Linux select 一网打尽

前言

通过阅读本文，帮你理清select的来龙去脉， 你可以从中了解到：

• 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

select.png

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_set 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); 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fd rcu_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

vfs_poll.png

• 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 __pollwait static 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;