沒有將當前KSE(current,當前進程/線程)寫入到
    // wait_queue當中，因為不一定是從當前安裝的KSE喚醒，而應該是喚醒epoll\_wait的KSE
    init_waitqueue_func_entry(&pwq->wait, ep_poll_callback);
    // 這邊的whead是sk->sk_sleep,將當前的waitqueue鏈入到socket對應的sleep列表
    add_wait_queue(whead, &pwq->wait);  
}   

這樣client_fd的結構進一步完善，如下圖所示:

ep_poll_callback函數是喚醒對應epoll_wait的地方，我們將在後面一起講述。

epoll_wait
epoll_wait主要是調用了ep_poll:

SYSCALL_DEFINE4(epoll_wait, int, epfd, struct epoll_event __user *, events,
        int, maxevents, int, timeout)
{
    /* 檢查epfd是否是epoll\_create創建的fd */
    // 調用ep_poll
    error = ep_poll(ep, events, maxevents, timeout);
    ...
}

緊接著，我們看下ep_poll函數:

static int ep_poll(struct eventpoll *ep, struct epoll_event __user *events,
           int maxevents, long timeout)
{
    ......
retry:
    // 獲取spinlock
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    // 將當前task_struct寫入到waitqueue中以便喚醒
    // wq_entry->func = default_wake_function;
    init_waitqueue_entry(&wait, current);
    // WQ_FLAG_EXCLUSIVE，排他性喚醒，配合SO_REUSEPORT從而解決accept驚群問題
    wait.flags |= WQ_FLAG_EXCLUSIVE;
    // 鏈入到ep的waitqueue中
    __add_wait_queue(&ep->wq, &wait);
    for (;;) {
        // 設置當前進程狀態為可打斷
        set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE);
        // 檢查當前線程是否有信號要處理，有則返回-EINTR
        if (signal_pending(current)) {
            res = -EINTR;
            break;
        }
        spin_unlock_irqrestore(&ep->lock, flags);
        // schedule調度，讓出CPU
        jtimeout = schedule_timeout(jtimeout);
        spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    }
    // 到這裏，表明超時或者有事件觸發等動作導致進程重新調度
    __remove_wait_queue(&ep->wq, &wait);
    // 設置進程狀態為running
    set_current_state(TASK_RUNNING);
    ......
    // 檢查是否有可用事件
    eavail = !list_empty(&ep->rdllist) || ep->ovflist != EP_UNACTIVE_PTR;
    ......
    // 向用戶空間拷貝就緒事件
    ep_send_events(ep, events, maxevents)
}          

上述邏輯如下圖所示:

ep_send_events
ep_send_events函數主要就是調用了ep_scan_ready_list,顧名思義ep_scan_ready_list就是掃描就緒列表:

static int ep_scan_ready_list(struct eventpoll *ep,
                  int (*sproc)(struct eventpoll *,
                       struct list_head *, void *),
                  void *priv,
                  int depth)
{
    ...
    // 將epfd的rdllist鏈入到txlist
    list_splice_init(&ep->rdllist, &txlist);
    ...
    /* sproc = ep_send_events_proc */
    error = (*sproc)(ep, &txlist, priv);
    ...
    // 處理ovflist,即在上面sproc過程中又到來的事件
    ...
}

其主要調用了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;) {
       // 遍歷ready list 
        epi = list_first_entry(head, struct epitem, rdllink);
        list_del_init(&epi->rdllink);
        // readylist只是表明當前epi有事件，具體的事件信息還是得調用對應file的poll
        // 這邊的poll即是tcp_poll,根據tcp本身的信息設置掩碼(mask)等信息 & 上興趣事件掩碼，則可以得知當前事件是否是epoll_wait感興趣的事件
        revents = epi->ffd.file->f_op->poll(epi->ffd.file, NULL) &
            epi->event.events;
        if(revents){
            /* 將event放入到用戶空間 */
            /* 處理ONESHOT邏輯 */
            // 如果不是邊緣觸發，則將當前的epi重新加回到可用列表中，這樣就可以下一次繼續觸發poll,如果下一次poll的revents不為0，那麽用戶空間依舊能感知 */
            else if (!(epi->event.events & EPOLLET)){
                list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
            }
            /* 如果是邊緣觸發，那麽就不加回可用列表，因此只能等到下一個可用事件觸發的時候才會將對應的epi放到可用列表裏面*/
            eventcnt++
        }
        /* 如poll出來的revents事件epoll_wait不感興趣(或者本來就沒有事件)，那麽也不會加回到可用列表 */
        ......
    }
    return eventcnt;
}             

