前言
select, 你可以不用它，但你不能不了解它。
通过阅读本文，可以帮你理清select的来龙去脉， 让你从中了解到：
- 我们常说的
select的1024限制指的是什么 ？怎么会有这样的限制？ - 都说
select效率不高，是这样吗？为什么 ？ -
select使用中有坑吗？
注：本文的所有内容均指针对 Linux Kernel, 当前使用的源码版本是 5.3.0
原型
int select (int __nfds, fd_set *__restrict __readfds,
fd_set *__restrict __writefds,
fd_set *__restrict __exceptfds,
struct timeval *__restrict __timeout);
如你所知，select是IO多种复用的一种实现，它将需要监控的fd分为读，写，异常三类，使用fd_set表示，当其返回时要么是超时，要么是有至少一种读，写或异常事件发生。
相关数据结构
FD_SET
FD_SET是select最重要的数据结构了，其在内核中的定义如下：
typedef __kernel_fd_set fd_set;
#undef __FD_SETSIZE
#define __FD_SETSIZE 1024
typedef struct {
unsigned long fds_bits[__FD_SETSIZE / (8 * sizeof(long))];
} __kernel_fd_set;
我们来简化下，fd_set是一个struct, 其内部只有一个 由16个元素组成的unsigned long数组，这个数组一共可以表示16 × 64 = 1024位， 每一位用来表示一个 fd, 这也就是 select针对读，定或异常每一类最多只能有 1024个fd 限制的由来。
相关宏
下面这些宏定义在内核代码fs/select.c中
-
FDS_BITPERLONG: 返回每个long有多少位，通常是64bits#define FDS_BITPERLONG (8*sizeof(long)) -
FDS_LONGS(nr): 获取 nr 个fd 需要用几个long来表示#define FDS_LONGS(nr) (((nr)+FDS_BITPERLONG-1)/FDS_BITPERLONG) -
FD_BYTES(nr): 获取 nr 个fd 需要用 多少个字节来表示#define FDS_BYTES(nr) (FDS_LONGS(nr)*sizeof(long))
下面这些宏可以在gcc源码中找到
-
FD_ZERO: 初始化一个fd_set#define __FD_ZERO(s) \ do { \ unsigned int __i; \ fd_set *__arr = (s); \ for (__i = 0; __i < sizeof (fd_set) / sizeof (__fd_mask); ++__i) \ __FDS_BITS (__arr)[__i] = 0; \ } while (0)将上面所说的由16个元素组成的
unsigned long数组每一个元素都设为 0; -
__FD_SET(d, s): 将一个fd 赋值到 一个fd_set#define __FD_SET(d, s) \ ((void) (__FDS_BITS (s)[__FD_ELT(d)] |= __FD_MASK(d)))分三步：
a.
__FD_ELT(d): 确定赋值到数组的哪一个元素
#define __FD_ELT(d) \
__extension__ \
({ long int __d = (d); \
(__builtin_constant_p (__d) \
? (0 <= __d && __d < __FD_SETSIZE \
? (__d / __NFDBITS) \
: __fdelt_warn (__d)) \
: __fdelt_chk (__d)); })
其中 #define __NFDBITS (8 * (int) sizeof (__fd_mask)) ， 即__NFDBITS = 64
这里实现使用了__builtin_constant_p针对常量作了优化，我也没有太理解常量与非常量实现方案有什么不同，我们暂时忽略这个细节看本质。
本质就是 一个 unsigned long有64位，直接 __d / __NFDBITS取模就可以确定用数组的哪一个元素了；
b. __FD_MASK(d): 确定赋值到一个 unsigned long的哪一位
#define __FD_MASK(d) ((__fd_mask) (1UL << ((d) % __NFDBITS)))
直接 （d) % __NFDBITS)取余后作为 1 左移的位数即可
c. |= ：用 位或 赋值即可;
在内核中的实现
调用层级
系统调用入口位置
位于fs/select.c中
SYSCALL_DEFINE5(select, int, n, fd_set __user *, inp, fd_set __user *, outp,
fd_set __user *, exp, struct timeval __user *, tvp)
{
return kern_select(n, inp, outp, exp, tvp);
}
入口函数 kern_select
static int kern_select(int n, fd_set __user *inp, fd_set __user *outp,
fd_set __user *exp, struct timeval __user *tvp)
{
struct timespec64 end_time, *to = NULL;
struct timeval tv;
int ret;
if (tvp) {
if (copy_from_user(&tv, tvp, sizeof(tv)))
return -EFAULT;
to = &end_time;
if (poll_select_set_timeout(to,
tv.tv_sec + (tv.tv_usec / USEC_PER_SEC),
(tv.tv_usec % USEC_PER_SEC) * NSEC_PER_USEC))
return -EINVAL;
}
ret = core_sys_select(n, inp, outp, exp, to);
return poll_select_finish(&end_time, tvp, PT_TIMEVAL, ret);
}
作三件事：
a. 如果设置了超时，首先准备时间戳 timespec64;
b. 调用 core_sys_select，这个是具体的实现，我们下面会重点介绍
c. poll_select_finish：作的主要工作就是更新用户调用select时传进来的 超时参数tvp,我列一下关键代码：
ktime_get_ts64(&rts);
rts = timespec64_sub(*end_time, rts);
if (rts.tv_sec < 0)
rts.tv_sec = rts.tv_nsec = 0;
...
