Epoll在LT和ET模式下的读写方式和区别

LT模式：epoll就是一个快速版poll，可读可写就绪条件和传统poll一致

ET模式：为了避免Starvation，建议

1）文件描述符设置为非阻塞

2）只在read或write返回EAGAIN后，才能调用下一次epoll_wait

3）应用层维护一个就绪链表，进行轮询，可以防止大量IO时在一个描述符上长期read或write（因为只有等到read

或 write返回EAGAIN后才表示该描述符处理完毕）而令其它描述符starve

理解ET的含义后，上面那些操作其实都是显然的。以wirte为例说明，LT时只要有一定范围的空闲写缓存区，每次epoll_wait都是可写条件就 绪，但是ET时从第一次可写就绪后，epoll_wait不再得到该描述符可写就绪通知直到程序使描述符变为非可写就绪（比如write收到 EAGAIN）后，epoll_wait才可能继续收到可写就绪通知（比如有空闲可写缓存）

其实ET相对于LT来说，把文件描述符状态跟踪的部分责任由内核空间推到用户空间，内核只关心状态切换即从未就绪到就绪切换时才通知用户，至于保持就绪 状态的，内核不再通知用户，这样在实现非阻塞模型时更方便，不需要每次操作都先查看文件描述符状态。

ET模式：

因为ET模式只有从unavailable到available才会触发，所以

1、读事件：需要使用while循环读取完，一般是读到EAGAIN，也可以读到返回值小于缓冲区大小；

如果应用层读缓冲区满：那就需要应用层自行标记，解决OS不再通知可读的问题

2、写事件：需要使用while循环写到EAGAIN，也可以写到返回值小于缓冲区大小

如果应用层写缓冲区空（无内容可写）：那就需要应用层自行标记，解决OS不再通知可写的问题。

LT模式：

因为LT模式只要available就会触发，所以：

1、读事件：因为一般应用层的逻辑是“来了就能读”，所以一般没有问题，无需while循环读取到EAGAIN；

如果应用层读缓冲区满：就会经常触发，解决方式如下；

2、写事件：如果没有内容要写，就会经常触发，解决方式如下。

LT经常触发读写事件的解决办法：修改fd的注册事件，或者把fd移出epollfd。

总结：

目前好像还是LT方式应用较多，包括redis、libuv等。（nginx使用ET）

LT模式的优点在于：事件循环处理比较简单，无需关注应用层是否有缓冲或缓冲区是否满，只管上报事件。缺点是：可能经常上报，可能影响性能。

对于一个已上锁的互斥锁,若调用pthread_mutex_trylock()函数再次加锁,将返回错误ebusy(已加锁错误),因而不会发生阻塞.对于未上锁的情况,该函数将对互斥锁加锁.调用成功返回0,失败返回-1.。此时程序不会阻塞起来等待数据准备就绪返回，read函数会返回一个错误eagain，提示你的应用程序现在没有数据可读请稍后再试。if((sockfd=socket(af_inet,sock_stream,0))==-1){ //创建套接字socket函数可以调用socket函数，该函数返回一//个类似于文件描述符的句柄。

从字面上看, 意思是:EAGAIN: 再试一次，EWOULDBLOCK: 如果这是一个阻塞socket, 操作将被block，perror输出: Resource temporarily unavailable

总结:

如果没有数据待读，那么除非是非阻塞模式，不然的话套接口将一直等待数据的到来，此时将返回socket_error错误，错误代码是wsaewouldblock。对于一个已上锁的互斥锁,若调用pthread_mutex_trylock()函数再次加锁,将返回错误ebusy(已加锁错误),因而不会发生阻塞.对于未上锁的情况,该函数将对互斥锁加锁.调用成功返回0,失败返回-1.。反之，当缓冲区满时，进程a被阻塞，仅当进程b取走缓冲数据时，才唤醒进程a。

在非阻塞连接的情况下，返回 0 表示没有可以获得的数据，返回 -1 表示连接出错。最大值是30（3）如果返回值类型是指针类型，则返回值null代表出错#include 。另外，需要注意：如果future的返回尚未完成，则get（）方法会阻塞等待，直到future完成返回，可以通过调用isdone（）方法判断future是否完成了返回。

综上，对于non-blocking的socket，正确的读写操作为:

读：忽略掉errno = EAGAIN的错误，下次继续读

写：忽略掉errno = EAGAIN的错误，下次继续写

对于select和epoll的LT模式，这种读写方式是没有问题的。但对于epoll的ET模式，这种方式还有漏洞。

epoll的两种模式LT和ET

二者的差异在于level-trigger模式下只要某个socket处于readable/writable状态，无论什么时候进行epoll_wait都会返回该socket；而edge-trigger模式下只有某个socket从unreadable变为readable或从unwritable变为writable时，epoll_wait才会返回该socket。

所以，在epoll的ET模式下，正确的读写方式为:

读：只要可读，就一直读，直到返回0，或者 errno = EAGAIN

写:只要可写，就一直写，直到数据发送完，或者 errno = EAGAIN

正确的读

n = 0; while ((nread = read(fd, buf + n, BUFSIZ-1)) > 0) {     n += nread; } if (nread == -1 && errno != EAGAIN) {     perror("read error"); }

