I/O多路转换 select

Linux驱动部分我们曾经使用了poll机制完成了在应用层代码读取按键值。这节课介绍的select也很相似。当我们要监控好几个文件描述符的读写呢？如果我们阻塞的去处理其中一个，那第二个怎么办呢？下面我们一起想想办法。
方法一：使用fork将一个进程变成两个进程，每个进程处理一套数据通路，如果使用多个进程，每一个进程就可以阻塞处理read，write函数。但是这也产生了问题：操作什么时候终止？如果子进程接收到了文件结束夫标志，那么该子进程就终止，然后父进程接收到了SIGCHLD信号。但是如果父进程终止，那么应该通知紫禁城停止，为此也需要一个信号。我们可以不使用多进程，而是使用一个进程中的两个线程。这避免了终止进程的复杂性，但是却要求处理线程之间的同步，在减少复杂性方面也是得不偿失。
方法二：配置为不阻塞轮询法，这种思路大部分情况下直接否定了，不做讨论。
方法三：异步IO。基本思想就是告诉内核当一个描述符已经准备好了之后，再用一个信号量通知他。这种技术存在的问题，1、并不是所有的系统都支持（这个我个人没遇到过，接触比较少）2、之中信号对每个进程只有一个SIGOLL或者SIGIO。如果该信号要对两个描述符都起作用，那么接收到此信号时，我们仍旧无法判断是哪一个描述符已经准备好了。
方法四：
I/O多路转换，先构造一张有官描述符的列表，然后调用一个函数，知道这些描述符中的一个准备好的进行I/O时，函数才回去返回，在返回的时候，他会告诉你在那些描述符已经准备好了可以进行I/O。
从 select函数返回后，内核告诉我们一下信息：
•对我们的要求已经做好准备的描述符的个数
•对于三种条件哪些描述符已经做好准备.(读，写，异常)
有了这些返回信息，我们可以调用合适的I/O函数(通常是 read 或 write)，并且这些函数不会再阻塞.

#include <sys/select.h>   int select(int maxfdp1, fd_set *readset, fd_set *writeset, fd_set *exceptset,struct timeval *timeout);

返回：做好准备的文件描述符的个数，超时为0，错误为 -1.

首先我们先看一下最后一个参数。它指明我们要等待的时间：
struct timeval{
long tv_sec; /*秒 */
long tv_usec; /*微秒 */
}

有三种情况：
timeout == NULL 等待无限长的时间。等待可以被一个信号中断。当有一个描述符做好准备或者是捕获到一个信号时函数会返回。如果捕获到一个信号， select函数将返回 -1,并将变量 erro设为 EINTR。
timeout->tv_sec == 0 &&timeout->tv_usec == 0不等待，直接返回。加入描述符集的描述符都会被测试，并且返回满足要求的描述符的个数。这种方法通过轮询，无阻塞地获得了多个文件描述符状态。
timeout->tv_sec !=0 ||timeout->tv_usec!= 0 等待指定的时间。当有描述符符合条件或者超过超时时间的话，函数返回。在超时时间即将用完但又没有描述符合条件的话，返回 0。对于第一种情况，等待也会被信号所中断。

中间的三个参数 readset, writset, exceptset,指向描述符集。这些参数指明了我们关心哪些描述符，和需要满足什么条件(可写，可读，异常)。一个文件描述集保存在 fd_set 类型中。fd_set类型变量每一位代表了一个描述符。我们也可以认为它只是一个由很多二进制位构成的数组。如下图所示：

对于 fd_set类型的变量我们所能做的就是声明一个变量，为变量赋一个同种类型变量的值，或者使用以下几个宏来 #include <sys/select.h>
int FD_ZERO(int fd, fd_set *fdset);
int FD_CLR(int fd, fd_set *fdset);
int FD_SET(int fd, fd_set *fd_set);
int FD_ISSET(int fd, fd_set *fdset);ZERO宏将一个 fd_set类型变量的所有位都设为 0，使用FD_SET将变量的某个位置位。清除某个位时可以使用 FD_CLR，我们可以使用 FD_SET来测试某个位是否被置位。
当声明了一个文件描述符集后，必须用FD_ZERO将所有位置零。之后将我们所感兴趣的描述符所对应的位置位，操作如下：

fd_set rset;
int fd;
FD_ZERO(&rset);
FD_SET(fd, &rset);
FD_SET(stdin, &rset);</span>select返回后，用FD_ISSET测试给定位是否置位：if(FD_ISSET(fd, &rset)
{ ... }</span>