struct timeval rtv;
if (sizeof(rtv) > sizeof(rtv.tv_sec) + sizeof(rtv.tv_usec))
memset(&rtv, 0, sizeof(rtv));
rtv.tv_sec = rts.tv_sec;
rtv.tv_usec = rts.tv_nsec / NSEC_PER_USEC;
if (!copy_to_user(p, &rtv, sizeof(rtv)))
return ret;
可以看到先获取当前的时间戳，然后通过timespec64_sub和传入的时间戳（接中传入的是超时时间，实现时会转化为时间戳）求出差值，将此差值传回给用户，即返回了剩余的超时时间。所以这个地方是个小陷阱，用户在调用select时，需要每次重新初始化这个超时时间。
通过 core_sys_select 实现
这个函数主要功能是在实现真正的select功能前，准备好 fd_set ，即从用户空间将所需的三类 fd_set 复制到内核空间。从下面的代码中你会看到对于每次的 select系统调用，都需要从用户空间将所需的三类 fd_set 复制到内核空间，这里存在性能上的损耗。
int core_sys_select(int n, fd_set __user *inp, fd_set __user *outp,
fd_set __user *exp, struct timespec64 *end_time)
{
fd_set_bits fds;
void *bits;
int ret, max_fds;
size_t size, alloc_size;
struct fdtable *fdt;
/* Allocate small arguments on the stack to save memory and be faster */
long stack_fds[SELECT_STACK_ALLOC/sizeof(long)];
ret = -EINVAL;
if (n < 0)
goto out_nofds;
/* max_fds can increase, so grab it once to avoid race */
rcu_read_lock();
fdt = files_fdtable(current->files);
max_fds = fdt->max_fds;
rcu_read_unlock();
if (n > max_fds)
n = max_fds;
/*
* We need 6 bitmaps (in/out/ex for both incoming and outgoing),
* since we used fdset we need to allocate memory in units of
* long-words.
*/
size = FDS_BYTES(n);
bits = stack_fds;
if (size > sizeof(stack_fds) / 6) {
/* Not enough space in on-stack array; must use kmalloc */
ret = -ENOMEM;
if (size > (SIZE_MAX / 6))
goto out_nofds;
alloc_size = 6 * size;
bits = kvmalloc(alloc_size, GFP_KERNEL);
if (!bits)
goto out_nofds;
}
fds.in = bits;
fds.out = bits + size;
fds.ex = bits + 2*size;
fds.res_in = bits + 3*size;
fds.res_out = bits + 4*size;
fds.res_ex = bits + 5*size;
if ((ret = get_fd_set(n, inp, fds.in)) ||
(ret = get_fd_set(n, outp, fds.out)) ||
(ret = get_fd_set(n, exp, fds.ex)))
goto out;
zero_fd_set(n, fds.res_in);
zero_fd_set(n, fds.res_out);
zero_fd_set(n, fds.res_ex);
ret = do_select(n, &fds, end_time);
if (ret < 0)
goto out;
if (!ret) {
ret = -ERESTARTNOHAND;
if (signal_pending(current))
goto out;
ret = 0;
}
if (set_fd_set(n, inp, fds.res_in) ||
set_fd_set(n, outp, fds.res_out) ||
set_fd_set(n, exp, fds.res_ex))
ret = -EFAULT;
out:
if (bits != stack_fds)
kvfree(bits);
out_nofds:
return ret;
}
代码中的注释很清晰，我们这里简单过一下：
分五步：
-
规范化
select系统调用传入的第一个参数 n/* max_fds can increase, so grab it once to avoid race */ rcu_read_lock(); fdt = files_fdtable(current->files); max_fds = fdt->max_fds; rcu_read_unlock(); if (n > max_fds) n = max_fds;这个n是三类不同的
fd_set中所包括的fd数值的最大值 + 1, linux task打开句柄从0开始，不加1的话可能会少监控fd.用户在使用时可以有个偷懒的作法，就是将这个n设置 为
FD_SETSIZE，通常 是1024, 这将监控的范围扩大到了上限，但实际上远没有这么多fd需要监控，浪费资源。linux man中的解释如下：
nfds should be set to the highest-numbered file descriptor in any of the three sets, plus 1. The indicated file descriptors in each set are checked, up to this limit (but see BUGS).