正确的写

int nwrite, data_size = strlen(buf); n = data_size; while (n > 0) {     nwrite = write(fd, buf + data_size - n, n);     if (nwrite < n) {         if (nwrite == -1 && errno != EAGAIN) {  

          perror("write error");         }         break;     }     n -= nwrite; }

正确的accept，accept 要考虑 2 个问题

(1) 阻塞模式 accept 存在的问题

考虑这种情况：TCP连接被客户端夭折，即在服务器调用accept之前，客户端主动发送RST终止连接，导致刚刚建立的连接从就绪队列中移出，如果套接口被设置成阻塞模式，服务器就会一直阻塞在accept调用上，直到其他某个客户建立一个新的连接为止。但是在此期间，服务器单纯地阻塞在accept调用上，就绪队列中的其他描述符都得不到处理。

2） 假如有接口c，实现c的回滚接口，a调用c、d，如果c调用成功，d调用失败，a中发送c调用上下文及错误信息到消息队列，消息队列持久化该消息，c该消息并调用回滚接口，或者专门的事务失败处理服务该消息并调用c的回滚接口。总结下：底层大致数据处理时会阻塞，然后自己不处理，姿势把数据流放给上层，在上层开始camera的时候你会设置一堆，然后底层会通过binder远程调用。servlet事件器的注册和调用过程都是由web容器自动完成的，当发生被对象被创建，修改，销毁等事件时，web容器将调用与之相关的servlet事件器对象的相应方法(所到的对象如果在创建、修改、销毁事件触发的时候就会调用这些器这就相当于面向事件编程的概念)，用户在这些方法中编写的事件处理代码(相当于js中的事件响应)即被执行。

(2)ET模式下accept存在的问题

堆叠系统连接接入设备时，建议将直连终端的端口配置为stp边缘口epoll lt 不可写变可写，以避免连接终端的端口up/down状态变化时触发stp重新计算，影响流量转发。conn_get()获取一个连接conn并将它初始化为本次连接的标识，接下来tid是选择要处理这个连接的线程，选择的算法是round robin，即每次循环递增一个id号，然后将连接标识c压入选定的线程t->new_cq中，它存储了线程要处理的所有连接，最后向t->notify_send_fd写一个字符，触发工作线程t的管道io事件，让其处理新的连接。 6) 对于显示单元的边缘处理要求不高, 不需要复杂昂贵的边缘融合等功能, 但是需要对显示单元的边缘进行压边,做边缘屏蔽处理, 以避免由于lcd/pdp 器件的黑边不显示而出现的图 7) 某些高档的酒吧, 往往还需要对酒吧内的不同拼接墙进行现场联动,同时显示拼接墙上的某行/列的画面,或者需要系统能自动运行不同的显示模式. 以前达到更动感,现代化的显示效果，艾迪思科技生产的拼接控制器又称电视墙画面拼接器、大屏幕电视墙处理器、图像处理器、多屏拼接器、大屏拼接器、液晶拼接幕墙、电视墙控制器，电视墙拼接器，拼接处理器，拼接墙控制器，多屏处理器，多屏拼接处理器，显示墙拼接器，大屏幕处理器，数码拼接处理器，多屏图象处理器， 主要功能是将一个完整的图像信号划分成n 块后分配给n 个显示单元，可根据用户的实际需求灵活的配置成支持从2块屏拼接到256块屏拼接等不同规格，并且以最优的性能价格比来满足广大客户的要求。

解决办法是用while循环抱住accept调用，处理完TCP就绪队列中的所有连接后再退出循环。如何知道是否处理完就绪队列中的所有连接呢？accept返回-1并且errno设置为EAGAIN就表示所有连接都处理完。

综合以上两种情况，服务器应该使用非阻塞地accept，accept在ET模式下的正确使用方式为：

while ((conn_sock = accept(listenfd,(struct sockaddr *) &remote, (size_t *)&addrlen)) > 0) {

    handle_client(conn_sock); } if (conn_sock == -1) {     if (errno != EAGAIN && errno != ECONNABORTED && errno != EPROTO && errno != EINTR)     perror("accept"); }

一道腾讯后台开发的面试题

使用Linuxepoll模型，水平触发模式；当socket可写时，会不停的触发socket可写的事件，如何处理？

第一种最普遍的方式：

需要向socket写数据的时候才把socket加入epoll，等待可写事件。

接受到可写事件后，调用write或者send发送数据。

当所有数据都写完后，把socket移出epoll。

如果是多线程在一个会话上发送命令（比如获取（top或者retr）、删除（dele））操作服务器epoll lt 不可写变可写，这些命令的操作都不是线程安全的，这样很可能出现outputstream和inputstream数据不匹配而相互打架的情况，这个很可能就是我们看到的日志里有乱码的原因。缺点：udp传送数据前并不与对方建立连接，对接收到的数据也不发送确认信号，发送端不知道数据是否正确接收，也不重复发送，不可靠。ti被硬件置1的情况是，当串行发送缓冲寄存器内的数据被通过txd( p3.1 )发送完毕时( 不同的串口方式置1条件不同 )不是指将数据存入串行发送缓冲器中时ti会被置1，同理ri被置1的情况是当rxd( p3.0 )接收到数据将此数据按位存入串行接收缓冲寄存器内完毕时( 不同串口方式置1的条件不同 )不是指从串行接收缓冲寄存器读完数据时ri会被置1。

一种改进的方式：

开始不把socket加入epoll，需要向socket写数据的时候，直接调用write或者send发送数据。如果返回EAGAIN，把socket加入epoll，在epoll的驱动下写数据，全部数据发送完毕后，再移出epoll。

这种方式的优点是：数据不多的时候可以避免epoll的事件处理，提高效率。

最后贴一个使用epoll,ET模式的简单HTTP服务器代码:

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