具体解释select的参数：
（1）intmaxfdp是一个整数值，是指集合中所有文件描述符的范围，即所有文件描述符的最大值加1，不能错。
说明：对于这个原理的解释可以看上边fd_set的详细解释，fd_set是以位图的形式来存储这些文件描述符。maxfdp也就是定义了位图中有效的位的个数。
（2）fd_setreadfds是指向fd_set结构的指针，这个集合中应该包括文件描述符，我们是要监视这些文件描述符的读变化的，即我们关心是否可以从这些文件中读取数据了，如果这个集合中有一个文件可读，select就会返回一个大于0的值，表示有文件可读；如果没有可读的文件，则根据timeout参数再判断是否超时，若超出timeout的时间，select返回0，若发生错误返回负值。可以传入NULL值，表示不关心任何文件的读变化。
（3）fd_setwritefds是指向fd_set结构的指针，这个集合中应该包括文件描述符，我们是要监视这些文件描述符的写变化的，即我们关心是否可以向这些文件中写入数据了，如果这个集合中有一个文件可写，select就会返回一个大于0的值，表示有文件可写，如果没有可写的文件，则根据timeout参数再判断是否超时，若超出timeout的时间，select返回0，若发生错误返回负值。可以传入NULL值，表示不关心任何文件的写变化。
（4）fd_seterrorfds同上面两个参数的意图，用来监视文件错误异常文件。
（5）structtimeval timeout是select的超时时间，这个参数至关重要，它可以使select处于三种状态，第一，若将NULL以形参传入，即不传入时间结构，就是将select置于阻塞状态，一定等到监视文件描述符集合中某个文件描述符发生变化为止；第二，若将时间值设为0秒0毫秒，就变成一个纯粹的非阻塞函数，不管文件描述符是否有变化，都立刻返回继续执行，文件无变化返回0，有变化返回一个正值；第三，timeout的值大于0，这就是等待的超时时间，即 select在timeout时间内阻塞，超时时间之内有事件到来就返回了，否则在超时后不管怎样一定返回，返回值同上述。
说明：
函数返回：
（1）当监视的相应的文件描述符集中满足条件时，比如说读文件描述符集中有数据到来时，内核(I/O)根据状态修改文件描述符集，并返回一个大于0的数。
（2）当没有满足条件的文件描述符，且设置的timeval监控时间超时时，select函数会返回一个为0的值。
（3）当select返回负值时，发生错误。
理解select模型：
理解select模型的关键在于理解fd_set,为说明方便，取fd_set长度为1字节，fd_set中的每一bit可以对应一个文件描述符fd。则1字节长的fd_set最大可以对应8个fd。
（1）执行fd_set set;FD_ZERO(&set);则set用位表示是0000,0000。
（2）若fd＝5,执行FD_SET(fd,&set);后set变为0001,0000(第5位置为1)
（3）若再加入fd＝2，fd=1,则set变为0001,0011
（4）执行select(6,&set,0,0,0)阻塞等待
（5）若fd=1,fd=2上都发生可读事件，则select返回，此时set变为0000,0011。注意：没有事件发生的fd=5被清空。
基于上面的讨论，可以轻松得出select模型的特点：
（1)可监控的文件描述符个数取决与sizeof(fd_set)的值。我这边服务器上sizeof(fd_set)＝512，每bit表示一个文件描述符，则我服务器上支持的最大文件描述符是512*8=4096。据说可调，另有说虽然可调，但调整上限受于编译内核时的变量值。
（2）将fd加入select监控集的同时，还要再使用一个数据结构array保存放到select监控集中的fd，一是用于再select返回后，array作为源数据和fd_set进行FD_ISSET判断。二是select返回后会把以前加入的但并无事件发生的fd清空，则每次开始 select前都要重新从array取得fd逐一加入（FD_ZERO最先），扫描array的同时取得fd最大值maxfd，用于select的第一个参数。
（3）可见select模型必须在select前循环array（加fd，取maxfd），select返回后循环array（FD_ISSET判断是否有时间发生）。

在知乎上看到大牛们在讨论一个问题
作者：罗然
链接：https://www.zhihu.com/question/20114168/answer/31042919
来源：知乎
著作权归作者所有。商业转载请联系作者获得授权，非商业转载请注明出处。

先用select接口(poll/epoll,kq,iocp)接受请求，这样可以保证并发，在这个环节他只管收，不处理业务，把FD放到一个buffer(一个q里面)，然后业务处理模型对接线程池。可以使复杂业务处理上的负担被分担。select+线程池，这样兼顾了并发（牺牲了一点性能），又保证了因为逻辑代码的简洁性。如果选择完全异步的方式，你就要在业务处理里面使用完全的异步API，至少很多数据库驱动，缓存驱动等等你需要用的到技术都没有提供异步API，很多业务要保障流程的正确是需要同步操作的，而且业务如果全部使用异步API，各种不明确回调和闭包导致内存暴栈的危险上升(我想各位应该被nodejs折磨过吧)，对开发人员思考方式和技术实力都有较高的要求。一个部门里面有两个了解epoll就算技术非常NB的核心部门了吧，假若有能正确驾驭epoll，了解各种触发方式，状态机，特别是要能正确读写完整的信息，而没有造成大量的CLOSE_WAIT，是特别特别不易的。我曾在tornado上面搭建过一个线程池。原型参见：nikoloss/iceworld · GitHub虽然不算最完美的解决方案，但是也在工作中省去了很多烦恼。他的效率虽没有原生tornado高，但是非常适合多人合作(尽管如此效率还是要暴webpy几条街)。
对于这个回答我觉得还是非常不错的。

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