计算内核空间所需要的
fd_set的空间, 内核态需要三个fd_set来容纳用户态传递过来的参数，还需要三个fd_set来容纳select调用返回后生成的三灰fd_set, 即一共是6个fd_set
long stack_fds[SELECT_STACK_ALLOC/sizeof(long)];
. . .
size = FDS_BYTES(n);
bits = stack_fds;
if (size > sizeof(stack_fds) / 6) {
/* Not enough space in on-stack array; must use kmalloc */
ret = -ENOMEM;
if (size > (SIZE_MAX / 6))
goto out_nofds;
alloc_size = 6 * size;
bits = kvmalloc(alloc_size, GFP_KERNEL);
if (!bits)
goto out_nofds;
}
fds.in = bits;
fds.out = bits + size;
fds.ex = bits + 2*size;
fds.res_in = bits + 3*size;
fds.res_out = bits + 4*size;
fds.res_ex = bits + 5*size;
这里有个小技巧，先从内核栈上分配空间，如果不够用，才使用 kvmalloc分配。
通过 size = FDS_BYTES(n);计算出单一一种fd_set所需字节数，
再能过 alloc_size = 6 * size; 即可计算出所需的全部字节数。
-
初始化用作参数的和用作返回值的两类
fd_setif ((ret = get_fd_set(n, inp, fds.in)) || (ret = get_fd_set(n, outp, fds.out)) || (ret = get_fd_set(n, exp, fds.ex))) goto out; zero_fd_set(n, fds.res_in); zero_fd_set(n, fds.res_out); zero_fd_set(n, fds.res_ex);主要使用
copy_from_user和memset来实现。 真正实现部分
do_select， 我们在下面详讲-
返回结果复制回用户空间
if (set_fd_set(n, inp, fds.res_in) || set_fd_set(n, outp, fds.res_out) || set_fd_set(n, exp, fds.res_ex)) ret = -EFAULT;
这里又多了一次内核空间到用户空间的copy, 而且我们看到返回值也是用fd_set结构来表示，这意味着我们在用户空 间处理里也需要遍历每一位。
精华所在 do_select
wait queue
这里用到了Linux里一个很重要的数据结构 wait queue, 我们暂不打算展开来讲，先简单来说下其用法，比如我们在进程中read时经常要等待数据准备好，我们用伪码来写些流程：
// Read 代码
for (true) {
if 数据准备好 {
拷贝数据到用户空间buffer
return
} else {
创建一个 wait_queue_entry_t wait_entry;
wait_entry.func = 自定义函数，被唤醒时会调用
wait_entry.private = 自定义的数据结构
将此 wait_entry 加入要读取数据的 设备的等待队列
set_current_state(TASK_INTERRUPTIBLE) // 将当前进程状态设置为 TASK_INTERRUPTIBLE
schedule() // 将当前进程调度走，进行进程切换
}
}
// 设备驱动端代码
if 设备有数据可读 {
for ( 遍历其wait_queue ) {
唤醒 每一个 wait_queue_entry
调用 wait_entry.func {
将上面读取进程状态设置为 TASK_RUNNING，并加入CPU核的运行队列，被再次调度后，将读取到数据
}
}
}
do_select源码走读
-
获取当前三类
fd_set中最大的fdrcu_read_lock(); retval = max_select_fd(n, fds); rcu_read_unlock(); n = retval;上面
n = retval中的n, 即为三类fd_set中最大的fd, 也是下面要介绍的循环体的上限 -
初始化用作wait queue中的 wait entry 的private数据结构
poll_initwait(&table); -
核心循环体
我们讲注释写在这个代码块里
// 最外面是一个无限循环，它只有在poll到有效的事件，或者超时，或者有中断发生时，才会退出 for (;;) { unsigned long *rinp, *routp, *rexp, *inp, *outp, *exp; bool can_busy_loop = false; // 首先获取需要监控的三类fd_set, 其实是 unsigned long 数组 inp = fds->in; outp = fds->out; exp = fds->ex; // 初始化用于保存返回值的三类 fd_set对应的unsigned long 数组 rinp = fds->res_in; routp = fds->res_out; rexp = fds->res_ex; // 开始循环遍历覆盖的所有fd, 以上面得到的 n 上限 for (i = 0; i < n; ++rinp, ++routp, ++rexp) { unsigned long in, out, ex, all_bits, bit = 1, j; unsigned long res_in = 0, res_out = 0, res_ex = 0; __poll_t mask; in = *inp++; out = *outp++; ex = *exp++; all_bits = in | out | ex; if (all_bits == 0) { // 如果走到这里，说明在三类fd_set的数组中，与当前下标对应的三个unsigned long的每一位均为0, 即当前 // 不存在任何监控的fd, 开始下一次循环 i += BITS_PER_LONG; continue; } // 前面介绍过 fd_set的数组元素是 unsigned long, 即一个元素可表示64个fd, 这里依次遍历这64个bits for (j = 0; j < BITS_PER_LONG; ++j, ++i, bit <<= 1) { struct fd f; if (i >= n) break; if (!