上述代碼邏輯如下所示:
事件到來添加到epoll就緒隊列(rdllist)的過程
經過上述章節的詳述之後，我們終於可以闡述，tcp在數據到來時是怎麽加入到epoll的就緒隊列的了。

可讀事件到來
首先我們看下tcp數據包從網卡驅動到kernel內部tcp協議處理調用鏈:

step1:
網絡分組到來的內核路徑，網卡發起中斷後調用netif_rx將事件掛入CPU的等待隊列，並喚起軟中斷(soft_irq)，再通過linux的軟中斷機制調用net_rx_action，如下圖所示:

註:上圖來自PLKA(<<深入Linux內核架構>>)

step2:
緊接著跟蹤next_rx_action

next_rx_action
    |-process_backlog
        ......
            |->packet_type->func 在這裏我們考慮ip_rcv
                    |->ipprot->handler 在這裏ipprot重載為tcp_protocol
                        (handler 即為tcp_v4_rcv)

我們再看下對應的tcp_v4_rcv

tcp_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
                                                /* 這裏已經被ep_insert添加為ep_poll_callback,而且設定了排它標識WQ_FLAG_EXCLUSIVE*/
                                                      |->ep_poll_callback

這樣，我們就看下最終喚醒epoll_wait的ep_poll_callback函數:

static int ep_poll_callback(wait_queue_t *wait, unsigned mode, int sync, void *key)
{
    // 獲取wait對應的epitem  
    struct epitem *epi = ep_item_from_wait(wait);
    // epitem對應的eventpoll結構體
    struct eventpoll *ep = epi->ep;
    // 獲取自旋鎖，保護ready_list等結構
    spin_lock_irqsave(&ep->lock, flags);
    // 如果當前epi沒有被鏈入ep的ready list,則鏈入
    // 這樣，就把當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在等待的話，則喚醒這個epoll_wait進程
    // 對應的&ep->wq是在epoll_wait調用的時候通過init_waitqueue_entry(&wait, current)而生成的
    // 其中的current即是對應調用epoll_wait的進程信息task_struct
    if (waitqueue_active(&ep->wq))
        wake_up_locked(&ep->wq);
}

上述過程如下圖所示:

最後wake_up_locked調用__wake_up_common,然後調用了在init_waitqueue_entry註冊的default_wake_function,調用路徑為:

wake_up_locked
    |->__wake_up_common
        |->default_wake_function
            |->try_wake_up (wake up a thread)
                |->activate_task
                    |->enqueue_task    running

將epoll_wait進程推入可運行隊列，等待內核重新調度進程,然後epoll_wait對應的這個進程重新運行後，就從schedule恢復，繼續下面的ep_send_events(向用戶空間拷貝事件並返回)。
wake_up過程如下圖所示:

可寫事件到來
可寫事件的運行過程和可讀事件大同小異:
首先，在epoll_ctl_add的時候預先會調用一次對應文件描述符的poll，如果返回事件裏有可寫掩碼的時候直接調用wake_up_locked以喚醒對應的epoll_wait進程。 然後，在tcp在底層驅動有數據到來的時候可能攜帶了ack從而可以釋放部分已經被對端接收的數據，於是觸發可寫事件，這一部分的調用鏈為:

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*/

最後在此函數裏面sk_stream_write_space喚醒對應的epoll_wait進程

void sk_stream_write_space(struct sock *sk)
{
    // 即有1/3可寫空間的時候才觸發可寫事件
    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)
        ......
    }
}

關閉描述符(close fd)
值得註意的是，我們在close對應的文件描述符的時候，會自動調用eventpoll_release將對應的file從其關聯的epoll_fd中刪除，kernel關鍵路徑如下:

close fd
      |->filp_close
            |->fput
                  |->__fput
                        |->eventpoll_release
                              |->ep_remove

所以我們在關閉對應的文件描述符後，並不需要通過epoll_ctl_del來刪掉對應epoll中相應的描述符。

總結
epoll作為linux下非常優秀的事件觸發機制得到了廣泛的運用。其源碼還是比較復雜的，本文只是闡述了epoll讀寫事件的觸發機制，探究linux kernel源碼的過程非常快樂^_^。

從linux源碼看epoll