注：之前写过两篇关于epoll实现的文章，但是感觉懂得了实现原理并不一定会使用，所以又决定写这一系列文章，希望能够对epoll有比较清楚的认识。是请大家转载务必注明出处，算是对我劳动成果的一点点尊重吧。另外，文中如果有不全面或者不正确的地方还请大家指出。也可以私信或者发邮件：lvyilong316@163.com
1. ET模式实现分析
1.1 ET和LT的实现区别
首先给出下面一张图，这张图是从我之前的一篇博文——epoll实现分析中摘取并细化的。这张图对理解ET模式已经epoll的工作过程只管重要，当然我自己总结出来后也感觉有的小成就，在这里与大家分享。
注：上图的poll不要理解成和select相似那个poll，这是通过epoll_ctl调用的。
下面简要分析一下epoll的工作过程：
(1) epoll_wait调用ep_poll，当rdlist为空（无就绪fd）时挂起当前进程，知道rdlist不空时进程才被唤醒。
(2) 文件fd状态改变（buffer由不可读变为可读或由不可写变为可写），导致相应fd上的回调函数ep_poll_callback()被调用。
(3) ep_poll_callback将相应fd对应epitem加入rdlist，导致rdlist不空，进程被唤醒，epoll_wait得以继续执行。
(4) ep_events_transfer函数将rdlist中的epitem拷贝到txlist中，并将rdlist清空。
(5) ep_send_events函数（很关键），它扫描txlist中的每个epitem，调用其关联fd对用的poll方法（图中蓝线）。此时对poll的调用仅仅是取得fd上较新的events（防止之前events被更新），之后将取得的events和相应的fd发送到用户空间（封装在struct epoll_event，从epoll_wait返回）。之后如果这个epitem对应的fd是LT模式监听且取得的events是用户所关心的，则将其重新加入回rdlist（图中蓝线），否则（ET模式）不在加入rdlist。
具体代码：
/* 扫描整个txlist链表... */
for (eventcnt = 0, uevent = esed->events;
!list_empty(head) && eventcnt < esed->maxevents;) {
/* 取出第一个成员 */
epi = list_first_entry(head, struct epitem, rdllink);
/* 然后从链表里面移除 */
list_del_init(&epi->rdllink);
/* 读取events,
* 注意events我们ep_poll_callback()里面已经取过一次了, 为啥还要再取?
* 1. 我们当然希望能拿到此刻的最新数据, events是会变的~
* 2. 不是所有的poll实现, 都通过等待队列传递了events, 有可能某些驱动压根没传
* 必须主动去读取. */
revents = epi->ffd.file->f_op->poll(epi->ffd.file, NULL) &
epi->event.events;
if (revents) {
/* 将当前的事件和用户传入的数据都copy给用户空间,
* 就是epoll_wait()后应用程序能读到的那一堆数据. */
if (__put_user(revents, &uevent->events) ||
__put_user(epi->event.data, &uevent->data)) {
/* 如果copy过程中发生错误, 会中断链表的扫描,
* 并把当前发生错误的epitem重新插入到ready list.
* 剩下的没处理的epitem也不会丢弃, 在ep_scan_ready_list()
* 中它们也会被重新插入到ready list */
list_add(&epi->rdllink, head);
return eventcnt ? eventcnt : -EFAULT;
}
eventcnt++;
uevent++;
if (epi->event.events & EPOLLONESHOT)
epi->event.events &= EP_PRIVATE_BITS;
else if (!(epi->event.events & EPOLLET)) {
/*
* If this file has been added with Level
* Trigger mode, we need to insert back inside
* the ready list, so that the next call to
* epoll_wait() will check again the events
* availability. At this point, noone can insert
* into ep->rdllist besides us. The epoll_ctl()
* callers are locked out by
* ep_scan_ready_list() holding "mtx" and the
* poll callback will queue them in ep->ovflist.
*/
/* 嘿嘿, EPOLLET和非ET的区别就在这一步之差呀~
* 如果是ET, epitem是不会再进入到readly list,
* 除非fd再次发生了状态改变, ep_poll_callback被调用.
* 如果是非ET, 不管你还有没有有效的事件或者数据,
* 都会被重新插入到ready list, 再下一次epoll_wait
* 时, 会立即返回, 并通知给用户空间. 当然如果这个
* 被监听的fds确实没事件也没数据了, epoll_wait会返回一个0,
* 空转一次.
*/
list_add_tail(&epi->rdllink, &ep->rdllist);
}
}
}
说明：
l epoll_wait返回的条件是rdlist不空，而使rdlist不空的途径有两个，分别对应图中的红线和蓝线。
l ET和LT模式下的epitem都可以通过红线方式加入rdlist从而唤醒epoll_wait，但LT模式下的epitem还可以通过蓝线方式重新加入rdlist唤醒epoll_wait。所以ET模式下，fd就绪（通过红线加入rdlist）只会被通知一次，而LT模式下只要满足相应读写条件就返回就绪（通过蓝线加入rdlist）。
l ET事件发生仅通知一次的原因是只被添加到rdlist中一次，而LT可以有多次添加的机会。
1.2 两种加入rdlist途径的不同
下面我们来分析一下图中两种将epitem加入rdlist方式（也就是红线和蓝线）的区别。
l 红线：fd状态改变是才会触发。那么什么情况会导致fd状态的改变呢？
对于读取操作：
(1) 当buffer由不可读状态变为可读的时候，即由空变为不空的时候。
(2) 当有新数据到达时，即buffer中的待读内容变多的时候。
对于写操作：
(1) 当buffer由不可写变为可写的时候，即由满状态变为不满状态的时候。
(2) 当有旧数据被发送走时，即buffer中待写的内容变少得时候。
l 蓝线：fd的events中有相应的时间（位置1）即会触发。那么什么情况下会改变events的相应位呢？
对于读操作：
(1) buffer中有数据可读的时候，即buffer不空的时候fd的events的可读为就置1。
对于写操作：
(1) buffer中有空间可写的时候，即buffer不满的时候fd的events的可写位就置1。
说明：红线是时间驱动被动触发，蓝线是函数查询主动触发。
原文:http://blog.chinaunix.net/xmlrpc.php?r=blog/article&uid=28541347&id=4273856