(bit & all_bits)) continue; // 走到这里，说明当前bit位上有监控的fd f = fdget(i); if (f.file) { // 针对当前fd, 设置其需要监控的事件 wait_key_set(wait, in, out, bit, busy_flag); // vfs_poll 是重中之重，我们下一节会单独讲解，这里先说明它所作的事 // 1. 初始化wait entry, 将其加入到这个fd对应的socket的等待队列中 // 2. 获取当前socket是否有读，写，异常等事件并返回 mask = vfs_poll(f.file, wait); fdput(f); // 按位与，看是否有相关事件 if ((mask & POLLIN_SET) && (in & bit)) { res_in |= bit; retval++; wait->_qproc = NULL; } if ((mask & POLLOUT_SET) && (out & bit)) { res_out |= bit; retval++; wait->_qproc = NULL; } if ((mask & POLLEX_SET) && (ex & bit)) { res_ex |= bit; retval++; wait->_qproc = NULL; } /* got something, stop busy polling */ if (retval) { can_busy_loop = false; busy_flag = 0; /* * only remember a returned * POLL_BUSY_LOOP if we asked for it */ } else if (busy_flag & mask) can_busy_loop = true; } } // 按unsigned long赋值给返回值数组元素 if (res_in) *rinp = res_in; if (res_out) *routp = res_out; if (res_ex) *rexp = res_ex; // 这里有两层for循环，这里主动出让CPU, 进行一次调度 cond_resched(); } wait->_qproc = NULL; // 四种情况下会返回 // 1. 任意监控的fd上有事件发生 // 2. 超时 // 3. 有中断发生 // 4. wait queue相关操作发生错误 if (retval || timed_out || signal_pending(current)) break; if (table.error) { retval = table.error; break; } ...... // 当前监控的fd上没有事件发生，也没有超时或中断发生， // 将当前进程设置为 TASK_INTERRUPTIBLE， 并调用 schedule // 等待事件发生时，对应的socket将当前进程唤醒后，从 这里 // 继续运行 if (!poll_schedule_timeout(&table, TASK_INTERRUPTIBLE, to, slack)) timed_out = 1; }简单总结如下：
a. 循环遍历每一个监控的fd；
b. 有下列情况之一则返回：
1. 任意监控的fd上有事件发生 2. 超时 3. 有中断发生 4. wait queue相关操作发生错误c. 如查无上述情况，将当前进程设置为 TASK_INTERRUPTIBLE， 并调用
schedule作进程切换;d. 等待socket 事件发生，对应的socket将当前进程唤醒后，当前进程被再次调度切换回来，继续运行;
细心的你可能已经发现，这个有个影响效率的问题：即使只有一个监控中的fd有事件发生，当前进程就会被唤醒，然后要将所有监控的fd都遍历一边，依次调用
vfs_poll来获取其有效事件，好麻烦啊～～～
vfs_poll 讲解
- 调用层级
-
作用：
1. 初始化wait entry, 将其加入到这个fd对应的socket的等待队列中 2. 获取当前socket是否有读，写，异常等事件并返回 -
加入等待队列时，最终会调用
fs_select.c中的__pollwaitstatic void __pollwait(struct file *filp, wait_queue_head_t *wait_address, poll_table *p) { struct poll_wqueues *pwq = container_of(p, struct poll_wqueues, pt); struct poll_table_entry *entry = poll_get_entry(pwq); if (!entry) return; entry->filp = get_file(filp); entry->wait_address = wait_address; entry->key = p->_key; init_waitqueue_func_entry(&entry->wait, pollwake); entry->wait.private = pwq; // 加入到socket的等待队列 add_wait_queue(wait_address, &entry->wait); }
总结
-
select调用中每类fd_set中最多容纳1024个fd； - 每次调用
select都需要将三类fd_set从用户空间复制到内核空间; -
wait queue是个好东西，select会被当前进程task加入到每一个监控的socket的等待队列; -
select进程被唤醒后即使只有一个被监控的fd有事件发生，也会再次将所有的监控fd遍历一次; - 在遍历fd的过程中会调用
cond_resched（）来主动出让CPU, 作进程切换;
